基于標(biāo)識(shí)/位置分離的新型移動(dòng)性管理機(jī)制研究

3.1　三種命名空間

本方案定義了一種主機(jī)名HN(Host Name)的名字空間，所以系統(tǒng)中一共有三種命名空間：HN，EID，RLOC。相應(yīng)的需要兩種映射系統(tǒng)：HN至EID，EID至RLOC。整個(gè)系統(tǒng)的結(jié)構(gòu)如圖3所示。HN是不變的且全球惟一的主機(jī)標(biāo)識(shí)，EID用來(lái)標(biāo)識(shí)MN的應(yīng)用程序。MN的EID在節(jié)點(diǎn)移動(dòng)至別的LISP區(qū)域時(shí)會(huì)發(fā)生改變。HN是長(zhǎng)度可變的、可讀的、方便記憶的，而EID是用在LISP數(shù)據(jù)包中頭部的源地址或目的地址的IPv4或IPv6地址，它是不可讀的。

圖3　移動(dòng)性管理網(wǎng)絡(luò)框架及數(shù)據(jù)傳輸示意圖

為了從HN獲得對(duì)端的EID，本方案引入了HN—EID映射系統(tǒng)。該映射系統(tǒng)可以通過(guò)修改DNS系統(tǒng)來(lái)實(shí)現(xiàn)，考慮到終端可能存在多個(gè)EID的情況，HN與EID的映射關(guān)系可能是一對(duì)多的關(guān)系，因此我們做了一個(gè)Priority的擴(kuò)展，其格式見(jiàn)圖3。關(guān)于如何使用此映射下面將會(huì)詳細(xì)介紹。

3.2　動(dòng)態(tài)移動(dòng)管理方案

在該方案中，MN一旦進(jìn)入到一個(gè)新的LISP區(qū)域就會(huì)動(dòng)態(tài)獲得一個(gè)新的EID。相應(yīng)的，新開(kāi)啟的會(huì)話(huà)將采用新的EID作源地址或目的地址，而老的會(huì)話(huà)為了支持移動(dòng)性仍然采用舊的EID。

圖3表示了該方案的一個(gè)實(shí)例：MN在位置A與CN_1產(chǎn)生會(huì)話(huà)(1)，當(dāng)它移動(dòng)到位置C后，會(huì)話(huà)(2)就被轉(zhuǎn)交給C。同時(shí)，CN_2在MN移動(dòng)到位置C后向它發(fā)起新的會(huì)話(huà)(2)。圖4表示了整個(gè)過(guò)程的注冊(cè)和切換信令的交互示意。

圖4　移動(dòng)性管理方案注冊(cè)及切換流程圖

首先，每個(gè)ETR在自己的位置注冊(cè)自己的EID前綴到相應(yīng)的映射服務(wù)器上，如圖4步驟1所示。當(dāng)MN從位置A啟動(dòng)時(shí)，它根據(jù)EID前綴(10.0.0.0/24)配置得到EID_1(10.0.0.1)。然后，MN開(kāi)始和CN_1通信。首先，MN通過(guò)查詢(xún)HN-EID映射系統(tǒng)獲得CN_1的EID(12.0.0.1)，如圖4中A所示。然后，MN分別以10.0.0.1和12.0.0.1作為源地址和目的地址發(fā)出第一個(gè)數(shù)據(jù)包。當(dāng)ITR/ETR_A收到這個(gè)包時(shí)，它應(yīng)該獲得該目的EID的RLOC。因此，如圖4中步驟3~5所示，ITR/ETR_A執(zhí)行RLOC查詢(xún)操作，該操作與LISP中相同。然后，ITR/ETR_B的地址就以RLOC(3.0.0.1)的形式返回。最后，數(shù)據(jù)通過(guò)在ITR/ETR_A和 ITR/ETR_B處封裝和解封裝來(lái)完成在核心網(wǎng)內(nèi)的傳輸。

圖3中，模塊(a)描述了會(huì)話(huà)(1)的封裝和解封裝的過(guò)程。在位置A處的映射查詢(xún)和數(shù)據(jù)初始化與標(biāo)準(zhǔn)LISP中一樣。然后，MN移至位置C，而會(huì)話(huà)(1)需要保持并移交至新接入點(diǎn)。在該方案中，MN在位置C處獲得新的EID_2(11.0.0.1)。然后，EID_2將被注冊(cè)到HN-EID映射系統(tǒng)里如圖4中步驟7和B所示。

現(xiàn)在HN-EID映射系統(tǒng)里面存在一個(gè)HN(mn@hpnl.ac.cn)對(duì)應(yīng)兩個(gè)不同優(yōu)先級(jí)的EID(10.0.0.1 和11.0.0.1)的條目。由于現(xiàn)在該MN節(jié)點(diǎn)在位置C，所以把EID_2的優(yōu)先級(jí)設(shè)置比EID_1高。這樣在后續(xù)的應(yīng)用中就采用EID_2作MN的目的地址。

然而，會(huì)話(huà)(1)中的數(shù)據(jù)包仍然使用EID_1作源地址來(lái)保持會(huì)話(huà)的連貫性。當(dāng)ITR/ETR_C接到終端發(fā)來(lái)的會(huì)話(huà)(1)的數(shù)據(jù)包時(shí)，它認(rèn)識(shí)到該MN需要移動(dòng)性支持，因?yàn)樵摪械脑吹刂稥ID與它自己的EID前綴不匹配。然后，ITR/ETR_C發(fā)出EID-RLOC的映射更新消息給ITR/ETR_A，如圖4中步驟8~10。當(dāng)ITR/ETR_A接收到該更新后，它就添加該EID對(duì)應(yīng)的RLOC的映射條目，并賦之更高的優(yōu)先級(jí)。這樣，任何指向EID_1的映射請(qǐng)求都會(huì)被返回2.0.0.1，指向位置C。而別的來(lái)自10.0.0.0/24區(qū)域的主機(jī)請(qǐng)求仍舊指向位置A。這樣該方案保持了LISP映射系統(tǒng)的規(guī)模性和匯聚性。

該方案在更新完MN的EID至RLOC映射數(shù)據(jù)庫(kù)后，開(kāi)始進(jìn)行快速的位置更新以實(shí)現(xiàn)快速切換。首先，ITR/ETR_A通知ITR/ETR_B，更新其EID-RLOC的緩存，如圖4中步驟11所示。所以ITR/ETR_B不必要去請(qǐng)求映射系統(tǒng)來(lái)獲知MN的新RLOC。然后，ITR/ETR_A將緩存中發(fā)往MN的數(shù)據(jù)發(fā)往ITR/ETR_C，直至數(shù)據(jù)被直接發(fā)往RLOC_2為止，如圖3中模塊b所示。因此，該方案可以在保持一個(gè)低時(shí)延和丟包率的情況下提供快速平滑的切換。

現(xiàn)在位置B中的CN_2想與位置C中的MN通信。它先通過(guò)查詢(xún)HN-EID映射系統(tǒng)來(lái)獲取MN的EID，被告知兩個(gè)不同優(yōu)先級(jí)的EID_1 和EID_2，如圖4中模塊C所示。CN_2根據(jù)自己的設(shè)置來(lái)選擇一個(gè)EID與之通信，多數(shù)情況下EID_2是被推薦的。然后CN_2就以EID_2為目的地發(fā)出第一個(gè)數(shù)據(jù)包。接下來(lái)的映射和封裝與LISP中相同(見(jiàn)圖4中步驟12-14和圖3中會(huì)話(huà)2)?？梢钥闯鯩N可以同時(shí)為不同的應(yīng)用保持會(huì)話(huà)(1)和(2)，所以該方案可以在LISP架構(gòu)中提供一個(gè)動(dòng)態(tài)靈活的移動(dòng)性支持。

4　方案評(píng)估

本文提出的移動(dòng)性管理方案是基于身份/位置分離思想的，因此繼承了LISP架構(gòu)固有的優(yōu)點(diǎn)，如對(duì)路由可擴(kuò)展性支持和終端位置隱私性等，能夠較好地適應(yīng)未來(lái)網(wǎng)絡(luò)的發(fā)展。與LISP-MN機(jī)制相對(duì)比，本文提出的方案有以下幾個(gè)方面的優(yōu)勢(shì)(見(jiàn)表1)。

表1　本方案與LISP-MN性能對(duì)比

(1)基于網(wǎng)絡(luò)的方式

LISP-MN是基于主機(jī)的，而本文提出的方案是基于網(wǎng)絡(luò)側(cè)的，與LISP的實(shí)際目標(biāo)一致。所以對(duì)于終端來(lái)說(shuō)，沒(méi)有軟件上的要求，只要是普通終端就可以;同時(shí)，對(duì)于網(wǎng)絡(luò)側(cè)來(lái)說(shuō)，只要在邊緣路由器上添加一些功能上的改進(jìn)就可以實(shí)現(xiàn)，便于部署與實(shí)施。

(2)更快的查找速度

對(duì)于LISP-MN，每次數(shù)據(jù)通信需要進(jìn)行兩次EID-RLOC映射查詢(xún)，而本文提出的方案只需要一次查詢(xún)即可。整個(gè)映射系統(tǒng)的性能在LISP架構(gòu)中起著十分重要的作用，每多進(jìn)行一次映射系統(tǒng)的查詢(xún)，所造成的切換時(shí)延將會(huì)加倍。本方案有效地降低了系統(tǒng)的查詢(xún)時(shí)間，這也在一定程度上減小了系統(tǒng)的切換延時(shí)。

(3)更低的系統(tǒng)開(kāi)銷(xiāo)

本文提出的方案只需要進(jìn)行一次封裝與解封;而LISP-MN方案則需要兩次封裝和解封。特別是在核心網(wǎng)中，LISP-MN方案?jìng)鬏數(shù)臄?shù)據(jù)包是經(jīng)過(guò)兩層封裝的IP數(shù)據(jù)包，整個(gè)報(bào)頭占數(shù)據(jù)包較大比重，帶寬利用率較低。相比而言，本文提出的方案僅有一次封裝，能夠較好地利用網(wǎng)絡(luò)帶寬。