基于標識/位置分離的新型移動(dòng)性管理機制研究
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3.1 三種命名空間
本方案定義了一種主機名HN(Host Name)的名字空間，所以系統中一共有三種命名空間：HN，EID，RLOC。相應的需要兩種映射系統：HN至EID，EID至RLOC。整個(gè)系統的結構如圖3所示。HN是不變的且全球惟一的主機標識，EID用來(lái)標識MN的應用程序。MN的EID在節點(diǎn)移動(dòng)至別的LISP區域時(shí)會(huì )發(fā)生改變。HN是長(cháng)度可變的、可讀的、方便記憶的，而EID是用在LISP數據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 )框架及數據傳輸示意圖
為了從HN獲得對端的EID，本方案引入了HN—EID映射系統。該映射系統可以通過(guò)修改DNS系統來(lái)實(shí)現，考慮到終端可能存在多個(gè)EID的情況，HN與EID的映射關(guān)系可能是一對多的關(guān)系，因此我們做了一個(gè)Priority的擴展，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區域就會(huì )動(dòng)態(tài)獲得一個(gè)新的EID。相應的，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)，當它移動(dòng)到位置C后，會(huì )話(huà)(2)就被轉交給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)程的注冊和切換信令的交互示意。
首先，每個(gè)ETR在自己的位置注冊自己的EID前綴到相應的映射服務(wù)器上，如圖4步驟1所示。當MN從位置A啟動(dòng)時(shí)，它根據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)數據包。當ITR/ETR_A收到這個(gè)包時(shí)，它應該獲得該目的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，數據通過(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)和數據初始化與標準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將被注冊到HN-EID映射系統里如圖4中步驟7和B所示。
現在HN-EID映射系統里面存在一個(gè)HN(mn@hpnl.ac.cn)對應兩個(gè)不同優(yōu)先級的EID(10.0.0.1 和11.0.0.1)的條目。由于現在該MN節點(diǎn)在位置C，所以把EID_2的優(yōu)先級設置比EID_1高。這樣在后續的應用中就采用EID_2作MN的目的地址。
然而，會(huì )話(huà)(1)中的數據包仍然使用EID_1作源地址來(lái)保持會(huì )話(huà)的連貫性。當ITR/ETR_C接到終端發(fā)來(lái)的會(huì )話(huà)(1)的數據包時(shí)，它認識到該MN需要移動(dòng)性支持，因為該包中的源地址EID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ITR/ETR_A接收到該更新后，它就添加該EID對應的RLOC的映射條目，并賦之更高的優(yōu)先級。這樣，任何指向EID_1的映射請求都會(huì )被返回2.0.0.1，指向位置C。而別的來(lái)自10.0.0.0/24區域的主機請求仍舊指向位置A。這樣該方案保持了LISP映射系統的規模性和匯聚性。
該方案在更新完MN的EID至RLOC映射數據庫后，開(kāi)始進(jìn)行快速的位置更新以實(shí)現快速切換。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不必要去請求映射系統來(lái)獲知MN的新RLOC。然后，ITR/ETR_A將緩存中發(fā)往MN的數據發(fā)往ITR/ETR_C，直至數據被直接發(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映射系統來(lái)獲取MN的EID，被告知兩個(gè)不同優(yōu)先級的EID_1 和EID_2，如圖4中模塊C所示。CN_2根據自己的設置來(lái)選擇一個(gè)EID與之通信，多數情況下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)數據包。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)為不同的應用保持會(huì )話(huà)(1)和(2)，所以該方案可以在LISP架構中提供一個(gè)動(dòng)態(tài)靈活的移動(dòng)性支持。
4 方案評估
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架構固有的優(yōu)點(diǎn)，如對路由可擴展性支持和終端位置隱私性等，能夠較好地適應未來(lái)網(wǎng)絡(luò )的發(fā)展。與LISP-MN機制相對比，本文提出的方案有以下幾個(gè)方面的優(yōu)勢(見(jiàn)表1)。
表1 本方案與LISP-MN性能對比
(1)基于網(wǎng)絡(luò )的方式
LISP-MN是基于主機的，而本文提出的方案是基于網(wǎng)絡(luò )側的，與LISP的實(shí)際目標一致。所以對于終端來(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)，對于網(wǎng)絡(luò )側來(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，便于部署與實(shí)施。
(2)更快的查找速度
對于LISP-MN，每次數據通信需要進(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)映射系統的性能在LISP架構中起著(zhù)十分重要的作用，每多進(jìn)行一次映射系統的查詢(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的查詢(xún)時(shí)間，這也在一定程度上減小了系統的切換延時(shí)。
(3)更低的系統開(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方案傳輸的數據包是經(jīng)過(guò)兩層封裝的IP數據包，整個(gè)報頭占數據包較大比重，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。
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