復雜深空通信網絡的LTP 傳遞時延建模及驗證*

余 果 董振興 朱 巖

1(中國科學院國家空間科學中心 北京 100190)

2(中國科學院大學 北京 100049)

0 引言

隨著深空探測的日益興起，為執行深空探測任務的空間飛行器提供可靠、高效的通信服務成為亟待解決的事情。延遲/中斷容忍網絡（Delay/Disruption Tolerant Network, DTN）由于能夠解決深空探測所面臨的路徑損失、巨大的時延、鏈路中斷等深空通信問題，成為深空通信網絡的主要協議體系架構[1–3]。1998 年，美國噴氣推進實驗室（Jet Propulsion Laboratory, JPL）為了推進行星際互聯網（InterPlaNetary Internet, IPN）的研究，提出了延遲容忍網絡的框架。2004 年初，美國國防高級研究計劃局（Defense Advanced Research Projects Agency, DARPA）提出中斷容忍網絡的概念，與延遲容忍網絡融合，成為延遲/中斷容忍網絡DTN。

為了提供可靠、高效的空間通信數據傳輸服務，隨著DTN 的提出，一些相關的DTN 協議也相繼提出。其 中LTP（Licklider Transmission Protocol，Licklider 傳輸協議）是針對具有極長的傳播延遲且存在中斷的點到點連接而設計的，適用于深空通信。對于LTP，已有一些實驗及理論研究成果。文獻[4,5]分別針對一跳、兩跳通信場景建立了LTP 的文件傳輸時間理論模型并對其進行了驗證。文獻[6]對一跳通信場景中存在中斷情況下的LTP 傳輸機制進行了理論分析，建立基于BP（Bundle Protocol）/LTP 協議傳輸數據排隊時間的理論模型。文獻[7]用馬爾可夫鏈的計算方式給出LTP block 在一跳上傳輸時間的精確和近似兩種計算模型，并驗證了其正確性以及優越性。以上研究大多是在一至兩跳的簡化場景下，對深空通信網絡的LTP 傳輸機制進行分析，這樣的研究結論在存在多個中繼節點的復雜場景下可能并不適用。文獻[8]雖是對復雜場景下的LTP 文件傳遞時延進行了理論模型的建立，但其基于的是bundle 保管開啟狀態下的數據傳輸機制。Bundle Protocol Version 7[9]規定，如果下層協議具有可靠的傳輸機制，則BP 的保管機制關閉，BP 層的可靠傳輸責任交由下層協議來完成。因此，文獻[8]所研究的數據傳輸方式在以LTP 為傳輸協議的深空通信中并不適用。

針對以上問題，本文在基于DTN 的復雜深空通信網絡中，分析LTP 在bundle 保管關閉狀態下的多跳數據傳輸機制，建立復雜深空通信網絡的LTP 傳遞時延模型，為未來深空通信網絡的數據傳輸性能預測提供理論依據。

1 LTP 傳輸機制分析

LTP 的核心設計思想來源于CCSDS（Consultative Committee for Space Data Systems）文件傳輸協議（CCSDS File Transfer Protocol, CFDP），是為具有高延遲且斷續連接特點的網絡而設計的傳輸層協議，其既可以運行于用戶數據報協議（User Datagram Protocol, UDP）之上，也可直接運行于CCSDS 的數據鏈路層協議之上。LTP 以聚合在LTP block 中的紅綠數據段區分，提供可靠及非可靠兩種傳輸機制，紅色數據段代表該段數據采用可靠傳輸模式，綠色數據段代表該段數據采用非可靠傳輸模式[10]。

LTP 在一跳上的數據傳輸過程可以分為發送和重傳兩個階段。在發送階段，發送端以block 為傳輸單元，被分割為多個segment，向接收端發送數據。block 中可能包含紅綠兩種segment，紅色segment 全部排在綠色segment 之前。在最后一個紅色segment 上 帶 有EORP（End of Red Part）和CP（Check Point）標識，表示紅色segment 已發送完畢并向接收端請求紅色segment 的確認信息，在最后一個segment 上標有EOP（End of Part）標識，表示一個block 中的所有數據（包括紅綠兩種segment）發送完畢，至此發送階段結束。在重傳階段，當接收端收到帶有CP 的segment 時，檢查當前已經接收到的block 中的segment，然后向發送端發送RS（Report Segment），告知發送端有哪些segment 未成功接收；當發送端收到RS 后，向接收端發送RA（Report Acknowledgment），然后重發丟失的數據并在最后一個segment 上標識CP。重復以上重傳階段的傳輸過程，直到全部紅色segment 均傳輸成功。RS 和CP 均基于超時重傳機制，若定時器超時仍未收到對端相應的回應，則會發起重傳。

以上分析了一跳的簡單場景中單個block 的數據傳輸過程。然而在實際的深空通信中，由于距離較遠，源端與目的端之間可能需要多個中繼，整個通信顯然不是一跳的數據傳輸可以完成，而這源端和目的端以及中間的所有中繼就構成了一個復雜通信場景。LTP 在傳輸一個文件時，可能會分成多個block 進行傳輸，且在LTP 中可以同時開啟多個session，一個session 傳輸一個block，則在多跳數據傳輸的復雜通信場景中，傳輸由多個block 組成的文件時，其傳輸過程更為復雜。圖1 給出了在復雜場景下的LTP 傳輸過程。

圖1 復雜深空通信網絡LTP 詳細傳輸過程Fig. 1 Detailed transmission process of LTP in a complex deep space network

如圖1 所示，一個由5 個block 組成的文件由源端經三跳傳遞到目的端，用紅、橙、黃、綠、藍依次表示第1～5 個block，為了表述方便，將其編號為1～5。由于RA 的發送以及因RA 的丟失而引起的重傳不會對整個文件傳遞時間產生影響。因此，圖1 中并未顯示出RA 的傳遞情況。如圖1 所示，數據在第一跳傳輸時，block 2, 3, 5 經過1 次重傳，block 1, 4 經過2 次 重 傳。其 中，block 2 因CP 丟 失 一 次，則該block 的傳輸時延還包括重傳CP 時等待定時器到期的時間，block 5 因丟失的RS 是數據傳輸完成后的確認RS，則重傳該RS 時等待定時器到期的時間不包括在該block 的傳輸時延中，則在第一跳上，block 的到達次序依次是block 3, 5, 1, 2, 4。第二跳為整個數據傳輸中單程時延最長的一跳，且每個block 在該跳的發送時間也是最長的。在第三個block 到達第二跳的發送節點，開啟整個文件在第二跳的傳輸之后，block 5, 1, 2, 4 依次發出，但因每個block 到達第二跳的時間不同，且block 3, 5 和block 2, 4 的到達時間間隔大于一個block 在第二跳的發送時間，因此5 個block 在第二跳發送時，其間存在空閑時間；又因block 在第二跳的發送時間大于部分block 到達第二跳發送節點的到達時刻間隔，因此存在block 在第二跳的發出時刻晚于在第一跳的交付完成時刻的情況。在第三跳發送節點上，因第三跳上單個block 的發送時間最小，則每個block 的發送時刻之間均存在空閑時間；又因第三跳的鏈路時延遠小于第二跳，則該跳上block 的到達次序與發送次序相同。至此，整個文件完成了在復雜深空通信網絡中多跳場景下的LTP 文件傳輸。

2 LTP 傳遞時延建模

經過以上分析可知，文件在復雜深空通信網絡中傳輸時，除了在第一跳上block 可以接連發出外，其余每一跳上的block 發送均會存在不等的空閑時間間隔，且可能出現在上一跳已經完成交付的block 在當前跳無法立刻發出的情況。另外，數據在復雜網絡中傳輸時以單個block 為單位而非以整個文件為單位，使得文件在每一跳上的總傳輸時延之間存在時間重疊。因此，對于多跳場景下的復雜深空通信網絡，其LTP 傳遞時延并不能以各跳上的LTP 傳遞時延的簡單加和來計算。

由對圖1 的LTP 文件傳輸過程分析可知，整個文件在多跳場景下的復雜深空通信網絡中由源端到目的端的傳遞時延，可由下式計算得到：

由此可知，Tfile_multihop主要由三部分組成：（1）在具有最長單程時延的那一跳（假設為第q跳）上，最后完成交付的那個block（為了后續表述方便，將該block 表述為 blockfinal）在該跳上的傳遞時延為Tblock_q_final； （2）文件開始傳輸時至 blockfinal在具有最長單程時延的那一跳上開始傳輸前，所消耗的時間為Tformer； （3）b lockfinal在具有最長單程時延的那一跳上完成傳輸時，至最后整個文件在最后一跳上完成傳輸時，所消耗的時間為Tlatter。由此可列LTP 文件傳遞總時延Tfile_multihop的計算式為

首先計算Tformer， 將其按照前（q-1）跳的跳數分割 為Tformer_1，Tformer_2， ··· ，Tformer_a， ··· ，Tformer_q-1共（q-1）個部分，其中每部分均包含某一個block 的傳播時間、在該block 之前發送的所有block 的傳輸時間以及這期間由于CP 或RS 丟失導致定時器過時而額外增加的時間。

對Tformer_q-1的 計算進行分析。令Nblock表示組成待發送文件的block 個數，b lockq_final可 能是第（q-1）跳 上 第nblock（ 1 ≤nblock≤Nblock） 個 完 成 傳 輸的block（記為b lockq-1_nb） ，則b lockq-1_nb在 第（q-1）跳上的傳播時間可能最大，也可能最小，因此對于Tformer_q-1的傳播時間，這里取單個block 傳播時間的平均值。由于傳播時間主要受到傳播回合數的影響，因此將求取單個block 傳播時間的平均值轉換為求取單個block 完成傳輸時所經歷的傳遞回合數的平均值kmean，即

其中，kmin為僅傳遞一個block 時經歷的傳遞回合數，kmax為傳遞整個文件時經歷的傳遞回合數。

對傳遞一個block 時經歷的傳遞回合數kmin的值進行計算。由于block 被分割為多個segment 進行傳輸，因此一個block 傳輸所經歷的傳輸回合數由該block 中所有segment 經歷的傳輸回合數的最大值決定，即Gblock=Gseg_max， 本文以Gblock的期望來計算kmin。假設一個block 的紅色數據占比為f，令Lseg_payload表 示segment 的 負 載 尺 寸，Lblock表示block 的 尺 寸， 則 該block 由Nseg=(Lblock×f)/Lseg_payload-1個 紅色segment 組成，由此計算kmin, 有

一個block 被拆分為多個segment 進行傳輸，假設一個segment 在傳輸時服從幾何概率分布，則第m次傳輸成功的概率Pseg_m=psegm-1×(1-pseg)，由此可以計算出每個segment 的傳輸總次數的期望值

Ttrans表示傳輸單個block 時發送所有數據所耗時間。令Rdata表示下行數據發送速率，則對于每一個segment， 每 次 的 發 送 時 間 均 為(Lseg_frame/Rdata)Byte·s–1， 一 個block 中 包 含NR=(Lblock×f)/Lseg_payload個 紅 色segment ，NG=(Lblock×(1-f))/Lseg_payload個綠色segment，其中紅色數據采用可靠傳輸機制，綠色數據采取不可靠傳輸機制，則一個block 的總傳輸時間Ttrans可由式（8）計算得到：

對 于Tformer_q-1中 的block 傳 輸 時 間， 由 于blockq_final在 第（q-1）跳的發送次序不定，則取該傳輸時間的均值進行計算, 即

其中，Ttrans_q-1表 示第（q-1）跳上一個block 的傳輸時間，Lseg_frame_q-1表 示第（q-1）跳上的segment 幀長度，Lseg_payload_q-1表 示第（q-1）跳上的segment 應用數據長度，Rdata_q-1表 示第（q-1）跳上的下行數據傳輸速率，pseg_q-1表 示第（q-1）跳上的segment 丟失概率。

CP 段或RS 丟失會導致相應定時器到期而引起CP 段或RS 的重傳，定時器到期所消耗的時間（即定時器設置的到期時間）會使整個傳輸時間額外增加。假設定時器到期時間為Tex，為了防止過早地重傳，Tex應 大于2 倍的Tdelay， 則Tex=2Tdelay+β，其中β為定值，且至少包含RS 的發送時間。這里假設pCP、pRS分別表示CP段和RS的丟失概率，pCP=1-(1-pber)8×LCP_frame，pRS=1-(1-pber)8×LRS_frame，其中LCP_frame表示CP 段在物理信道上傳輸時的尺寸；則CP 段 或RS 丟 失 的 概 率pCP_RS=1-(1-pCP)×(1-pRS)。由此可以計算每個CP 段和RS 傳輸次數之和的期望值

接下來，計算Tblock_q_final。Tblock_q_final包含傳輸時間Ttrans_q_final、 傳播時間Tprop_q_final和額外增加時間Tex_time_q。 對于Tprop_q_final，需要求取最后完成傳輸的block 的傳播時間，因此該block 完成傳遞經歷的傳遞回合數取kmax。對于Ttrans_q_final， 由于 blockfinal在第q跳上的發送次序不定，因此Ttrans_q_final取發送一半文件所消耗的時間。由此可列Tblock_q_final的計算式為

對于Tlatter， 同樣可以按照后（n-q）跳的跳數，將其分割為Tlatter_q+1，Tlatter_q+2， ···，Tlatter_a， ···，Tlatter_n共（n-q）個部分，其中每部分同樣包含傳輸時間、傳播時間和額外增加時間。對于傳播時間，由于Tlatter是從blockq_final在第q跳上完成傳輸起至整個文件被目的節點接收完畢止所消耗的時間，且后面（n-q）跳的鏈路時延均小于第q跳的鏈路時延，則每個Tlatter_a中包含的傳播時間，均為相應每一跳上最后發送同時也是最后完成傳輸的block，在該跳上傳輸時的傳播時間。又因最后發送的block 并不一定是傳遞回合數最多的那個，因此對于每個Tlatter_a的傳播時間及額外增加時間，與其相關的單個block 完成傳輸所經歷的傳遞回合數取kmean， 對于每個Tlatter_a的傳輸時間，取整個文件發送所消耗時間。則Tlatter計 算式如下：

將式（12）～（14）代入式（2），可以計算出復雜深空通信網絡中LTP 傳遞時延Tfile_multihop的值。在復雜深空通信網絡的多跳數據傳輸場景中，LTP 文件傳輸的吞吐率為

3 實驗驗證與結果分析

3.1 復雜深空通信網絡場景及實驗平臺搭建

為了對以上提出的復雜深空通信網絡的LTP 文件傳遞時延模型進行驗證，需要搭建復雜深空通信網絡場景。以當前國際研究熱點火星探測任務為例，選擇中國科學院國家空間科學中心Wu 等[11]提出的通用行星際通信網絡（Universal Interplanetary Communication Network, UNICON）作為中繼星座，搭建基于UNICON 的復雜深空通信網絡（Complex Deep Space Network based on UNICON, UNICON-CDSN）的地火通信仿真場景。UNICON 星座由均勻部署在地火軌道之間的日心軌道上的6 顆通信衛星組成，為金星軌道至主小行星帶范圍內不同深空探測器提供平等的中繼通信和測控服務。以UNICON 為中繼星座設計地火通信場景為：火星－UNICON－GEO（Geostationary Orbit）－地球，選擇1 個火星探測器、6 顆UNICON 衛星、1 顆GEO 衛星和1 個地面站作為通信節點，依據文獻[11]的通用型空間通信網絡測試平臺（Universal Space Communication Network Test-bed, USCNT）搭建方式，搭建基于UNICON-CDSN 的仿真驗證平臺。

為以上搭建的復雜深空通信網絡配置LTP 協議部署方案，即每個通信節點均配置LTP 協議棧BP/LTP/UDP/IP/Ethernet。平臺將以太網傳輸通道配合交換機的實現，視為對深空網絡物理層的模擬，BP、LTP 協議均用ion-3.7.0 實現，UDP 和IP 協議都是raspbiangnu/linux9 的協議實現。

3.2 模型驗證

利用3.1 節搭建的仿真場景及實驗平臺，設計不同鏈路通信環境下的實驗，對復雜深空通信網絡的LTP 文件傳遞時延模型進行正確性驗證。經衛星工具包（Satellite Tool Kit, STK）仿真得知，基于UNICON-CDSN 的地火通信場景的數據傳輸路徑只有三種情況，分別為只經一顆UNICON 衛星轉發、經兩顆UNICON 衛星轉發和經三顆UNICON 衛星轉發。令NU表示數據傳輸途經的UNICON 衛星數，將以上三種傳輸路徑情況分別用NU= 1,NU= 2,NU= 3 表示，則實驗仿真時的數據傳輸情況選取NU= 1,NU= 2,NU= 3 三種場景。在仿真實驗中，每條鏈路的鏈路環境如無特殊說明，均為相同設置，每條鏈路上的LTP 參數配置均為相同設置。仿真實驗參數如表1 所示，其中誤碼率中的mul 表示混合誤碼率，即在整個網絡中每條鏈路的誤碼率并不相同，具體設置如表1 所示，以數組形式呈現，從左到右依次為源節點到目的節點途經鏈路的誤碼率設置。

表1 模型驗證的實驗參數配置Table 1 Experiment parameter settings for model verification

對于三種數據傳輸路徑（NU=3，NU=2，NU=1），分別在誤碼率為10–7, 10–6, 10–5, mul 以及信道速率比為1∶1, 100∶1, 500∶1 的情況下進行仿真實驗。圖2 即為不同鏈路環境下仿真實驗與模型計算的結果對比，其中圖2(a)表示信道速率比為500∶1時，在三種傳輸路徑下，誤碼率分別為10–7、10–6、10–5, mul 時仿真實驗與模型計算的對比結果，圖2(b)表示在NU=2的傳輸路徑中，4 種誤碼率條件下信道速率比分別為1∶1, 100∶1, 500∶1 時仿真實驗與模型計算的對比結果。

圖2 不同鏈路環境下仿真結果與模型計算結果對比Fig. 2 Comparison of simulation results and model calculation results with different link environments

由圖2 可以看出，模型計算結果與仿真實驗結果吻合得較好，因此可以證實復雜深空通信網絡中的LTP 文件傳遞時延模型的正確性。而當誤碼率較低時，模型的計算結果相比真實情況誤差增大，這是因為鏈路誤碼率越低，完成數據交付經歷的傳遞回合數越接近1，模型中以均值思想求得的傳遞回合數與實際值的偏差就越大，而傳輸回合產生的時延在深空通信中是LTP 文件傳遞時延最重要的組成部分，因此造成誤碼率較低時模型與實驗結果偏差增大的現象。

3.3 模型優勢

文獻[4]和文獻[7]建立了較為經典的兩種LTP數據傳輸模型，但二者均是在簡化后的一至兩跳通信網絡場景下建立的。以平均絕對百分誤差（Mean Absolute Percentage Error, MAPE）作為評判標準，比較本文所提出的模型（以下稱為proposed）和以上兩種文獻中提到的模型（model 1[4]和model 2[7]）對多跳場景下LTP 數據傳輸的預測情況，說明本文所提模型的優勢。由于model 1 和model 2 均是在簡化場景下建立的，因此將本文的多跳場景以每跳鏈路時延相加的方式進行簡化，再代入model 1 和model 2 進行計算。在不同鏈路通信環境下對三個模型的MAPE 進行對比，bundle 和segment 尺寸分別設置為50 kByte, 1400 Byte，1 個block 包 含1 個bundle，鏈路參數設置和相應的實驗標號列于表2。

表2 計算MAPE 的實驗參數設置Table 2 Parameter settings of experiments for calculating MAPEs

三個模型的MAPE 比較結果如圖3 所示。由圖3 可以看出，對于復雜深空通信網絡，proposed 預測的LTP 文件傳遞時延結果比model 1 和model 2 預測得更加接近仿真實驗結果，proposed 的平均MAPE 是8%，而model 1 和model 2 的 分 別為21%和15%，由此說明proposed 比model 1 和model 2 預測精度更高。此外，對于多跳場景中各鏈路環境不同（例如數據傳輸途經的各條鏈路的誤碼率不同）的情況，proposed 同樣能夠進行LTP 數據傳輸情況的預測，而model 1 和model 2 均未給出這種場景下的LTP 文件傳遞時間預測計算方式。綜上所述，對于復雜深空通信網絡中多跳場景下的LTP傳遞時延的預測計算，本文所提出的理論模型比model 1 和model 2 更為適用。

圖3 三種理論模型在不同鏈路環境下的MAPE 對比Fig. 3 MAPE comparison of three theoretical models with different communication environments

4 結論

針對基于DTN 的復雜深空通信網絡，分析了LTP 在多跳場景下的數據傳輸機制，據此建立了復雜深空通信網絡的LTP 文件傳遞時延理論模型，在基于UNICON-CDSN 的深空通信網絡仿真驗證平臺上，仿真分析了本文提出的理論模型的正確性及其優勢。結果表明，在復雜深空通信網絡的不同鏈路通信環境下，該模型均能夠較為準確地計算出LTP 傳遞時延，且比簡化場景下建立的模型精確度更高，更適用于復雜深空通信網絡。復雜深空通信網絡LTP 傳遞時延模型的提出，無需進行耗時的仿真實驗即可分析預測復雜深空通信網絡的數據傳輸性能，克服了簡化場景下建立的理論模型不能直接套用于復雜通信場景的不足，為應用LTP 協議的未來深空通信網絡的數據傳輸性能分析工作提供了理論依據。

未來將基于所建立的復雜深空通信網絡的LTP 傳遞時延模型，針對各種深空通信環境及不同探測器的優化目標，研究LTP 主要參數的優化設計方案，提升LTP 的傳輸性能。將其研究成果應用于多任務依托同一復雜深空通信網絡的場景，進一步研究各個任務的資源消耗及路徑選擇問題。