PTP信道多播优化方案

我们首先考虑在PTP信道的无线链路上一个发送端和一个接收端传输数据分组的情况，重传次数有限以对抗信道损失。发送端接收到ACK后，不断地以递增顺序发送新的PDU。接收端在收到PDU后检查PDU的错误，并回复相应的ACK/NACK。当某个普通PDU被传输时，例如PDU i，发送端必须等待ACK消息直到它完成随后的m-1个PDU（可以是新的PDU或重传的错误PDU）的传输。除非另有说明，我们假设m=10。SDU或IP数据分组部分K=14。假设IP分组最短为576B，PDU的平均长度为41B。

1.报文分组的差错漏检率

令L表示每个链路层PDU允许重传的最大数目。因为L有限，不是所有PDU差错都能被处理，因此认为RLC层不完全可靠。令ε表示PDU传输过程的错误率，q表示RLC层不完全可靠时的SDU或报文分组的差错漏检率。图10.5描绘了q关于ε的函数，其中K=14，L=1，2，3，4。报文分组的差错漏检率q明显高于对应的PDU差错漏检率ε_res。ε=0.1时，报文分组的差错漏检率q大约比对应的PDU差错漏检率ε_res^大10倍。随着ε增大到趋近1，q和ε_res之间的比率也趋近1。这是可以直观看出的，因为当ε_res≈1时，几乎所有PDU都是错误的。所以，几乎所有SDU或数据分组也将是错误的。

图10.5 L取不同值时，差错漏检率关于ε的函数

图10.6对iid情况与信道突发的3种不同值做了比较，b_ε=10、20和30。然而无论窗口大小m如何改变，选择性重复ARQ的吞吐量对突发错误是不敏感的。图10.6清楚表明信道突发影响报文分组的差错漏检率q。通过图还可以观察到，一个iid信道在ε＜0.2时达到上限，ε＞0.3时达到一个有用的下界。随着ε的增加，b_ε=10时的报文分组的差错漏检率q低于b_ε=30时。相同情况也适用于ε＞0.5时的曲线，b_ε=20时，报文分组的差错漏检率低于b_ε=30时。因此我们由图10.6得出结论，信道突发对递增的PDU错误率的残余分组误差有递减的影响，而对ε较小，如ε＜0.2时，则是相反情况。

图10.6 b_ε取不同值时，差错漏检率关于ε的函数

图10.7描绘了报文分组的差错漏检率关于PDU突发的函数，ε=0.1，L=1、2、3。q的值关于L变化很大，尤其是b_ε＜10时。在b_ε＞10时，对3个不同值的L，曲线趋于q≈0.04。

图10.8描绘了残余分组误差的平均突发长度b_q关于基本PDU误差的平均突发长度b_ε的曲线，ε=0.1、0.2、0.3。可以看出b_ε=100时残余分组误差的平均突发长度是b_ε=1时（或者大概是iid）的3倍。在b_ε趋近100时，所有3条曲线b_q≈3.6。(www.xing528.com)

图10.7 L取不同值时，差错漏检率关于ε的函数

图10.8 ε取不同值时，剩余分组丢失突发长度关于b_ε的函数

总之，我们看到对于PTP信道而言，基本PDU过程的突发性并没有明显影响到分组的剩余错误的突发性。而在数据分组的传输过程中，出于某种目的（例如为了保持分组的低时延）而采用一个较小的最大重传数目，会使得数据流变得不可靠。

2.数据分组时延

我们考虑一个由K=14个PDU组成的SDU的传输时延。SDU时延定义为一个给定RLC的SDU的第一个PDU第一次在信道上传输的时隙与接收端正确接收组成SDU的最后一个PDU的时隙之间的时隙数。我们假设SDU按顺序传送至上层。图10.9描绘了SDU平均传输时延关于PDU错误率ε的曲线，其中m=10、20、30、50。图中表明随着m的增加，SDU平均传输时延曲线上移。乱序传输的SDU传输时延仅仅比图10.9中的顺序传输稍微小一点。乱序传输在降低分组时延方面不会有明显改善。

图10.9 m取不同值时，分组平均传输时延关于ε的函数