Механизм динамического распределения нагрузки в мобильных сетях с множественным доступом

Авторы: Seongho Cho, Jongkeun Na, Chongkwon Kim.

Источник: http://enl.usc.edu/~jkna/pub/nemo_load_balancing_IEEE_ICC_2005.pdf

Автор перевода: Гусев И.В.

Аннотация

Вся сеть может управляться как единый мобильный объект, когда она перемещается как единое целое. Для поддержки сетевой мобильности (NEMO), был введен мобильный маршрутизатор для управления мобильностью всех узлов в сети. В этой мобильной сети, на нескольких мобильных маршрутизаторах (MR) и Home Agent (HA) рассматриваются сценарии для обеспечения надежности и распределения нагрузки. В этой статье мы предлагаем аутентификацию соседнего маршрутизатора MR и механизм регистрации в мобильных сетях с множественным доступом.

Кроме того, используя зарегистрированные маршрутизаторы, мы предлагаем механизм динамического распределения нагрузки на основе HA. Задержка с использованием измеренных по периодическим Binding Update (BU) сообщениям, трафик HA нагрузки делится по альтернативным туннелям. Предлагаемый нами механизм не требует дополнительных сигнальных сообщений, за исключением некоторых опций в сообщении BU.

1. Введение

Мобильная передача данных становится все более распространенной в области локальных беспроводных сетей на основе стандарта IEEE 802.11. Кроме того, персональная сеть (PAN), автомобильная сеть (CAN), и сети транспортных систем (например, автобус, поезд, и самолет) будут иметь постоянное подключение к Интернету, даже во время движения. Из этих услуг мобильной передачи данных, возможны различные виды IP-услуг, таких как бесперебойное обслуживание данных в реальном времени медико-санитарной помощи и удаленного ремонта автомобиля. Для таких сред мобильной связи, новые проблемы управления мобильностью были рассмотрены как для единого движущегося объекта. Тем не менее, существующий узел управления мобильностью протоколов, например, Mobile IP (MIP) протокол [1], [2], не может поддерживать мобильность, потому что мобильная услуга должна быть прозрачной, предоставляемой каждым узлом внутри сети. Для поддержки такой мобильностью сети, сетевой мобильности (NЕМО) был предложен основной протокол поддержки [3]. NEMO-основной протокол поддержки - это расширение протокола мобильного IPv6 (MIPv6) [2]. Мобильная сеть состоит из одного или более мобильных маршрутизаторов (MR) и локальных или визитных узлов. MR работает и как мобильный узел (MN) из MIPv6 и в качестве Updater из NEMO протокола. При использовании префикса области видимости Updater (PSBU) из протокола NEMO, MR регистрирует точки подключения сети. Кроме того, MR управляет двунаправленным туннелем с Home Agent (HA), инкапсуляцией и декапсуляцией IP-в-IP пакетов и фильтрацию входящих. Таким образом, МR является основным узлом службы в сети мобильной связи.

Принимая во внимание важность MR, мобильные сети с множественным доступом [4], [5], обсуждаются в рабочей группе IETF NEMO [6]. Рассматриваются различные типы множественной адресации. MR, интерфейс MR, мобильные сети префиксов (MNP), а также HA являются компонентами множественной адресации. С множественной адресацией может быть получены: повсеместный доступ, восстановление после сбоев, распределение нагрузки и би-кастинг [5]. Для обеспечения отказоустойчивости, маршрутизаторы или HA дублируются для восстановления провал связи или отказа узла. Чтобы обеспечить равномерное распределение нагрузки между MR и HA, можно обмениваться трафиком с помощью нескольких MR-HA туннелей той же мобильной сети. Кроме того, одновременная передача через различные туннели может минимизировать потери или задержки связи в режиме реального времени. В этой статье мы предлагаем HA на основе механизма динамического распределения нагрузки в мобильных сетях с множественным доступом. Для обеспечения этого решения на базе HA, зарегистрированным MR-HA туннелям необходимо измерять задержку в соседних MR-HA туннелях. Во-первых, мы представляем динамическую аутентификацию соседнего MR и механизм регистрации. Мы анализируем проблемы безопасности многосетевых мобильных сетей и предлагаем механизм аутентификации и регистрации, просто используя процедуру обратной Routerability [2] MIPv6. Весьма желательно, для маршрутизаторов иметь автоматически открытый соседний MR и динамический метод регистрации соседних MR для большей гибкости, хотя MR может вручную настроить сетевой администратор.

Кроме того, мы предлагаем использование механизма динамического распределения нагрузки на зарегистрированных соседних MR-ах. В качестве определения метрики, предлагаемый нами механизм измеряет задержку в туннеле, используя периодические Binding Update (BU) / Binding Acknowledgement (BACK) сообщения и протокол HAHA [7]. Исходя из измеренной задержки в туннеле, HA можете поделиться транспортную нагрузку с соседним MR-HA-туннелем.

Остальная часть работы организована следующим образом. Раздел 2: знакомство с мобильной сетью с множественным доступом с несколькими MR и НА. Кроме того, мы опишем основные характеристики. Раздел 3: анализ проблем безопасности в мобильной сети с мультихоумингом и предлагает соседнему MR аутентификацию и регистрацию. Раздел 4: классификация механизмов распределения нагрузки в фиксированных сетях с мультихоумингом. В разделе 5 предлагается на основе HA-механизма динамического распределения нагрузки использование MR-HA туннеля. Раздел 6 показаны результаты моделирования предложенного механизма. В разделе 7 представлены результаты и некоторые вопросы будущих исследований.

2. Связанные с мультихоумингом схемы мобильных сетей

Проект анализа мультихоуминга [4] классифицирует мобильные сети с множественным доступом, используя (X, Y, Z) обозначения. Переменных х, у, и z соответствуют числу подключенных к Интернету маршрутизаторов (так называемый корень MRS), числу HA , и количеству мобильных префиксов сети (MNP). В случае 1, для каждой переменной подразумевается, что существует один узел или префикс. Если переменная равна N, то это означает, что в одной сети мобильной связи существует один или более агентов, или приставок. Из различных комбинаций (X, Y, Z), возможны различные типы множественной адресации. Например, схема (N, 1, 1) означает, что есть несколько MR в мобильной сети, но все MR управляются одним HA и используют один MNP. В данной работе мы ориентируемся схему с несколькими MR, как (N, N, 1) или (N, N, N). На рисунке 1 показан типичный пример схемы с несколькими MR.

Рис. 1. Пример схемы с несколькими MR.

Если мобильная сеть посещает чужие сети, каждый MR получает Care-of-Address (CoA) от маршрутизатора доступа (АР), и регистрирует свой ​​CoA и MNP собственного HA используя периодические сообщения PSBU. MNP может быть одиночным или множественным. В этом процессе каждый MR делает двунаправленный туннель со своим собственным HA. Этот туннель называется MR-HA туннелем. Каждый MR имеет Secure Association (SA)с собственным HA с секретным ключом для пути обмена. С помощью SA пакеты защищаются посредством MR-HA туннеля. Тем не менее, каждый MR не может совместно использовать предопределенный SA, поскольку состав мобильной сети может динамически изменяться. Например, европейские междугородние поезда состоят из нескольких вагонов с различными направлениями. И каждый вагон может быть отсоединен или присоединен на промежуточной станции назначения. Если вагон имеет свой собственный MR, мобильная суб-сеть может присоединиться или отключиться динамически.

3. Механизм аутентификации и регистрации соседних маршрутизаторов

В этом разделе мы рассмотрим возможные случаи атак на мобильные сети с мультихоумингом. И мы также представляем новый порядок нахождения соседнего MR , аутентификации и регистрации.

А. Возможные сценарии атаки

В основном возможны: Denial-of-Service - отказ в обслуживании (DoS-атаки), redirection атаки и replay атаки. Во-первых, MR могут подвергаться воздействию различных DoS-атак. Поскольку MR мобильный, канал доступа, как правило, беспроводной. Таким образом, простые помехи на канал могут сделать сеть недоступной. Также, атака DoS для службы доступа MR может быть большой проблемой, поскольку MR является основным компонентом обслуживания сети мобильной связи.

Во-вторых, в сети мобильной связи возможны несколько видов redirection атак. В ситуации отказа MR, MR-HA туннель может быть нарушен. Для сохранения предыдущей активной сессии не требуется туннелирования через соседний MR или вложенного туннеля через соседний MR-HA туннель. Если не существует аутентификации между маршрутизаторами возможно злонамеренное подделывание MR как соседних маршрутизаторов и перенаправления пакетов. В этом случае возможны различные атаки, как нарушение конфиденциальности, перенаправление для криптографического анализа, перенаправление для DoS-атаки и перенаправления потока.

Кроме того, подсети с MR имеет подвижность. Таким образом, информация о соседних MR может быть устаревшей после передвижения подсети. Вредоносные MR могут использовать полученную информацию о подключении для нападения на предыдущую мобильную сеть. Этот вид replay-атаки может привести к нарушению конфиденциальности, redirection-атакам и DoS-атакам.

B. Проверка подлинности соседнего маршрутизатора и механизм регистрации

Учитывая вышеуказанные проблемы безопасности, мы представляем наш механизм аутентификации и регистрации соседнего MR. Наш механизм состоит из нахождения соседнего MR, аутентификации соседнего MR и регистрации этого MR. Нахождение соседних маршрутизаторов основано на Router Advertisement (RA) сообщении [8]. Каждый MR в чужой сети должен периодически транслировать сообщение RА. Получая Router Advertisement (RA) сообщение на входной интерфейс, MR можете получить информацию о соседних MR-ах. Это сообщение RА может быть инициировано из явного запроса маршрутизатора - RS-сообщения. Корневой MR который находится в гостевой сети должен реагировать на это RS сообщение на входном интерфейсе. RА-сообщение должно содержать домашний адрес (HoA) и мобильный префикс сети (MNP) в качестве опции. В ходе процесса обнаружения соседей, MR может получать информацию соседних MR, как HoA, CoA и MNP.

Аутентификация соседнего MR после обнаружения. Поскольку MR работает и как МН MIPv6 и MR NEMO Basic протокол поддержки, MR может инициировать процедуру обратной маршрутизации с соседним MR как МН MIPv6. Используя Home Test и Care-of Test, MR может осуществить проверку подлинности его собственного HoA и СоА к соседнему MR. После процедуры взаимной обратной маршрутизации, каждый из MR может проверить подлинность MR соседа. Эта процедура оказалась безопасной в проекте MIPv6 [2].

MR регистрирует соседний MR с помощью сообщения BU после описанной выше процедуры аутентификации. Также, возможность права выбора регистрации соседнего MR [9], MR регистрирует приобретенные (HоA, CоA, MNP) пары соседнего MR с его собственным HA. Эта регистрация периодически повторяется в сообщении BU. С этой периодической регистрацией, HA можете сохранить текущий список соседних MR-ов. Поскольку HA может получить информацию аутентификации соседнего MR, поддельные MR не могут перенаправить пакеты. Кроме того, периодические сообщения BU защищают от запросов ложных MR на проведение replay-атак.

На рисунке 2 показана вся процедура нашего механизма аутентификации и регистрации соседнего MR в конфигурации, как на рисунке 1.

Рис. 2.Процедура регистрации соседнего маршрутизатора.

MR1 обнаруживает присутствие MR2 из процедуры обнаружения соседей из RS и RA сообщений. MR1 инициирует Home Test Init и Care-of Test Init сообщением процедуры Routerability Return. После взаимных процедур обратной маршрутизации, MR2 проверяет подлинность всех обнаруженных соседних MR. И MR2 посылает BU сообщение HA2 с опцией регистрации соседнего MR. Кроме того, MR1 может зарегистрировать MR2 в HA1.

4. Текущая работа

В стационарных сетях с мультихоумингом, были предложены несколько решений для распределения нагрузки. Существует решение на основе протокола пограничного шлюза (BGP) [11], [12] и на основе трансляции сетевых адресов (NAT) [13], [14] на сетевом уровне. Для уровня приложений, службы доменных имен (DNS) на основе механизма [15] также не существует.

BGP-решение обеспечивает несколько связей между корпоративными сетями. Каждый узел BGP выделяет несколько префиксов IP адреса для других предприятий. Распределение нагрузки может быть получено благодаря различной маршрутизации для различных префиксов IP-адрес. Это BGP-маршрутизация может быть статической или динамической. В случае статической маршрутизации [11], агрегированный трафика отображается на предопределенный префикс и маршрутизируется по префиксу IP-адреса. Динамический механизм [12] измеряет задержки, потери скорости, пропускной способности, или эффективность использования канала и распределяет трафик по состоянию соединения. Для распределения трафика нагрузки, динамическое решение требует обновления маршрутизации BGP. Таким образом, динамическое BGP-решение может испытывать тяжелые накладные расходы маршрутизации.

Решение на основе NAT распределяет трафик нагрузки через несколько ссылок. Каждая ссылка имеет собственный публичный IP-адрес. IP-адрес соединения переводится из частного адреса в публичный адрес. Если для исходного соединения выделяется один канал, входящий трафик этой связи возвращается обратно по той же ссылке. Кроме того, NAT-решения могут быть статическими или динамическими. Статическое распределение нагрузки [13] можно сделать, выбрав общественный IP адрес соединения в результата хеширования частного IP-адреса. Для динамического распределения нагрузки [14], наименее загруженное соединение выбирается путем перевода соответствующего IP-адрес. Тем не менее, NAT-решения имеют проблемы масштабируемости при отображении трансляции IP адресов. И некоторые приложения не могут быть выполнены при использовании NAT.

Для распределения нагрузки на уровне приложений, DNS на основе перенаправления [15] может быть использован в качестве сервера выбора. Этот механизм может выбирать наименее загруженный или ближайший к клиенту сервер и вычислить значение TTL под действием нагрузки или задержку. Тем не менее, существует проблема масштабируемости, сервер DNS может оказаться узким местом при распределении нагрузки.

Вышеописанные решения слишком сложны, чтобы применить их в мобильных сетях. Поскольку точка присоединения к мобильной сети часто меняется, динамическое и масштабируемое решение для распределения нагрузки требуется сеть мобильной связи с мультихоумингом .

5. Механизм динамического распределения нагрузки
   

В этом разделе мы представляем механизм динамического обмена нагрузки на основе HA, использующий зарегистрированные соседние MR. Мы используем задержку в качестве показателя для обмена трафика динамически. Известно, что распределение нагрузки с учетом задержек является более эффективным, чем с учетом пропускной способности [14]. По сравнению с задержкой, измерене пропускной способности неточны из-за серьезных колебаний. HA может легко измерить задержку в MR-HA туннеле используя сообщение BU. Кроме того, он может получить данные о задержке в соседнем туннеле и измерить время задержки между HA и соседним HA с помощью HAHA протокола [7]. Мы представим метод измерения задержки HA и алгоритм распределения нагрузки на основе измеренных задержек в туннеле.

А. Измерение задержки

Для обеспечения распределения нагрузки, HA должны знать задержку собственного MR-HA туннеля и альтернативных MR-HA туннелей. В частности, для получения задержки альтернативного MR-HA туннеля, и задержка соседнего MR-HA туннеля и соседних HA-HA не требуется. Мы объясняем, как измерить задержку туннеля по BU / BACK сообщению и сообщению Information Update HAHA протокола. HAHA протокол может быть использован для реализации виртуальной домашней сети или для разделения информации между HA.

Во-первых, HA измеряет собственную задержку в HA-MR туннеле периодически посылая BU / BACK сообщения. НА может задать время жизни сообщений BU и время жизни BACK сообщений. Этот время жизни может быть использовано как смещение сообщения BU. MR передает сообщение BU с опцией временной марки. После приема сообщения BU с меткой времени, HA может вычислить задержку текущего MR-HA туннеля из указанного времени жизни, предыдущей временной метки и текущее время. Он измеряется Задержка C (I) как видно из формулы (1):

где TBU (I) является й временной меткой BU сообщения и O (i) представляет собой смещение между сообщением i-м и 1-м BU сообщениями.

Для получения мелкозернистой задержки, мы можем отправлять BU сообщения с меньшим временем жизни. Тем не менее, этот обмен BU сообщение испытывает тяжелые накладные расходы, так как сообщение BU должны быть зашифрованы. Для измерения задержки в туннеле могут быть использованы сообщения ”tunnel heartbeat” [4]. Если не существует пакетов данных между HA и MR, они обмениваются небольшими пакетами-зондами. При передаче пакетов-зондов с фиксированным интервалом, задержку измерить легче, чем с помощью сообщений BU. С помощью этого тактового сообщения, HA может также измерять по формуле(1) мелкозернистую задержку туннеля с фиксированным смещением.

Из измеренной задержки C (I), HA вычисляет экспоненциальное скользящее среднее по формуле (2), где L (i) является i-м скользящим средним и α - вес для данной задержки.

Во-вторых, HA может измерить задержку Lk(i) с k-м соседним HA с помощью протокола HAHA. Как и в сообщение BU, временная метка в НАНА протоколе может быть использована для измерения задержки. После приема сообщения BU соседним MR с опцией для регистрации от MR, HA посылает сообщение запроса с меткой времени для HA от соседнего МR. Сосед отвечает HA сообщением обновления информации с опцией временной метки. HA может измерить задержку с соседним k-м HA по разнице отметки времени в запросе и обновлении сообщения. Используя формулу(2), может быть получена средняя задержка Mk(i) с k-м HA в i-ый интервал времени. Соседний HA включает измеренную среднюю задержку Nк(i) k-й соседнего MR-HA туннеля в i-м сообщении информации обновления соединения. Затем HA измеряет среднюю задержку Mk (i) + Nk (i) через альтернативный MR-HA туннель.

B. Алгоритм распределения нагрузки

Для каждого соседнего маршрутизатора, выбран k-й MR-HA туннель, который удовлетворяет ячейке ∈ N (Мk (I) + N (I)). Определим выгоду распределения нагрузки соотношением Rk (i) текущего туннеля и k-го туннеля в i-й момент времени. Соотношение Rk (i) имеет вид:

где pc вес для текущего туннеля и рk = 1 - pc вес k-го туннеля. Из уравнения(3) видно: если соотношение Rk(i) больше, чем β, то HA распределяет трафик с k-м соседним MR-HA туннелем рk раз.

Из этого алгоритма HA может динамически разделять трафик через ближний MR-HA туннель. Поскольку HA может поделить трафик без обновления таблицы маршрутизации, предлагаемый нами механизм распределения нагрузки можно интегрировать в мобильную сеть быстрее, чем BGP-решение. Кроме того, предлагаемый нами механизм не требует дополнительных операций и никаких дополнительных сообщений сигнализации. Таким образом, наш механизм более адекватный и масштабируемый в мобильных сетях с мультихоумингом по сравнению с NAT-решением.

6. Результаты моделирования

В этом разделе будут описаны эксперименты для оценки эффективности предлагаемого нами механизма распределения нагрузки. На основе симулятора сети NS-2 [16], мы реализуем MIPv6 и NEMO функциональность MR, HA, и MN. MR отправляет сообщение PSBU c временной опцией своим HA. HA измеряет задержку MR-HA туннеля с помощью формул (1) и (2). Кроме того, HA измеряет задержку через туннель соседнего MR-HA с использованием протокола HAHA. MN автоматически настраивает свой MR и имеет функции мобильности.

Топология, использованная в экспериментах моделирования, показана на рисунке 3.

Рис. 3. Моделируемая топология.

Каждая ссылка имеет 2 Мбит пропускной способности и 5 мс задержки распространения. Также, проведено моделирование с другими пропускной способностью линии связи и задержкой распространения; результаты схожи. CN1, CN2 и FN зафиксированные узлы, а MN1 и MN2 являются мобильными узлами сети. HА1 и HA2 являются HA MR1 и MR2 соответственно. И HA2 является НА MN1 и MN2. Узлы-корреспонденты, CN1 и CN2, имеют пять FTP соединений через пять сессий TCP с мобильными узлами сети MN1 и MN2 соответственно. FN имеет CBR (Constant Bit Rate) трафика через UDP сессии с MN2.

Для сравнения выгоды распределения нагрузки, положим ON / OFF CBR трафик, который потребляет пропускную способность HA2-MR2 туннеля. Среднее ON-время устанавливалось равным 1 секунде, а среднее время OFF - 2 секунды. В экспериментах изменялась скорость отправки трафика CBR с 75% до 95% в течение времени. Кроме того, использовалась статическая маршрутизация, чтобы исключить эффект маршрутизации к механизму распределения нагрузки.

Время моделирования составляет 20 секунд. TCP трафик генерируется сразу после начала моделирования. Трафик CBR начинает генерироваться в течение 3 секунд, чтобы показать эффект распределения нагрузки после TCP стационарного насыщения. Из интенсивных экспериментов, мы получаем α и β значения по формулам(2) и (3), 0,05 и 0,8 соответственно. Кроме того, распределение нагрузки соотношения трафика, PC и PK выбраны в качестве 0,5. Пять TCP соединений имеют общий доступ с помощью соседнего MR1-HA1 туннеля.

На рисунке 4 показана средняя пропускная способность соединений TCP, как нагрузка на сеть увеличивалась из-за трафика CBR.

Рис. 4. Средняя пропускная способность подключений TCP.

Ось абсцисс показывает процент нагрузки трафика CBR в момент ON. Рисунок 4 показывает снижение нагрузки на сеть TCP с помощью перегруженных ссылок. Тем не менее, в случае распределения нагрузки TCP соединений, средняя пропускная способность увеличивается для всего соединения, так как распределение нагрузки TCP соединений и перегруженных соединений TCP получает выигрыш в пропускной способности. В случае 95% моментов времени ON нагрузки трафика CBR, средняя пропускная способность перегруженных соединений TCP с нашим механизмом распределения нагрузки достигает более 50% от перегруженных соединений TCP без каких-либо механизмов распределения нагрузки.

Рисунок 5 показывает среднюю задержку между пакетами при увеличении нагрузки на сеть.

Рис. 5. Средняя межпакетная задержка подключений TCP.

При увеличении нагрузки на сеть, средняя задержка между пакетами также увеличивается. Тем не менее, при распределении нагрузки, TCP соединения испытывают меньшие межпакетные задержки по сравнению с TCP без распределения.

7. Заключение
   

Были рассмотрены несколько сценариев обеспечения восстановления после сбоев, распределения нагрузки и би-кастинга в мобильных сетях с мультихоумингом. В этой статье мы представляем механизм регистрации и аутентификации соседнего MR и в мобильных сетях с мультихоумингом. Мы также предлагаем механизм динамического распределения нагрузки на основе НА с использованием зарегистрированных MR. Предложенный механизм представляет собой масштабируемое решение для мобильных сетей без дополнительных сообщений сигнализации. Кроме того, предлагаемое решение может обеспечить безопасность, основанную на проверенной Return Routability процедуры. В моделировании, показывается, что механизм распределения нагрузки TCP улучшает пропускную способность перегруженных каналов с помощью соседнего MR-HA туннеля.

Для будущей работы, мы рассматриваем маршрут, оптимизированный туннельным методом. Текущий туннельное распределение нагрузки может быть неэффективным по треугольной маршрутизации поскольку текущий NEMO basic support протокол не может поддерживать оптимизацию маршрутов. Тем не менее, после принятия оптимизации маршрута с помощью NEMO на basic support паротоколе, имеем более эффективное распределение нагрузки. Использование приведенного механизма также возможно без значительной модификации. Оценка для оптимизации маршрутов является нашей будущей работой.

Ссылки

[1] C. Perkins, ”IP Mobility Support for IPv4,” IETF RFC 3344, Aug 2002.

[2] D. Johnson, C. Perkins, and J. Arkko, ”Mobility Support in IPv6,” IETF RFC 3775, Jun 2004.

[3] V. Devarapalli, R. Wakikawa, A. Petrescu, and P. Thubert, ”Network Mobility Basic Support Protocol,” IETF RFC 3963, Jan 2005.

[4] C. Ng, J. Charbon, E. Paik, and T. Ernst, ”Analysis of Multihoming in Network Mobility Support,” IETF Internet Draft, draft-ietf-nemomultihoming-issues-01 (work in progress), Oct 2004.

[5] T. Ernst, N. Montavont, R. Wakikawa, E. Paik, C. Ng, K. Kuladinithi, and T. Noel, ”Goals and Benefits of Multihoming,” IETF Internet Draft, draft-ernst-generic-goals-and-benefits-00.txt (work in progress), Feb 2004.

[6] IETF NEMO WG,http://www.ietf.org/html.charters/nemo-charter.html

[7] R. Wakikawa, V. Devarapalli, and P. Thubert, ”Inter Home Agents Protocol (HAHA),” IETF Internet Draft, draft-wakikawa-mip6-nemohaha-01 (work in progress), Feb 2004.

[8] T. Narten, E. Nordmark, and W. Simpson, ”Neighbor Discovery for IP Version 6,” RFC 2461, Dec 1998.

[9] H. Cho and E. Paik, ”Hierarchical Mobile Router Advertisement for nested mobile networks,” IETF Internet Draft, draft-cho-nemo-hmra-00(work in progress), Jan 2004.

[10] S. Cho, J. Na, C. Kim, S. Lee, H. Kang, and C. Koo, ”Neighbor MR Authentication and Registration Mechanism in Multihomed Mobile Networks” IETF Internet Draft, draft-cho-nemo-mr-registration-00 (work inprogress), Apr 2004.

[11] T. Bates, Y. Rekhter, ”Scalable Support for Multi-homed Multi-provider Connectivity” RFC 2260, Jan 1998.

[12] Cisco, ”Sample Configurations for Load Sharing with BGP in Single and Multihomed Environments” http://www.cisco.com/warp/public/459/40.html

[13] Z. Cao, Z. Wang, and E. Zegura, ”Performance of Hashing- Based Schemes for Internet Load Balancing” Proc. of IEEE INFOCOM 2000, Mar 2000.

[14] F. Guo, J. Chen, W. Li, and T. Chiueh, ”Experiences in Building A Multihoming Load Balancing System” Proc. of IEEE INFOCOM 2004, Mar 2004.

[15] A. Shaikh, R. Tewari, and M. Agrawal, ”On the effectiveness of DNS based server selection” Proc. of IEEE INFOCOM 2001, Apr 2001.

[16] NS-2 Network Simulator,http://www.isi.edu/nsnam/ns