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驻地网中的t c p 性能评估 摘要 根据近年来的数据统计，作为因特网中最重要的传输层协议，t c p 协议承担 了因特网中近7 0 的网络流量，因此关于t c p 性能的研究对于服务质量的保证 是非常重要的。此外，得益于以太网技术的迅速发展，驻地网已经成为宽带网络 重要的接入方式之一。然而，由于驻地网中采用了流量隔离机制，这使得网络环 境与传统的局域网有很大的不同，因此我们所要关注的一个重要的问题，就是对 于采用了流量隔离机制的驻地网环境进行t c p 性能的评估问题。 对于t c p 质量的评估，尤其是对采用漏桶算法的流量隔离机制的驻地网环 境下的t c p 性能进行评估是本文讨论的重点。本文内容简单介绍如下： 驻地网中是采用流量隔离的机制来保证网络用户带宽分配的公平性和数据 通信中的安全性。为了分析t c p 性能，论文的开始提出了一个采用流量隔离机 制的驻地网的简单模型。由于考虑到传输控制协议t c p 拥塞控制算法的特点， 通过分析推导出了如何在驻地网的流量隔离环境下计算t c p 吞吐量的方法。计 算推导的结果说明，当单个t c p 流独占隔离带宽或当几个t c p 流的连接来共享 所分配的带宽时，基于漏桶算法的流量隔离机制对t c p 流的吞吐量有所损害。 基于n s 一2 的仿真证实了上面的结论。 关键词：传输控制协议，流量测量，驻地网，流量隔离，漏桶算法， t c p 性能评估 壁些旦箜里! 丝堡堡笪 a b s t r a c t a c c o r d i n g t ot h es t a t i s t i cc o l l e c t e di nr e c e n ty e a r s ，t c p ，w h i c hi st h em o s t p r e d o m i n a n tp r o t o c o lo f t c p i pf a m i l y ，c a r r i e s o v e r7 0 i n t e m e tt r a f f i c ，a n ds oa s t u d y o ft h et c pp e r f o r m a n c ei s n e c e s s a r y t o g u a r a n t e eq u a l i t y o fs e r v i c e s 。 m o r e o v e r ，b e n e f i t e df r o mt h er a p i dd e v e l o p m e n t so fe t h e r n e tt e c h n o l o g y ，c p n ( c u s t o m e rp r e m i s e sn e t w o r k ) b e c o m e s o n eo f m o s ti m p o r t a n tw a yt oa p p r o a c ht h e b r o a d b a n dn e r o r k 。h o w e v e r ，s i n c et h et r a f f i ci n s u l a t i o nm e c h a n i s md e p l o y e di n t h ec p n sm a k et h en e t w o r ke n v i r o n m e n td i f f e r sal o tf r o mt h a to ft h et r a d i t i o n a l l a n s ，i ti sa n o t h e rm e a n i n g f u lq u e s t i o nw es h o u l df o c u so nt o a n a l y z e t h e p e r f o r m a n c eo f t c p i nt r a f f i c i n s u l a t e dc p nn e t w o r k s 。 r e s e a r c ho nt h et c p q u a l i t ye v a l u a t i o n ，e s p e c i a l l yt h ep e r f o r m a n c ea n a l y s i si n t h ec p ne n v i r o n m e n t ，i sd i s c u s s e di nt h i st h e s i s 。n o w ，l e t si n t r o d u c ei ti nb r i e f a sf e l l o w s ： t c pp e r f o r m a n c ea n a l y s i si nc p n s ：c p nn e t w o r k su s et r a f f i ci n s u l a t i o nt o i n s u r et h ef a i m e s so fb a n d w i d t hs h a r i n ga n dt h es e c u r i t yo fd a t ac o m m u n i c a t i o n s 。t o a n a l y z e t h ei c pp e r f o r m a n c e ，t h es i m p l em o d e lo ft h et r a f f i c i n s u l a t e dc p n e n v i r o n m e n t ：i sr a i s e di nt h et h e s i sf i r s t a t h e n ，c o n s i d e r i n gt h eb e h a v i o ro ft c p c o n g e s t i o nc o n t r o la l g o r i t h m 。 a na n a l y s i si sg i v e nt od e d u c t t h r o u g h p u to f t c pi n t r a f f i c i n s u l a t e dc p n s 。d e d u c t i o nr e s u l t ss h o wt h a t l e a k y b u c k e t b a s e dt r a f f i c i n s u l a t i o nl o w e r st h et h r o u g h p u to ft c pw h e nt h ea s s i g n e db a n d w i d t hi sm o n o p o l i z e d b yo n et c p c o n n e c t i o no rs h a r e db yf e wt c pc o n n e c t i o n s 。n s 2b a s e ds i m u l a t i o n v e r i 6 e st h ec o n c l u s i o na b o v ea l s o 。 k e y w o r d s ：t c p ，t r a f f i cm e a s u r e m e n t ，c u s t o m e rp r e m i s e sn e t w o r k ， t r a f f i ci n s u l a t i o n ，l e a k yb u c k e t ，t c pp e r f o r m a n c ee v a l u a t i o n 。 独铋性( 或创新性) 声晴 本人声明所照交的论文怒本人在导师指导下进行的研究工作及敷得的研究 裁绥。尽我爨躲，除了文孛褥剃艇懿稼注黟皴嚣中酝罗到魏痰客戮癸，论文孛不 包含其他人已经发表或撰写避的研究成果，也不包含为狱得北京邮电大学或其他 教肖机构的学位戏证书而使用过的材料。岛貔一同工作的同志对本研究所做的任 鼍燹黻凌基在谂文孛终了缓礁裾说黉并表零7 滚意。 申请学位论文与资料若荫不实之处 本人签名： 王蕴覆 本人承担一切桶关责任。 日期：旦笪：! ，兰墨 关予论文使用授投豹说明 学位论文律蠢完全7 鼹j 索部电大学褥关保留葺曩使穗学位论文鹩躐定，繇； 研究生在校攻读学位期间论文工作的知识产权单位属北京邮电大学。学校有权保 露并淘国家有关部门或撰构邀交论文豹复印俸帮磁盘，允诲学位论文被套阕移媸 阕；学校可淡公稀学位论文鹃全部或部分内容，可戳允诲采用影印、缩印或其它 复制手段保存、汇编学位论文。( 保密的学位论文在解徽后遵守此规定) 保密论文浚释：本学位论文弱于保密敬年解密爝邋角本授权书。嚣保密论 文 童释：本拳能论文不藩予谦密范匿，适掰本授权书。 本人签名： 王叠鬣 同期： 竣：! ：丛 导籁签名：幽墨 爨黧：至杰堑 2 驻地踊中的t c p 性能评估 1 1 因特网的现状 第一章绪论 经过近1 一年的发展，网络已经成为了人们交换信息的主要平台，世界范围之 内的通信从此变得方便和快捷。一方面，随着网络新技术的迅猛发展日益成熟 的接入技术使得互联网用户的数量激增；另一方面，互联网中的资源更加丰富， 所能提供的业务种类也日盏繁多，无疑会吸引更多的用户。这些都最终导致了互 联网规模的不断扩大。 从早期网络提供的话音通信，到目前网络提供的数据通信、图像通信、多媒 体通信，在网络用户享受到更多业务类型的服务的同时，网络的传输流量随着网 络用户数目的增多和业务类型的丰富也出现了大幅度的增长。网络中的b u l k t r a n s f e r 也占到了更大的比重。随着i p 电话、网上音频和视频广播和点播的迅速 发展，用户已经不再满足于低的接入速率，要求宽带接入服务。 统计数字表明，目前全球8 5 的网络采用的是以太网技术。以太网技术的优 势是成本低、灵活，在接入领域使用以太网技术作为产品开发平台已经成为一个 必然的发展趋势。近年来，有了迅速发展的以太网技术，已经成为了一种重要的 宽带网络接入方式。 宽带的接入方式满足了网络用户对于带宽资源的需求，在提供了高的传输带 宽的同时，也成为了向用户提供各种应用的平台。目前对于网络资源提供者来说， 传输资源已经不再是紧缺资源了，相反，随着近些年网络建设的加快，网络的传 输能力已经处于相对比较富裕的状态。 但是如果业务流量与可用网络资源之间的映射效率不高，流量的分布不均匀 时，就会导致一部分网络资源过度使用，而另一部分网络资源却未被充分利用， 从而使过度使用的网络发生拥塞，最终导致整个网络性能的下降。仅仅盲目的增 加带宽，用户不一定能体验到网络性能的优化，成效也许还会适得其反，造成带 宽的浪费。因此，如何通过充分地利用现有的带宽管理技术提高网络效率，制 止带宽浪费，降低运营成本，这已成为综合使用现有带宽资源的最佳策略。因此 现代网络所面临的迫切任务就是如何利用现有带宽为用户提供可靠的业务质量 保障。 为了使现有网络可| 三l 提供一定程度的质量保障，业界开展了大量的研究工 作，在网络的不同层面上提出了种种方案，以改善和优化因特网的环境和性能。 本文重点在网络层和传输层的范围内展开讨论。 驻地网中的t c p 性能评估 在网络层中，例如r e d ( r a n d o me a r l yd i s c a r d ) 之类的队列管理策略的作用 是可以用来提高网络利用率并降低排队迟延；w f q ( w e i g h t e d f a i rq u e u e i n g ) 等 调度策略的作用则是用于保证数据流之间的公平性并提高链路带宽使用的效率； i s ( i n t e g r a t e ds e r v i c e s ) 和d s ( d i f f e r e n t i a t e ds e r v i c e s ) 模型提出了业务分类的 概念，通过对业务进行分类，并对不同类别的业务给予不同的处理，网络可以在 一定程度上满足业务对服务质量的需求；而基于m p l s 技术的c b r ( c o n s t r a i n t b a s e d r o u t i n g ) 技术则是根据网络的实际状况和业务的质量需求，对业务流进行 调度和分派，在均衡网络流量、提高网络利用率的同时，也提供了一定意义上的 服务质量保障。在此基础上，i e t f 的流量工程工作组( t e w g ) 提出了较为宽 泛的流量工程( t r a f f i ce n g i n e e r i n g ) 概念，对网络层性能的改善工作进行了概括 和统一。 1 2t c p 性能评估的必要性 从总体上来看，尽管网络层的解决方案能够在宏观上实现对于资源的调配管 理和保障传输质量，但是由于受到设备复杂度的限制，其管理粒度不能过细( 无 法做到逐连接管理) ，因而无法保障端到端的服务质量。因此在目前的技术和市 场条件下，仅仅依赖传输网络来实现逐流的服务质量保障是不现实的，网络性能 的优化需要同时考虑传输层的重要作用。 互联网采用t c p i p 协议进行互联，通过传输层协议保障通信双方数据传输 的可靠性。t c p i p 传输层最主要的协议是t c p 和u d p 。t c p 是一种通过累积确认 判断报文传输成功与否，并以此为依据调整发送行为( 调节发送速率或进行重 传) ，保障通信数据完整性的协议；u d p 则是一种简单的，不进行接收确认和流 控的协议。这两种传输协议具有不同的特性，在网络中承载不同的业务，前者多 用于数据的可靠传输，后者则主要应用于实时业务的承载。 在传输层上，随着网络的发展，基于现有的t c p 协议，t c p 流控算法自身有 了诸多改进，并且在此基础上提出了一些端到端的带宽均衡控制算法，以期缓解 网络拥塞的发生，提高网络传输性能。在u d p 业务方面，为了使传输层不具备流 控能力的u d f 业务适合在网络上进行传输，一些基于端到端的流控策略应运而 生，这些方案大多使用r t c p 协议的反馈信息作为发端调整信息速率的依据。基 于终端的传输层解决方案虽然可以精细地控制每一个连接甚至每一次会话，但是 由于缺乏对网络总体状态的了解，其控制策略难免具有局限性和盲目性，从而在 较大规模的应用环境中并不能满足业务对传输质量的需求。 在现有的流量工程解决方案中，按照业务优先级、信宿地址、服务类型等属 性将用户业务流进行分类，多个具有相同属性的用户业务流会被用同一方式传 驻地网中的t c p 性能评估 输。这些用户业务流将共享网络为其预留的资源，经过相同的整形和缓冲处理， 在网络看来这些业务流是不分彼此的。然而事实上，属于同类别的数据流之间 是相互独立的，数据流的行为完全由端到端的流控算法所控制。因此，能否保障 数据流各自的质量需求，实际上就是基于终端的控制算法能否将网络层提供的传 输保障转化为端到端服务质量保障的问题。可见，网络层中的流量工程和端到端 的流控算法是实现网络业务质量保障的两个必要因素，两者之间的结合是一个必 然趋势。在这一过程中，无论网络层的流量工程技术还是端到端的流控算法都需 要不断的改进以适应实际情况的变化。 根据近年来对因特网网络流量的统计表明，作为因特网中最重要的传输层协 议，t c p 传输协议承载了超过7 0 的网络传输流量，同时越来越多的业务( 例如 s m t p ，f t p ，t e l n e t ，d n s 等)也选择了t c p 作为业务承载协议。复杂的网络环 境和丰富多样的高层应用使得对业务质量的需求日益强烈。作为众多业务的主体 承载协议，t c p 的性能好坏对网络性能的影响巨大。 作为互联网络环境中的主导流量，对于t c p 流量的测量，不仅可以检验改进 的t c p 算法是否能够起到优化网络的作用，还是对现有的数据传输业务产生负面 影响：同时由于t c p 流量的测量数据来源于真实的网络环境，因此还可以提供网 络环境的确切信息，因此可在此基础上分析并明确网络的性能状况( 如链路利用 率，传输时延等) ，以定位网络中的性能瓶颈并发现存在的其它问题，以促进网 络技术的发展，从而可以更好的管理网络资源，保障业务的服务质量，达到最终 改善和优化网络的运营环境的目的。因此对于t c p 性能的评估其重要性不言而 喻。 综上所述，t c p 性能评估对于网络性能的优化有着重要的作用，本文将致力 于t c p 流的特征测量和性能评估等问题的探讨，并在此基础上，着重研究驻地网 环境中的t c p 性能评估。 1 3 论文创新 论文主要针对驻地网中采用的基于漏桶机制的带宽分配策略，对t c p 的性能 评估作了探讨，主要的研究内容和创新点如下： 1 t c p 拥塞控制算法的总结 对于已有的t c p 拥塞控制算法进行了小结。 2 流量隔离机制对于t c p 性能影响的建模分析 流量隔离是正常运营驻地网所必须采用的管理手段。然而，由于流量隔离技 术是从链路层的角度出发，它的部署会影响传输层t c p 协议的性能。在这种情况 下，为流量隔离机制建立模型，并以此为基础分析流量隔离机制对t c p 性能的影 驻地网中的t c p 性能评估 响，对于改善驻地网服务质量、完善驻地网流量隔离技术是十分必要的。本文对 基于漏桶算法的流量隔离机制进行了建模，并依据此模型对流量隔离环境中t c p 的吞吐量进行了分析。结果表明，在单个t c p 流独占隔离带宽以及少数t c p 流共 享隔离带宽时，基于漏桶算法的流量隔离机制对t c p 的吞吐量具有极大的损害。 基于n s 的仿真也验证了上述结论。 1 4 论文结构 本文的内容安排如下，全文分为四章： 第一章：论文的绪论主要介绍了因特网的现状和对t c p 性能进行评估的必要 性和重要意义同时在此基础上明确了论文的研究内容。 第二章：对t c p 性能评估的背景知识作了简单的介绍。其中包括t c p 协议、 t c p 拥塞控制算法小结和驻地网的相关知识。 第三章：针对驻地网环境的带宽分配特点，对t c p 性能进行分析评估。首先 建立了带宽分配机制一漏桶算法的模型和此背景下t c p 流吞吐量的计算模型，依 据此模型给出了t c p 流吞吐量的计算结果，并得出了关于t c p 性能的结论。 第四章：对于前面得出的关于t c p 性能评估的结论给出了仿真验证。 本章常用名词缩写 c b rc o n s t r a i n tb a s e dr o u t i n g 约束路由 d n sd o m a i n n a m e s y s t e m 域名系统 d sd i f i e r e n t i a t e ds e r v i c e s 区分服务 f t pf i l et r a n s f e rp r o t o c o l 文件传输协议 i s i n t e g r a t e ds e r v i c e s 整合服务 n sn e b m o r ks i m u l a t o r 网络仿真软件 r e dr m n d o m e a r l yd i s c a r d 随机早期丢弃 r t c pr n c o n t r o lp r o t o c o lr t p 控制协议 r t pr e ：l l - t i m et r a n s p o r tp r o t o c o l 实时传输协议 s m t p s i m p l em a i lt r a n s f e rp r o t o c o l 简单邮件传输协议 t e l n e tt c p l p 用于远程终端服务的标准协议 u d p u s e rd a t ap r o t o c o l 用户数据报协议 t c pt r a n s m i s s i o nc o n t r o lp r o t o c o l 传输控制协议 w f qw e i g h t e df a i rq u e u e i n g 加权公平队列 4 驻地网中的t c p 性能评估 第二章t o p 性能评估背景知识简介 2 1t c p 协议简介 t c p ( z r a n s m i s s i o nc o n t r o lp r o t o c 0 1 ) 协议是完成端到端信息传输的传输层 协议，是t c p i p 家族的重要成员。t c p 协议主要由差错控制机制和拥塞控制机 制组成，它能够自动适应网络状况的变化。 t c p 协议引入差错控制机制的目的是保障端到端传输的可靠性，为无连接的 i p 网络提供基于连接的传输服务。事实上，i p 网络本身不能保证将数据报文无 损地传输到信宿，网络中的误码和拥塞都会导致报文在传输过程中被丢弃。为了 解决这一问题，t c p 协议通过累积确认( c u m u l a t i v ea c k n o w l e d g e m e n t ) 的方式 对于报文接收情况进行监督：t c p 的发送端采用报文序列号( s e q u e n c en u m b e r ) 对发送的报文进行标识，接收端采用发送确认序列号( a c k n o w l e d g e m e n t n u m b e r ) 对于接收到的报文进行确认( 此报文被称为应答报文，以下简称a c k 报文) ；如 果某一个t c p 报文在规定时间内未被接受方确认则说明此报文在传输过程中丢 失；t c p 发端一旦认定某报文已经丢失就会尝试重传该报文，直到此报文正确地 传输到接收端为止。 t c p 拥塞控制机制的意义更为重大，它可以根据网络状况对发送速率进行调 节，避免拥塞的扩大，这使得互联网络的正常运行成为可能。早期的t c p 协议缺 少必要的拥塞控制机制，因而由过量数据引发的拥塞极容易导致整个网络的瘫 痪。为了解决这一问题，科研工作者进行了不懈的努力：1 9 8 8 年j a c o b s o n 针对 t c p 在控制网络拥塞方面的不足，提出了慢启动( s l o ws t a r t ) 和拥塞避免 ( c o n g e s t i o n a v o i d a n c e ) 算法；1 9 9 0 年出现的r e n ot c p 版本则增加了快速重传 ( f a s tr e t r a m m # ) 和快速恢复( f a s tr e c o v e r y ) 以提高t c p 传输的顽健性： n e w r e n o t c p 增加了恢复应答( r e c o v e r y a c k ) 以提高t c p 带宽恢复能力等等。 经过十余年的发展，t c p 拥塞控制算法已经拥有了多个改进版本，t c p 协议的 传输性能也因此得到了不断的提高。 由于t c p , j ；i ：i i p 报头相加后的总长度大于4 0 字节，为了提高传输效率，t c p 终 端把待发送数据收集至缓冲区中，使之汇聚成较大的片断( s e g m e n t ) ，然后逐片 断进行发送。这样，实际当中t c p 连接所传输的报文长度往往是相等的，其长度 被称为最大报文发送长度( s e n d e ，m a x i m u m s e g m e n t s i z e ) 。当然，t c p 发端的缓 冲处理在提高传输效率的同时也会引入附加时延，这对于某些对传输时延敏感的 数据业务来讲是不可接受的。为了解决这一问题，t c p 协议添加了p u s h 操作， 该操作会强s f j t c p 终端在缓冲区未满的情况下直接发送报文，从而提高 t c p 协 驻地网中的t c p 性能评估 议的实时性能。 2 2t c p 拥塞控制算法简介 t c p 协议所采用的拥塞控制算法本质上是一种窗口上限可变的滑窗 ( s l i d i n g - w i n d o w ) 式流量控制方法，是对滑窗流控算法的继承和发展。 传统的滑窗式流控算法的窗口上限是固定的，发端每发送一个报文其发送窗 口减小个单位，而每接收到一个报文的确认发送窗口增加一个单位，这样终端 一个轮次中能够发送报文的最大个数是确定的，因此，在链路带宽充足的情况下， 发端的传输能力将受到发送窗口上限的限制。t c p 流控算法对滑窗算法进行扩 展，根据网络状况对窗口上限进行调节。在t c p 算法中，窗口上限由发送端的 发送窗口和接收端的广播窗口共同决定( 取两者中的最小值) 。这样，在网络正 常工作时，t c p 发端可以通过增大窗口上限尽可能多地占用网络空闲带宽；而当 网络发生拥塞时，t c p 发端可以通过减小发送窗口上限的方式降低发送速率从而 起到缓解拥塞的作用。 t c p 协议采用滑动窗口( 单位为字节) 对于流量进行控制。由于滑动窗口大 小的设定与网络传输情况和接收端缓冲区的大小有关，因此t c p 拥塞控制算法 的特点就在于滑动窗口上限的设定方式和修正策略。不同版本的t c p 拥塞算法 具有不同的窗口调整策略，但绝大多数版本的t c p 算法都采用了加增长乘减小 ( a d d i t i v e i n c r e a s e m u l t i t ，l i c a t i v e d e c r e a s e ) 的思想对窗口进行调整。一般来说， t c p 算法在通1 言建立之初采用倍增发送窗口的方式迅速占用空闲带宽，这一过程 被称为“慢启动”阶段；在慢启动完成后，t c p 算法通过线性增加发送窗口的方 式( 加增长) 在充分利用带宽的同时避免拥塞发生，此阶段被称为“拥塞避免”； 当网络拥塞引起报文丢失时，t c p 终端将把发送窗口减半( 乘减小) ，并重传被 网络丢弃的报文，这被称为“恢复”阶段。以下对于被广泛应用的几种t c p 拥 塞控制算法进行简单介绍。 2 2 1t a h o e t c p 控制算法 t c p 算法的主要内容包括：引入了指数阶避退( e x p o n e n t i a lb a c k o f f ) 的传 输超时时长估计方法；规范了慢启动( s l o ws t a r t ) 和拥塞避免( c o n g e s t i o n a v o i d a n c e ) 算法；提出了快速重传( f a s tr e t r a n s m i s s i o n ) 机制以有效地检测报 文丢失并合理地调整拥塞窗口。 指数阶避退的传输超时时长估计( e x p o n e n t i a l r e t r a n s m i tt i m e rb a c k o f f ) 6 驻地网中的t c p 性能评估 对传输超时时长( r t o ) 的有效估计可以使t c p 终端在及时发现报文丢失 的同时减少超时误判的发生。一般来说，t c p 发端在发出数据报文后会启动一个 计时时长为r t o 的定时器，若在定时器超时后仍没有接收到a c k 报文，则触发 超时事件：f c p 发端认为报文在传输过程中被丢弃，需要对其进行重新传输。 t a h o et c p 中引入了基于指数避退的超时时长估计方法：有别于r f c 7 9 3 ， t a h o et c p 采用( 2 1 ) 和( 2 2 ) 对环回时间r t t 的统计特性进行估计，并根据 ( 2 3 ) 计算r t o 。这里r 仃；是环回时间的估计值，蜍，是环回时间的标准偏差 ( s t a n d a r d d e v 泐 o n ) 。 71 r 珥卜吉r 巩+ i 尺巩( 2 - 1 ) r ，_ 三。+ 去( 1 r 门一r 力2 i 一。) ( 2 2 ) r t o = n ( r 玎；+ 4 咯7 r ) ( 2 3 ) 需要说明的是式( 2 - 3 ) 中的因子卢并非常量，它根据通信的实际情况变化。 我们知道，在t c p 传输过程中，接连发生的传输超时事件说明网络拥塞严重。 为了缓解拥塞，t a h o et c p 终端在连续的超时发生时，将矽值加倍( 即将r t o 倍增) ，直到达到6 4 ；一旦t c p 发端接收到a c k 报文，则说明网络拥塞情 况缓解，此时被设置为1 恢复到拥塞发生之前的水平。 慢启动( s l o w s t a r t ) 和拥塞避免( c o n g e s t i o n a v o i d a n c e ) t a h o e t c p 加入慢启动算法以使t c p 终端在通信发起之初迅速占有带宽：在 t c p 占有一定带宽后，采用“拥塞避免”算法对于t c p 流量进行进一步的控制 以避免拥塞的发生。 慢启动算法是指发端每接收到一个a c k 报文，就将拥塞窗口增大最大报文 发送长度( s m s s ) 字节的行为。在不发生报文丢失且实际发送窗口不受广播窗 口抑止的情况下，每经历一个发送轮次发端的拥塞窗口就增加一倍，也就是说 t c p 终端的发送速率增加一倍。这样慢启动阶段t c p 的发送速率将以指数速度 增长，可以有效的占用网络的空闲带宽。 拥塞避免算法的窗口控制策略是：每经历一个发送轮次，发端将拥塞窗口增 大一个最大报文发送长度( 黝街) 。在这种情况下，t c p 发端的拥塞窗口将呈线 性增长。这种增长方式在有效利用带宽资源的同时可以降低t c p 终端发送数据 对网络的冲击。 驻地网中的t c p 性眙评估 最后说明慢启动算法与拥塞避免算法的切换问题。t a h o et c p 算法为此规定 了慢启动门限( s l o w s t a r t t h r e s h o m ) 。t c p 发端在拥塞窗口小于慢启动门限时采 用慢启动算法调整拥塞窗口，当拥塞窗口大于慢启动门限时则使用拥塞避免算法 调整拥塞窗口。此外，t a h o e t c p 对于慢启动门限也进行调整，在t c p 通信之初， 慢启动门限被设置成为一个较大的数值以保障此时发端处于慢启动状态：一旦出 现报文丢失，慢启动门限将被设置成为报文丢失前拥塞窗口的一半，这样当t c p 的拥塞窗口再次恢复并且超过幔启动门限时，t c p 终端将进入拥塞避免阶段。 快速重传( f a s tr e t r a n s m i s s i o n ) 首先介绍重复应答报文( d u p l i c a t e d a c k ) 的概念。如果t c p 发端接收到的 某个应答报文a c k l 中所包含的确认序列号( 爿) 与此前接收到应答报文包含 的确认序列号相同，则此应答报文a c k l 是一个重复应答报文d u pa c k 。根据 t c p 协议的】：作方式我们知道，当接收到报文的序列号( s ) 大于收方所期待 的序列号时，r c p 收端会向发端返回d u p a c k 报文。 进一步分忻可知，导致d u p a c k 产生的原因有两个：其一是网络传输路径 的不同导致了报文接收乱序，发端后发送出的报文先到达了接收方( 如i p 网络 的路由切换或：者负载均衡会导致报文接收乱序) ；其二是接收方期待的报文在网 络传输过程中被丢弃。因此，如果发端能够从接收到的d u p a c k 中分析出其产 生原因，就可咀判断出已经发送的报文是否在传输过程中被丢弃。 t a h o e t c l ，规定，如果发端连续接收到一定数量的d u p a c k ( 通常为3 个) 则认为有报文；玺传输中被丢弃。此时t c p 终端可以不等待传输超时计时器超时 就重传d u p a c k 所确认报文的下一个报文1 。在t a h o et c p 终端通过快速重传发 现报文丢失并重传丢失报文后，t c p 终端将慢启动门限设置为当前拥塞窗1 3 的一 半，并将拥塞窗口减小到初始窗口( j ) 大小。 快速重传算法大大加快了t c p 终端检测报文丢失的速度，由于它具有简便 有效的特点，因此被广泛应用到以后的各个改进的t c p 算法中2 。 2 2 2 r e n o t c p 控制算法 由于t a h o et c p 算法在重传丢失报文后要将拥塞窗口重新设置为初始窗口 大小，这样，t c p 发端需要若干轮次才能恢复到报文丢失前的发送速率。这种特 性造成网络发生拥塞后多个t c p 之间出现“呼吸”效应，而这一过程中网络资 l “下一个报文”的详细解释若报文b 为报文a 的下一个报文则有s n n ；s n a + l e n a ，其中l m 代表 a 报文中净荷的长度( 单位为字节) 2 并非所有的t c p 拥塞控制算法都必须使用基子d u p a c k 的快速重传算法发现撤文丢失某些改进算 击( 诸 如f a c k ) 可以通过分析已经接收到的a c k 报文的确认序列号之间的关系沫发现搬立丢失 8 驻地网中的t c p 性能评估 源无法被充分利用。为了提高拥塞发生后t c p 算法的吞吐量，j a c o b s o n 等人在 t a h o et c p 算法的基础上加入了快速恢复( f a s tr e c o v e r y ) 形成了r e n ot c p 算 法。快速恢复算法的目的是在快速重传之后提高t c p 算法的吞吐量。 快速恢复( f a s tr e c o v e r y ) 快速恢复算法的描述如下： 1 首先定义名词“恢复阶段”：我们把从快速重传算法发现丢失报文到重传 报文的a c k 报文返回发端的时段称为恢复阶段。 2 r e n ot c p 终端在发现报文丢失并重传报文之后，依据式( 2 - 4 ) 设置慢 启动门限，其中。代表由t c p 终端发出的未被确认的数据报文所包含 的净荷长度( o nf l i g h t ) 3 ，瑰为慢启动门限。 魄= m a x f 啄，2 s m s s l ( 2 - 4 ) 3 快速恢复算法在系统进入恢复阶段时，将拥塞窗口设置为慢启动门限 z k 匀3 s m s s ，并在整个恢复阶段内每接收到一个重复确认d u p a c k 就将拥塞窗口增加s m s s 。这样若记恢复阶段的拥塞窗口为阡龋，恢复 阶段接收到的重复应答报文个数为。，则有式( 2 5 ) ： 阡葛怎= 丁哆鼯+ d c 俨一s m s s( n o ( 胪3 ) ( 2 5 ) 4 在接收到重传报文的应答报文之后( 第一个非d u p a c k 的应答报文) 。 快速恢复算法将拥塞窗口设置为慢启动门限的大小，然后退出恢复阶 段。 快速恢复算法增加了t c p 终端在发现报文丢失后的发送能力，式( 2 5 ) 的 设定使得t c p 终端在恢复阶段的发送速率能够保持在原发送速率一半左右。这 样在适度减少t c p 终端发送速率的同时，快速恢复算法有效地利用了网络的带 宽，从而提高了t c p 的吞吐量。 2 2 3n e w r e n ot c p 控制算法 r e n ot c p 提出的快速恢复算法提高了报文丢失后t c p 的吞吐量和顽健性， 但是它仅考虑了每次拥塞发生时只丢失一个报文的情形。然而在实际网络中，一 3 此名词在r f c 2 8 5 1 中被称为0 n f l i g h t ，计算该氐度其目的是为了衡量在网络发生拥瘩时估计t c p 终端注 入网络的数据量。t c p 拥塞控制算法依据此数据长度对的慢启动门限进行设置，以防止因网络频繁拥塞而 出现严重的呼吸效应 4 此操作大致相当二f 将拥塞窗口设置成为拥塞发生前拥塞窗口的一半，在文献中被称为缩减窗e l ( d e f l a t i n g w i n d o w ) 这也是诸多文献中所称的r e n o t c p 算法每重传一个报文就将拥塞窗口减半的缘由 9 驻地网中的t c p 性能评估 旦发生拥塞，路由器会丢弃大量的报文( 对于采用d r o pt a i l 的路由器而言，丢 弃尤为严重) ，t c p 在一次拥塞中丢失多个报文的情形非常普遍。在这种情况下， 采用r e n o t c p 算法的终端会多次将拥塞窗1 2 和慢启动门限减半，其结果是t c p 的发送速率呈指数降低，系统吞吐量急剧下降；更有甚者，当发送窗口小于3 时无法有效地触发快速重传，r e n ot c p 终端会陷入仅通过传输超时来发现报文 丢失的困境中。 n e w r e n ot c p 在r e n ot c p 的基础上对快速恢复算法进行修改，添加了恢复 应答( r e c o v a ? y a c k ) 判断功能，以增强t c p 终端通过a c k 报文信息分析报文 传输状况的能力。n e w r e n o t c p 使t c p 终端可以把一次拥塞丢失多个报文的情 形与多次拥塞的情形区分开来，进而在每一次拥塞发生后拥塞窗口仅减半一次， 从而提高了t c p 的顽健性和吞吐量。 恢复应答( r e c o v e r ya c k ) 改进的快速恢复算法 为了介绍n e w r e n ot c p 中改进的快速恢复算法，首先定义部分应答( p a r t i a l a c k ) 和恢复应答( r e c o v e r y a c k ) 。 记t c p 发端恢复阶段中接收到的a c k 报文( 非d u p a c k ) 为a c k x ，并 记在接收到a c k x 时t c p 终端已发出的序列号( s ) 最大的报文为p k t y ，如 果a c k x 不是p k t y 的应答报文则称报文a c k x 为部分应答( p a r t i a l a c k ，简 称p a c k ) ；反之若a c k 恰好是p k t y 的应答报文则称报文a c k x 被称为恢复 应答( r e c o v e r y a c k ，简称r a c k ) 。t c p 发端接收到恢复应答表明：经过重传， t c p 终端发送的所有报文都已经被接收端正确接收，网络已经从拥塞中恢复。 经过n e w r e n ot c p 改进的快速恢复算法可以描述为以下几个步骤。 1 重新定义“恢复阶段”，与r e n ot c p 不同的是：这里我们把从快速重传 算法发现丢失报文到t c p 发端接收到恢复应答报文的时段称为恢复阶 段。 2 进入恢复阶段后，t c p 发端重传被认定为丢失的报文，并按照式( 2 4 ) 对慢启动门限进行设置，将拥塞窗口设置为慢启动门限加3 s m s s ，并 记跏。! ，p 。为触发快速重传的a c k 报文的序列号。 3 当接收到d u p a c k 后，t c p 发端按照式( 2 5 ) 拥塞窗口进行设定( 与 r e n ot c p 的设定方式相似) 。 4 当接收到p a c k 后，t c p 发端重传p a c k 所确认报文的下一个报文，并 按照式( ) 2 6 设定拥塞窗口，其中噱为t c p 拥塞窗口、5 f m 。为p a c k 的报文序列号、。是p a c k 所确认的净荷总量。式( 2 6 ) 中的操作 被称为部分缩减窗1 2 ( p a r t i a lw # n d o wd e f l a t i o n ) 1 0 驻地阿中的t c p 性能评估 m = s n c k s n d u p 【 s n o u p ( = s n p c ( 2 6 ) 噶卜m a x ( w 臻。一心“，s m s s ) 5 当接收到r a c k 后，t c p 发端认为拥塞中所有被丢弃的报文均已被重传， 拥塞结束，按照式( 2 - 7 ) 设置拥塞窗口，最后退出恢复阶段，为 o n f i i g h t 数据量。 暇镰= m i n ( 丁，+ s m s s ) ( 2 7 ) 2 2 4t c p 拥塞控制算法的特点小结 接下来对本小节的内容进行归纳总结。t c p 算法最根本的特点是通过累积确 认( c u m u l a t i v ea c k n o w l e d g e m e n t ) 的方式获知已发送报文的传输情况，通过加 增长乘减小( a d d i t i v ei n c r e a s em u l t i p l i c a t i v ed e c r e a s e ) 的拥塞控制策略对发送流 量进行调节阱避免引起拥塞5 。 累积确认方式使得t c p 通信过程具有显明的周期性：t c p 发端在发送窗口 允许的范围内尽可能地发送报文，在发送窗口闭合后则暂停发送处于等待状态， 直至下个轮次发送的开始。这种发送报文等待确认再发送报文的过程 被形象地称为自时钟( s e i f c l o c k ) ，自时钟的发送方式具有以下特点： 1 t c p 通信过程可以划分为若干轮次，属于同一轮次的报文被集中发送( 不 包括部分重传报文) ，因此t c p 报文发送具有突发性：此外t c p 终端逐 轮次进行发送速率调整，因此t c p 拥塞窗口也是逐轮次变化的。 2 为了提高传输效率，t c p 层将高层数据保存起来以尽可能大的帧进行发 送，因而在不采用p u s h 操作时，t c p 报文的长度多为最大发送报文长 度( s m s s ) 。 3 自时钟关系的维持对于通信的进行至关重要，由于网络拥塞致使发端无 法正常接收应答报文而引起的自时钟失步( l o s so f c l o c k ) 会导致通信无 法进行，此时只有通过触发传输超时事件重传报文才可能使自时钟关系 得以恢复。 t c p 算法通过窗口增长探测网络可用的传输带宽，当传输出现报文丢失时， t c p 算法即认为发送速率已经超过网络可用带宽，此时的发送速率将被作为以后 速率调整的参考。t c p 算法通过累积确认发现报文丢失，一旦发现有报文被丢弃， t c p 终端将下调发送速率，直到丢弃报文被成功传输为止。这样的特性使得t c p 5 个粥敞奉的t c p 尊法使用抽】增长加碱小的方式调节发送速率( 例如v e g a s t c p ) 1 1 驻地网中的t c p 性能评估 的发送速率的变化具有周期性，同时也为t c p 吞吐量的分析提供了便利( 见第 四章) 。 t c p 的有效传输带宽由环回时间和网络的报文丢失率决定。一般来讲，环回 时间决定了t c p 流之间抢占带宽的能力，环回时间短的流能够获得更多的网络 带宽；而报文丢失率则直接决定t c p 的发送能力，较高的误码率使得t c p 发送 窗口一直处于较低的水平同时大量的重传报文会也进一步降低有效传输