（通信与信息系统专业论文）sctp拥塞控制机制的研究和改进.pdf

重庆邮电大学硬士论文 冀要 摘要 随着流媒体应用的日益广泛，用户对其履务质量的要求也越来越高。流媒体 应用的特点是可以忍受少量丢包，但是对于带宽和实时性要求很高。目前i n t e n 吼 上所使用的传输层协议是t c p 和u d p ，这两个协议均有其自身的弊端，无法尽可 能可靠而又及时地传输实时多媒体数据流。所以近年来又陆续提出多个传输层协 议，s c t p 就是其中的代表之一。 由于继承了t c p 和u d p 协议的出色性能，s c t p 很快成为人们关注的焦点 但由于其拥塞控制机制过于保守，即使提出部分可靠传输特性进行完善，亦不能 在混合数据流传输保持很好的性能。因此本文提出采用对r e d 网关拥塞避免机制 进行改进，使之与s c t p 拥塞控制机制协作的方法，即s c t p d - r e d 。为日后对 i n 伦m e t 上传输层协议拥塞控制机制进行深入研究和完善提供参考s c t p d - r e d 引入租糙集属性重要度理论。基于属性重要度将连续的属性值离散化，在网关处 创建信息系统表( 决策表) ，对不同类的数据流采用不同的丢包策略；对于多媒体 数据流采用的是。伪丢弃”的方法，通过保留分组头继续向前发送，得到s c t p 累计t s n 确认通过，从而在拥塞避免阶段不降低发送速率，不减小拥塞控制窗口， 不触发重传机制；在满足多媒体数据流传输质量要求的情况下，在拥塞控制阶段 可以不触发多媒体数据的重传，降低了因为重传而引入的额外开锖。提高了对其 他非多媒体数据流的传输公平性，最终有效地避免了拥塞的产生和网络状况的继 续恶化。 本文最后进行了仿真实验结果证明s c r p 聃e d 拥塞控制机制相对于标准 的s a 曙性能有了显著改善，特别在对混合数据流的传输上性能有明显提高。 关键词流媒体，区分式r e d ，属性重要度，粗糙集，伪丢弃，伪确认 重庆邮电大学硕士论文 a b s t r a c t 9 , s d e r8 8s t r e a mm e d i aa p p f i e s , m o r er e q u e s t sa d v a n c e db yu 哪o ni t sq o s i th a s b t 晌gaf e wp a c k e tl o s s e sa s i t sp o i n t , w h i l ei ta s k sf o rm o r eb e n d w i d t ha n di s t i m e - s e n s i t i v e c u r r e n t l yt c pa n du d pa l eu s e da st h en a n s m i s s i o np r o t o c o l si n i n t e m e t ，a n dw i t hi n h e r e n t 曲讲t c o m 缸笋t h e yc 缸tt r a n s m i tr e a i - t 洫ed a t as t r e a m r e l i a b l ya n dt i m e l y s om a n yp r o t o c o l s 奶，i n gt of i tf o rn e e d s 眦p r o p o s e d , w i t hs c t p i ni tr 嘲m n t l y i n h e r i n ge x c e l l e n tp e r f o r n m 嘲o f t c pa n du d p , s c r pb e c o m e st h ef o c u s a s c o n s e r v a t i v e 鲴t c pi nc o n g e s t i o l lc o n t r o lm e c h a n i s m , i t 啪ta f f o r db e t t e r p e r f o r m a n c ei nm i x e du a n s m i s s i o n , e s p e c i a l l yi nu m m m i s s i o no fm u l t i - m e d i as l r e a m s os c t p d - r e di sp r o p o s e dw i t hr e f o r m i n go fr e dg a t e w a yc o n g e s t i o na v o i d a n c e m e c h a n i s ma n dc o l l a b o l a 她w i t hs c t p ，ar e f m e n c ef o rf u r t h e rs m 咄s c t p d - r e d u n p o r mi m p o r t a n c ed e g r e eo f a t t r i b u t ei nr o u g hs e tf o rd i f f e 把m f i a ld e a l i g at a b l ei s c r e a t e di ng a t e w a yt oh e l pc h o o s i 丑gp e c k e tc u s u m d i n g 曲删嘲莎af a k e - d i s c a r da n d f a k e - a c ki si n n o v a t e da n di m p o r t e d , w h i c hi m p o v 器t h ew h o l ep e r f o r m m r ea s c o m p a r e st os c t p a tl a s ts i m u 1 m o n s 哪d o n ea n dt h er e s u l t sp r o v et h ec o n c l u s i o nt h a tt h e s c r p d - r e d 呻酬佃c o n t r o lm e c h a n i s mh a sb e t t e rp e r f o r m a n c e i nm a n ya s p e c t s 鹕 c o m p a r e st oo r i g i n a ls c t p 9e s p e c i a l l yi nm m s m i t a n sm i x t u r ef l o w s k e yw o r d s ：s t r e a mm e d i a ，d i f f e r e n t i a l - r e d ，i m p o r t a n c ed e g r e eo fa m i b u t e , r o u s h s e t , f a k e d i s c a r d , f a k e - a c k 独创性声明 本人声明所呈交的学位论文是本人在导师指导下进行的研究工作及取得的研 究成果。据我所知，除了文中特别加以标注和致谢的地方外，论文中不包含其他 人已经发表或撰写过的研究成果，也不包含为获得重庆整虫太堂或其他教育 机构的学位或证书而使用过的材科。与我一同工作的同志对本研究所做的任何贡 献均己在论文中作了明确的说明并表示谢意 糊文作糍：凼务 签字日期i 加7 年细3 日 学位论文版权使用授权书 本学位论文作者完全了解重废整电太堂有关保留、使用学位论文的规 定，有权保留并向国家有关部门或机构送交论文的复印件和磁盘，允许论文被查 阅和借阅。本人授权重庆整虫太堂可以将学位论文的全部或部分内容编入 有关数据库进行检索，可以采用影印、缩印或扫描等复制手段保存、汇编学位论 文 ( 保密的学位论文在解密后适用本授权书) 剃躲次参一名：煳搿 签字日期：p 7 年6 月占日签字日期：钟月日 重庆邮电大学硕士论文 第一章绪论 1 1 研究背景 第一章绪论 随着互联网的飞速发展，大量的多媒体应用涌现在i n t e r a c t 上。这些多媒体文 件以连续实口寸流的方式在网络中传输，即称为流媒体。流媒体应用，如音频、电 视会议、视频点播等，对于带宽、延迟、延迟抖动等有特殊要求，对于时间的敏 感性很强。而i u t e m e t 只是尽力而为( b e s t - e f f o r t ”) 的网络，不能为其提供相应的 质量保证。因此，流媒体应用给网络拥塞和q o s 管理带来了新的挑战。 流媒体传输技术的主要特点是以流的形式进行多媒体数据的传输。通过把连 续的影像和声音信息经过压缩处理后放到网络服务器上，客户端在播放前并不需 要下袭整个媒体文件，而是在播放缓存区中已经收到信息的同时，多媒体文件的 剩余部分持续不断地从服务器下载到客户端，即。边下载，边播放。这样就避免 了用户在收看或收听媒体流的时候要花费一段时间把完整的文件下载到客户端， 从而可以给用户带来“实时播放”的业务感知体验。近年来人们提出了各种流媒体应 用，对能在i n t o n e r 上顺畅播放流媒体的技术进行了大量研究【l 删哪1 唧蛐7 聃嗍。 流媒体应用的种类和形式繁多，不同的应用需要结合多媒体的不同致据类型、 服务质量需求等具体情况进行优化，同时又需要有一定的限制机制来形成通用的 规范。实时传输协议阳h 凡e a l 劬m t r a n s p o r t p r o t o c 0 1 ) t 1 0 1 就提供了这样一个框架， 然而删议不是一个完整的传输层协议，需要下层协议韵合作。目前硫啪e t 上使 用的是r f p u d p 架构。由流媒体应用带来的因特网上用户和应用的持续增长，必 然会导致网络发生拥塞的机率越来越大。虽然拥塞源于资源短缺，但增加资源并 不能避免拥塞现象的发生，有时甚至会加重拥塞程度【i l 】。所以需要协议能够在网 络出现拥塞时保护网络的正常运行，有必要对现行协议的拥塞控制机制进行进一 步的研究。 目前拥塞控制领域的研究热点可以总结为以下几大类1 1 强对联：p 协议本身的改 进，包括对t c p 中各种机制的改进和对t 慢启动阈值( s l o w - s t m t h r e s h o l d ，s s t h r 曲) 。发送端用来区分慢启动 和拥塞避免阶段： 部分字节确认( p n 田田p y 嗡a c l 饵d ) ，拥塞避免阶段用来协助调整 c w n d s c r p 的拥塞控制是对关联来说的，而不是针对单个流。发送端针对每个 可达的目的地址使用不同的拥塞控制参数集，包括c w n d 、s s t h r e s h 和 p m t i a l _ b y t e s _ a c k e d ，如果一个目的地址长时间不使用，则这些参数应当予 以丢弃( 失效) 但不管对端是多宿还是单址整个关联都只有一个r w n d 值。 2 2 1 慢启动 慢启动阶段是指在关联初始建立或超时重传时，为了避免发送过量的数据导 致网络拥塞，s c t p 探测网络可用带宽的过程。对每一个目的地址，一个端点根据 第一次的传送地址进行慢启动 s c t p 的慢寇动算法为： 在数据传送前或空闲了足够长的时间后。初始的c w n d 应当设置为小于或 等于2 m t u ； 在重发定时器超时后，初始的c w n d 应当不大于l m t u ： s s t h r e s h 的初始值可以是任意的大( 如实施的时候可以使用接收端通告窗 口的大小) ： 只要c w n d 0 ，就允许该端点到某个传送地址有e w n c l 字节长的未完数据l 当c w n d s s d n - e s h ，s c r p 端点就要用慢启动算法来增加c w n d ( 假定当前 拥塞窗口已经完全被使用了) 如果一个入局的s a c k 提高了累积t s n 9 确认的值，则c 翔v n d 最多就只能按照( i ) 和( 2 ) 中的最小值来增加： ( 1 ) 先前未证实d a t a 数据块已经被证实的总数， ( 2 ) 到目的地通路的m r u 。 当对端点是一个多宿端点时，如果一个端点收到的s a c k 增加了累积t s n 确认的值，则该端点应当增加与发送证实数据的目的地址对应的a w n d 。 但如果接收的s a c k 不能提高累积t s n 确认的值，则端点不必针对任何 目的地址调整c w n d 。 当端点不向一个给定的传送地址传送数据时，则该传送地址的c w n d 应当 在每个r t o 时问内按照删岖咖咀d 2 2 m r u ) 进行讽整。 2 2 2 拥塞避免 当c w n d 大于s s t h r e s h ，如果发送端有与该传送地址对应的c w n d 或更多未完成 的数据。c w n d 应当在每个l i = 】广r 中增加lx m t u 。 在实际实施中可以用以下方式获得这个目标t p 眦砒b y t e sa c k e d 初始为o ； 当c w n d 大于卿h 豫i h ，且收到s a c k 提高了累积t s n 确认的值，把 坤而a lb y t e s k c d 增加上所有用这个s a c k 累积t s n 确认和g 印a c k 块证实的所有新数据块的八位位组总数。 当p a n i a i ：b ) 懈a c k e d 等于或大于c 咖d 且在s a c k 到达之前，发送螭有 c w n d 或更多未证实的数据( 即表明在s a c k 到达之前，在途中传送的字 节数大于或等于口w n d ) ，则用m t u 来增加c w n d ，并把芦币a l 姆蛔9 c l 【e d 设置为p 矗嵋a ib y 姻k e d 当前值减c w n d 与在慢启动中相同。当发送端不向一个给定的传送地址发送数据时，该 传送地址的铡哑应当在每个r t o 时圆内按照m 隧( a 砌忿2 姗) 进行 调整。 当所有发送端发送的数据都被接收者证实后，弹l t j a l 呐99 c k e d 又被重 新初始化为o 2 2 3 拥塞控制 当根据收到的s a c k 检测到有分组丢失，端点应采取以下动作t 髓血瑚h = 锄麟( c 啊田d ，22 删) l c w n 垂= 蠲t h r e s h 重庆邮电大学硕士论文第二章相关理论知识 基本上，分组的丢失将导致c w n d 降低一半 当到某个地址的t 3 - n x 超时，s c r p 将用如下动作进行慢启动； 皤山瑚h = m a x ( a 咂d 倥2 r i u ) ； c w n d = l h 删。 并应确保在端点收到了数据成功递交给该地址的确认前，不会有多于一 个的s c t p 分组在向该地址传送 2 2 4 快速重发 s c r p 的快速重发是根据g a p 报告进行。在没有数据丢失的时候，端点采用 延迟确认方式，但当端点发现到达的t s n 顺序中出现缺口，在这个缺口补上之前， 它每收到一个携带数据的分组就发送一个s a c k 。 当一个端点收到的s a c k 指示有一些t s n 丢失，在开始采取快速重发前， 它应当等待至少3 次或更多次对相同t s n 的指示( 通过后续的s a c k ) 。 当从连续第四个鼬c k 中收到了相同的指示，这个t s n 就当作丢失来报 告，发送端应采取以下动作； 标记丢失的d a t a 数据块为重发； 按照拥塞控制中的公式，针对最后一次发送的丢失的d 舡a 数据块的 目的地址调整s s t h r e s h 和c w n d ； 确定有多少个最早的( 即最低的t s n ) 标记为重发d a t a 数据块可以 放在一个分组中，而不会受到到该分组需要发送到的目的地址的通路 m t u 的限制。这个值称为k ，在一个分组中重传这k 个d a t a 数据 块l 当且仅当最后的s a c k 确认的最低的未完成的t s n 的d a t a 数据块 发送给该地址后，或者是端点向该地址重发了第一个未证实的d 舢r a 数据块后，重新启动t 3 - r t x 定时器。 注；在进行上述调整之前，如果收到的s a c k 也确认了新的d a t a 数据块并且提高了累积t s n 确认的值，则应按照上述慢启动和拥塞避免 定义的原则先调整e w n d 。 上述描述的一个最直接的实施就是针对每个由s a c k 报告的t s n 间隔设一个 计数器，这个计数器针对每个报告的t s n 间隔来加l ，在达到4 之后，则开始重 发过程，计数器清0 重庆邮电大学硕士论文第二章相关理论知识 2 3s c t p 与t c p 的比较l z 2 l 嗍 s c r p 继承和发展了u l ”和t c p 两种协议的长处，而同时又发展了其自己的 特性。本节主要就s c r p 与t c p 的拥塞控制机制进行比较。 s c t p 的拥塞控制机制结合了t c p 拥塞控制机制当前应用的最佳部分，同时又 扩展该机制使得适应自身的多宿特性，并针对自身基于流传输而不是分组传输 的特性进行了修改。它引入拥塞窗口确认和选择性确认机制( s a c k ) ，相对 于传统的t c p 拥塞控制机制显示出极大的优越性。 s c r p 直接根据确认的字节数来增加拥塞窗口，而t c p 是根据接收到的确认帧 来接收拥塞窗口。t c p 机制在快速恢复阶段因为c w n d 需要控制进入网络的数 据将引入一些额外控制变量。s c t p 采用的方法执行起来更为复杂，但它降低 了对这些额外控制变量的依赖性。 s c t p 根据g a b ( g 印a c kb l o c k ) 根据选择性确认消息来通知丢包，t c p 则 是根据s a c k 前者机制很好的提高了早期t c p 应用的性能，且对丢包反应 有更好的弹性。 2 a 本章小结 本章完成的工作主要是对研究对象s c r p 进行了全面的介绍，重点介绍了 s c r p 的拥塞控制机制，并且总结与t c p 拥塞控制机制的区别 重庆邮电大学硕士论文第三章拥塞麓免机制 第三章拥塞避免机制 网络中的拥塞来源于网络资源和网络流量分布的不均街性。拥塞不会随 着网络处理能力的提高而消除。拥塞控制算法的分布性、网络的复杂性和对 拥塞控制算法的性能要求又使拥塞控制算法的设计具有很高的难度。到目前 为止。拥塞问题还没有得到很好的解决。当网络中存在过多的报文时，网络的 性能会下降，这种现象称为拥塞网口绷。使用图3 1 来描述拥塞的发生可以看 出，负载在k n e e 附近时网络的使用效率最高。 图3 1 网络性能与负袭之问的关系 拥塞控制就是两络节点采取措施来避免拥塞发生或者对拥塞的发生作出反 应，在图3 i 中就是使负载保持在k n 附近。拥塞控制算法包含拥塞避免 ( c o n g e - s t i o na v o i d a n ) 和拥塞控制( c o n g e s t i o nc o n u v l ) 这两种不同的机制。拥塞避免 是“预防”机制，它的目标是避免网络进入拥塞状态，使网络运行在高吞吐量、低延 迟的状态下；拥塞控制则是“恢耋r 枫制庀用于把网络从拥塞状态中恢复出来。 3 1 拥塞避免的目标 拥塞避免的基本目标是在拥塞产生前，采取措藏进行预防。其具体实现目标 如下： 有效性 由于用于拥塞避免的资源是非常有限的，所以拥塞避免方案必须是有效的。 -墨孽百芒 u目量鬻善鲁u薯 重庆邮电大学硕士论文第三章拥塞毫免机制 最优性 拥塞避免方案必须作的一个重要决定就是在瓶颈处应维持的最佳负荷是什 么，即保持方案的最优性。当流量小时，吞吐量随着负荷增长而增加：网络链路 管道淤积后，分组开始在瓶颈处的缓冲区聚集。如果负荷进一步增加，队列延迟 会急速增加。如果负载增长到使缓冲区溢出，分组就不锝不拨丢弃。终端系统不 得不重传已经丢弃的分组，有效地吞吐量开始递减，这条路径就被称为拥塞了。 公平性 当流量需求超越可提供的资源时，拥塞避免方案必须确保不仅使流量需求减 小而且使每个用户都具有相同的资源。公平性可能是网络中拥塞避免所面临的最 具挑战性的问题。它的特点在于终端用户和中间系统都不能得到网络状态的全部 信息。因而，严格意义上讲，两者都很难采取准确的控制措施。一个终端用户能 够从回路延迟中缛到整体负荷的信息。然面它却不可能判断这个延迟是由于网络 资源( 如链路带宽和交换速度) 的约束造成的还是由于和其他用户共享造成的。 一个中间系统也可以通过监测队列长度和链路的使用情况来搜集负荷的信息。然 而它却不能指出特定用户对流量的贡献。要这样做需要每一个链接有一个唯一的 标志，而且每一个中间系统都在链接的基础上对流量进行监测。目前大多数研究 在评价公平性时是以吞吐量的函数来表示的 稳定性 一个拥塞避免方案应该汇聚到一个公平而且优化的点，这是假设负荷没有改 变而只有最小的波动才得到的。为了达到这个目的，共享同一个瓶颈的所有用户 问的一定程度的协调是必须的，那些自优化方案可能就会导致偏差网。在信息反 馈中的传播延迟对拥塞避免方案来说也是一个难题。发送端通常需要超过一个砌广r 才能监测到网络状况的变化，这样它就不可能在另外一个r 1 厂r 内估计到拥塞避免或 控制措施的影响因此，应当避免在终端做出调整之前就消失的短暂信息 3 2 经典的拥塞避免机制 砷黜嗵常依赖于传输控制协议( t c p ) 实现端到端的拥塞控制，t c p 中基于窗 口的端到端拥塞控制算法已经成为保证i n m n e 德定性的重要因素。但仅靠源端的 控制机制很难提供可靠的q o s 保证，增强网络中的路由器等中间节点的功能是实现 主机端无法达到技术目标的有效途径为此，i e t f 建议采用主动队列管理参与口 层拥塞控制。本节将介绍目前的几种主流算法，并分析其优缺点 i 重庆邮电大学硕士论文 第三章拥塞避免机制 3 2 1 罔关( 路由署) 拥塞避免算法 如果没有网关( 路由器) 的显示反馈，传输层协议只能根据殿务时问瓶颈的 估计值、吞吐量的变化、端到端的时延，丢包或其他方法来推断是否产生拥塞。 然而，由于链接受到其时间特征和传输模式的限制，如果不知道有多少个网关已 经产生拥塞，路由是否变化等情况，产生的时延究竟是固有队列时延还是传播时 延将很难分辨。网关自身能提供最为有效的拥塞检测，它能够有效地区分两种时 延。因为只有网关能够完整地观察到随着时同的推移所产生的队列行为，链接观 察到的是分组到达的方式。此外，多个链接共同接入的网关，保留了大量数据， 包括分组往返时阃、可承受的延迟限度、吞吐量要求等等，所以最好由网关自身 来确定其可以承受的短期拥塞的持续时间和程度 经典的网关拥塞避免方法有： d e c b i t 拥塞避免机制 2 7 1 ：当分组到达网关时，网关先计算上次和这次的平均 队列长度，其和超过一定阈值时，网关在该分组包头设置一个拥塞指示位。传 输层协议则通过计算有拥塞标示位的分组尾数来判断拥塞程度。在文献l 婀中详 细描述了d 】扼：b i t 同关和r e d 网关的区别。 早期随机丢弃网关c e a r l yr a n d o md l o p8 e t e w a y s ) ：许多早期的研究将早期随 机丢弃网关作为网关提供拥塞避免的方法。在h l i s h 锄田l 的研究中。在队列长 度超出了一定丢弃级别时，e r d 网关将按固定的概率对到达的分组进行丢弃 该文还指出，使用。去尾”方法的网关不管在哪个拥塞阶段都将引入网络的全 局同步脚】，即当队列溢出时，多个链接同时丢包，并同时减小其窗口，造成吞 吐量减小。去尾”和随机丢包网关对于突发流量存在歧视，像“去尾”网关， 某个链接的流量突发情况越严重，当该链接的分组到达网关的时候队列越容易 溢出t 2 s ，相关文献1 3 1 指出它的缺陷还很多。只能作为一个租略的初步应 用。 r e d 网关：其设计初褒是服务于基于速率拥塞控制机制的协议，而不是像t c p 那样基于窗口流控的协议。但它的某些特征使其能很好的服务于t c p i p 网络， 通过标记或者丢弃分组来有效地通知传输层协议，网络发生拥塞。不同的传输 协议，可以选择用l 通d 网关来标记分组进行丢弃，或者在包头设置标识位。 网关r e d 拥塞控制能够配合现有传输协议，且不需要所有网关均采用同一个 机制。它通过控制低通滤波的时间常数来计算平均队列长度，目标在于检测到 “长时间”( 即多个传输往返时问) 拥塞发生初期它的优点是在于可以在现 有i m e m e t 上逐步进行配置。 本文后面章节将提出对r e d 算法的改避，在此对砌强及其几个经典的改 1 5 进算法进行详细描述。 3 2 1 1r e d 算法l 峒 r e d 网关采用低通滤波指数加权的移动平均来计算平均队列大小，将平均队 列大小与两个锅值琅i 嘲和麒鳓进行比较：当平均队歹l j 小于掰i 黼，不标记任何分组； 当平均队列大于m 蝴，标记所有到达的分组。当平均队列介于脚触瘌删m j i 之间， 每个到达的分组以概率肛进行标记，弘为平均队列大小卿g 的函数。每当一个分组 被标记时，标记概率大致是与链接所分享的带宽成比例的，目的是避免歧视和全 局同步，以及通过充分频繁的标记分组来控制平均队列大小。其平均队列与分组 标记的关系如图3 2 所示s ， i 捌l 田 ，黼，嘲4 苫 图3 2 们冲关系图 由于l 叨网关是在分组抵达的时候，而不是在固定的时间间隔，来计算平均 队列长度，所以当队列为空时分组抵达网关。需要估计空闲期可能已经传输了的 小分组的个数研。修正平均队列长度的计算方法。 在空闻期后，网关对于平均队列大小的计算。是以r 个分组已经在该空闲 期内传输完毕为前提。即 m - ( t i m e - q _ 蹦m e ) s 钟譬p t l 州亩r 各 其中gt i m e 是队列空闲时间开始时刻，j 是小分组传输的时问整个计 算是一个近似值。在大致计算了空闲时间p i j 钟呵砌咝) 后，通过查表得到 口- m 谚( t m , - eu 。y s 的值。 当嘴从m l ，l 西增长到m 鳓西，分组韵标记概奉磁性的由。增长到研卿l 砂。册田州斫，g - 肼f 埘 j f 加m 协删伽砂 从最后被标记的分组开始，最终分组标记概耘随着螂啪增长而缓 慢增长。 p a * - p b ( 1 c o u n t | 5 这样能够确保在标记分组前不需要等得太久 重庆邮电大学硕士论文 第- - t g 拥塞差兔机锯 当口增超出了脓d 触，网关标记每个抵达的分组 c o u n t 为标记的分组数。 r e d 网关还可以选择以字节大小，而不是以分组来表示队列长度。这样，平均 队列大小能够精确的反欧网关的平均时延。算法铬改成如下形式，以确保分组标 记的概率与分组的字节数目大小成比例； 珊啊以印向v g 棚蛳) f 两田协讲西弛j p b * - - p b * p a c k e t s i z e m a x i m u m p a c l a t $ 1 z e m p 酣1 - c o 删p b ) 这种情况下，一个大的f i l p 分组比一个小的1 e id 盯分组更容易被标记。 3 2 1 0r e d 拥塞避免策略 髓d 网关采用了低通滤波器原理来计算平均队列长度，因此突发流量或短暂 拥塞引起的队列长度的短期变化不会对平均队列大小造成明显的影响由于低通 滤波器原理是一个指数加权的移动平均，得到平均队列长度的计算公式如下t 口一9 研啊勺 g 。当前队列大小。 w q ：决定低通滤波的时间常数，是根据网关所容忍的队列突发程度和持续时 间确定的权值。 r e d 算法线性部分传递函数为c 铺) - 睾畸其中：工捌为r e d 算法线性 j 席+ i 部分斜率；置为由采样频率与平均队列长度决定的系数 3 2 1 工1 上下边界的确定 如果嘞太大，那么在产生的平均队列值下，l t e d 机制将不能够探测到网 关处发生的短期拥塞 假定队列起初为空，平均队列大小为0 ，那么当第三个分组到达的时候队列 即将由0 增长到上。在第三个分组到达罔关时，平均队列大小m 啦变成- 工 吨= ( 1 一岣) 【一 i = 1 工 。( 1 一，丕( r 与) 。 ：工+ l + ! ! = 兰兰：= ! ” 重庆邮电大学硕士论文第三章拥塞麓免机镧 圭：x + _ ( 厶芒- l 丁- -