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硕士学位论文 m a s t e r + st h e s i s 中文摘要 在部署了传统的“尾部丢弃”算法的路由器上，当队列长度达到队列缓 冲区最大值以后，接下来到达的分组就会被拒绝进入队列，直到队列缓冲区 能够容纳新到达的分组。这种算法存在许多缺陷：它会引起队列长度的抖动， 从而导致长时间的、易变的、不可预测的分组排队延迟；并可能引起系统对 于拥塞周期性的过度敏感，从而导致很低的链路利用率。 克服“尾部丢弃”算法这些弱点的一个方法就是运用主动队列管理( a q m ) 机制。主动队列管理，就是在队列缓冲区还未耗尽之前主动丢弃某些分组， 这样源端节点便能在队列溢出之前对拥塞作出反应。在主动队列管理算法当 中，随机早期检n c ，则在理论上无差错传输就是不可 硕士学位论文 m a s t e r st h e s i s 能的，所以在网络低速链路处就会形成带宽瓶颈，当其满足不了通过它的所 有源端带宽需求时，网络就会发生拥塞。 3 处理器处理能力弱、速度慢也能引起拥塞。如果路由器的c p u 在执行 排队缓存，更新路由表等功能时，处理速度跟不上高速链路也会产生摺塞。 要避免拥塞的发生，对以上3 点原因综合考虑。比如，提高链路速率丽 不改变处理器处理能力，只会转移网络瓶颈，而不能避免拥塞。所以拥塞往 往也是系统各部分不匹配的结果。 文献 4 2 1 中也指出，如果路由器没有足够的缓存空间，它就必须丢弃新到 的数据分组。而源端也可能因为超时未收到确认( a c k n o w l e d g e m e n t ，简记为 a c k ) ，会保留所发的分组以便进行可能的重传。因此，目的端产生的拥塞反 过来会引起源端缓存的拥塞。 由于路由器往往是把由多条输入链路进来的分组复用到同一条输出链路 中，所以它接收这些分组的速度经常会超出共享链路的带宽。如果这种状况 持续下去，路由器的队列缓存里的分组就会越积越多，最终导致这个队列溢 出，而路由器也不得不开始丢弃分组， 发生往往会形成一个不断加重的过程。 这样就导致了网络的拥塞。拥塞一旦 当拥塞出现时，无论是被路由器丢弃 的分组，还是因为没有在个往返时延( r o u n d t r i pt i m e ，简记为r i t ) 内 给源端返回确认而被源端认为“超时”的分组，都会被源端重发，甚至重发 好几次。这对于已经处于拥塞状态的路由器，无疑于雪上加霜，只会让路由 器丢弃更多的分组，而且会增加其他分组的排队时间，从而又增大了r t t 。 这样就形成了恶性循环。其最终结果就是网络性能严重恶化，吞吐率 ( t h r o u g h p u t ) 急剧下降，甚至于网络完全瘫痪。这种现象就是拥塞崩溃 ( c o n g e s t i o nc o l l a p s e ) 。 拥塞控制 避免和处理拥塞的策略称为“拥塞控制”策略。 很显然，为了保持好的网络性能，必须提出某种机制来防止网络在长时 间内处于拥塞状态。文献 3 7 指出，现有的两类处理网络拥塞方法，分别称作 2 硕士学位论文 m a s t e r s 。f h e s i s 拥塞控制( c o n g e s t i o nc o n t r 0 1 ) 和拥寨避免( c o n g e s t i o na v o i d a n c e ) 。拥塞控 制是恢复机制，即当网络出现超载时的响应措施。当检测到拥塞时，用以把 网络从拥塞状态中恢复出来，进入f 常的运行状态。拥塞避免则是预防机制。 它在网络出现拥塞之前就发挥作用，目标是检测出将要发生的拥塞，使网络 避免进入拥塞状态，并维持网络的高吞吐量、低延迟状态。一般的，把这两 种方法统称为“拥塞控制”。 在当前i n t e m e t 的使用中占主要地位的是t c p 流，包括远程终端( 如 t e l n e t ) ，文件传输协议( f i l et r a n s f e rp r o t o c o l ，简记为f 口) ，w e b 流和电 子邮件( 如s m t p ，即简单邮件传输协议s i m p l em a i l t r a n s f e r p r o t o c 0 1 ) 等。 在这些t c p 流当中，有5 0 到7 0 0 的流都是短期数据流( 如h t i t ，即超文 本传输协议h y p e r t e x tt r a n s f e rp r o t o c 0 1 ) ；尽管短期数据流可以忍受排队延迟 和分组的丢失，但是拥塞仍然是导致网络性能很差的一个主要问题。 而在现在的t c p i p 网络中，t c p 分组的丢失是通过超时或源端收到重复 的确认信息来进行判断的( 见文献 3 7 1 ) ，然后根据t c p 分组的丢失来指示网 络拥塞的出现。一旦网络出现拥塞，t c p 就通过限制拥塞窗口( c o n g e s t i o n w i n d o w ，简记为c w n d ) 的大小来控制源端发送速率。而t c p 的源端发送 速率( 或窗口大小) 是由前面已成功发送的分组返回的确认信息的速率决定 的。而且，在稳定状态下，源端的发送速率和确认信息的到达速率是匹配的。 因此，t c p 会通过使用确认信息来协调分组的传送，这也就是t c p 的“自同 步”( s e l f - c l o c k i n g ) 。 和其他经典控制系统一样，网络拥塞控制也要具备两个基本部分：拥塞 检测部分和拥塞指示( 反馈) 部分。但是，t c p 的这种拥塞指示是“隐式” 的。也就是说，t c p 拥塞控制机制的缺陷是拥塞指示往往来得太慢了，系统 的响应也会相应的被滞后，从而引起振荡。 早期的t c p 协议只有基于窗口的流量控制( f l o wc o n t r 0 1 ) 机制而没有拥 塞控制机制，因而易导致网络拥塞。上世纪8 0 年代后期，j a c o b s o n 等人首次 把t c p 拥塞控制应用到i n t e m e t 当中( 见文献 1 7 】) ，从而极大的改善了i n t e r n e t 上端到端连接的性能和稳定性。虽然在过去的十几年间，i n t e m e t 呈现出大规 3 硕士学位论文 m a s t e r st h e s i s 模式的增长，i n t e r n e t 的异构程度和流量特性也变得非常复杂，但是j a c o b s o n 的拥塞控制算法依然表现出了良好的鲁棒性( r o b u s t n e s s ) ，此后i n t e r n e t 再也 没有出现过拥塞崩溃。不过，尽管拥塞控制的基本任务是维护网络的鲁棒性 和稳定性，但是它的最终目的还是尽可能把网络资源的利用率( 端到端的有 效吞吐量) 最大化和最优化，并将时延降到最低。否则没有一台主机会愿意 启用拥塞控制，而i n t e m e t 也会因此陷入到无序和混乱当中。 遗憾的是，随着用户的增多和网络规模的日益增大，现在使用的i n t e r n e t 拥塞控制机制很难表现出令人满意的性能，相反的，却导致大量分组的丢失 和太低的链路利用率。而且，传统的“尾部丢弃”( t a i ld r o p ，简记为t d ) 很难区分长期数据流( 如f t p ) 和短期数据流对于分组丢失率和时延的要求。 因此，更多的网络拥塞控制算法被提出，其中包括著名的主动队列管理算法。 主动队列管理及随机早期检测 现在，一般认为网络其他的组成部分，比如路由器，也应该积极的参与 拥塞控制。而主动队列管理算法就是在路出器上实现的。由路由器检测网络 拥塞、分组的丢失或者初期的拥塞。当路由器检测到潜在的拥塞( 即拥塞还 没有发生) 时，就应该马上将某些分组进行标记或者直接丢弃，并立即将这 些信息反馈给t c p 发送端。作为响应，源端算法将调整源端的发送速率，从 而避免拥塞的发生或者加剧。这就是主动队列管理( a c t i v eq u e u e m a n a g e m e n t ，简记为a q m ) 机制。而早期随机检测( r a n d o me a r l y d e t e c t i o n ， 简记为r e d ) 是a q m 机制中最著名的一种。 r e d 已经被i n t e r n e t5 1 2 程任务组( i n t e r n e te n g i n e e r i n g t a s kf o r c e ，简记为 i e t f ) 推荐作为下一代网络的路由器拥塞控制算法。虽然r e d 算法还没有在 i n t e m e t 核心路由器上进行部署，但是它在学术界已经引起了广泛的注意， i e t f 的推荐既得到了广泛的同意和支持，同时也引起了大量的争论。 现在i n t e r n e t 的拥塞控制机制早已经表现为一个巨大的、人为配置的反馈 系统( 见文献【2 7 】) 。随着i n t e m e t 在规模及多样性上的持续发展，它的拥塞 控制机制将在网络的集成上扮演越来越重要的角色。试想，如果r e d 算法本 硕士学位论文 m a s t e r st h e s i s 身的些不足( 比如参数设置问题等等，见文献【3 7 】) 能够得到很好的改进甚 至解决，并且被大规模的部署到网络的核心路由器上，那么整个i n t e r n e t 将会 成为巨大的一个t c p r e d 拥塞控制系统。 论文的主要贡献与内容安排 本文的主要目标是利用时滞闭环控制系统的反馈控制机制来提高r e d 算 法的性能；通过运用时滞控制系统的稳定性判别方法来分析t c p r e d 动态系 统的稳定性，并给出相应的理论结果。 在已有的t c p r e d 动态模型的基础上，我们做了以下工作： 1 利用瓶颈路由器上队列的指数加权滑动平均( e x p o n e n t i a l l yw e i g h t e d m o v i n g a v e r a g e ，简记为e w m a ) 方法，把已有的t c p r e d 动态系统 ( 见文献 1 4 】) 转化成为以拥塞窗口及平均队列长度( a v e r a g eq u e u e l e n g t h ) 为状态变量的时滞闭环反馈控制系统，从而建立起相应的数学 模型； 2 尝试对于r e d 的参数设置与调节问题做出改进。 通过对动态模型的理论分析，给出t c p r e d 拥塞控制系统的全局 稳定性条件，从而建立起系统关键的性能目标( 即稳定性) 与网络模 型参数c ，r 。之问明确的联系；并且分析了网络参数c ，m 只。的变化 与r e d 算法的重要参数m a x p 的调节之间的关系。 3 通过实验来验证理论结果，并对几种主动队列管理算法进行比较允析。 论文随后各章的内容安排如下： 第一章介绍论文所涉及到的内容的相关的背景知识，以及现在学术界在 这些领域的最新进展，包括：对拥塞控制的源端算法，即，t c p 拥塞控制算 法及其发展的讨论；以及对链路端算法，即，主动队列管理算法，尤其是早 期随机检测算法及其变体做了详细的介绍。 第二章则讨论了两种时滞控制系统稳定性的判别方法：用正则多项式代 替特征多项式的方法和基于构造h e r m i t e 矩阵的稳定性判别方法，并给出了 它们的一般性结论。 硕士学位论文 m a s t e r st h e s i s 第三章首先转化了已有的t c p r e d 动态系统模型，把它表示成为一个时 滞闭环控制系统；然后用时滞系统的稳定性判别方法对它进行了理论分析， 并给出了系统的全局稳定性条件；最后通过几组仿真结果表明，理论结果能 够表现出很好的性能。而且本文所运用的方法和所得到的结论对于其他网络 环境下拥塞控制系统的反馈控制器设计也能提供一艘睦指导。 第四章总结全文，讨论本文所运用的稳定性判别方法及对t c p 瓜e d 拥塞 控制系统的理论分析的优点和局限性，并指出今后的研究方向。 6 硕士学位论文 m a s t e r st l q e s i s 第一章t c p 拥塞控制及主动队列管理( a q m ) 1 1 引言 当用户竞争资源时，如何有效和公平的分配这些资源，显得极其重要。 而拥塞控制和资源分配是同一事物的两个方面( 见文献 3 5 1 ) 。一方面，如果 网络在资源分配方面采取了积极的措施，就可以避免拥塞，从而也就没有必 要进行拥塞控制。然而，以任意的精度来分配网络资源是相当困难的，因为 资源分布在整个网络，需要调度连着一系列路由器的多条链路。另一方面， 网络可以允许源端想发送多少数据分组就发送多少，然后当拥塞发生时将其 恢复。这种方法比较容易实现，但它也具有一定的破坏性，因为在拥塞被控 制前可能会丢掉许多分组。 据统计，互联网上的数据流绝大部分使用的是t c p p 协议，因此，互联 网上主要的互连协议t c p i p 的拥塞控青0 机制对控制网络拥塞具有特别重要的 意义；在互联网上实际使用的拥塞控制也基本上是建立在t c p 的窗口控制基 础之上的。然而，尽管t c p 拥塞控制机制是必须的而且是有效的，人们发现 仅仅依靠t c p 来进行拥塞控制已经远远不够了，认为网络的其他部分，比如 路由器也应该参与进行拥塞控制，并对源端节点的拥塞控制机锘4 进行补充。 随着主动队列管理( a q m ) 算法，特别是随机早期检测( r e d ) 的提出， 对路由器端的拥塞控制的研究已经成为新的研究热点。 本章接下来的内容安排如下：1 2 节首先介绍了t c p 拥塞控制的四个核 心算法，然后介绍了t c p 拥塞算法的几个改进版本，以及t c p 拥塞控制的两 个核心问题：效率与公平性。1 3 节在简单介绍了路由器端的拥塞控制策略一 一a o m 算法之后，主要讨论了被i e t f 推荐使用的r e d 算法，最后介绍了 r e d 的几种变体及其他几种a q m 算法。 硕士学位论文 m a s t e r st h e s i s 1 2 源端的拥塞控制t c p 捆塞控制机制 拥塞现象的发生和互联网的设计机制有着密切的关系，文献【3 5 】，f 4 4 1 对 这种设计机制作了简单的归纳： 1 数据分组交换( p a c k e ts w i t c h e d ) 网络：与电路交换( c i r c u i ts w i t c h e d ) 网络相比，由于分组交换网络对资源的利用是基于统计复用( s t a t i s t i c a l m u l t i p l e x i n g ) 的，因此提高了资源的利用效率。但在基于统计复用的情况下， 很难保证用户的服务质量( q u a l i t yo f s e r v i c e ，q o s ) ，并且很容易出现数据分 组“乱序”的现象，而对乱序数据分组的处理会大大增加拥塞控制的复杂性。 2 无连接( c o n n e c t i o n l e s s ) 网络：互联网的节点之间在发送数据之前不 需要建立连接，从而简化了网络的设计，网络的中间节点上无需保留和连接 有关的状态信息。但无连接模型很难引入接纳控制( a d m i s s i o nc o n t r 0 1 ) ，在 用户需求大于网络资源时难以保证服务质量；此外，由于对数据发送源的追 踪能力很差，给网络安全带来了隐患；无连接也是网络中出现乱序数据分组 的主要原因。 3 “尽力而为”( b e s t e f f o r t ) 的服务模型：不对网络中传输的数据提供服 务质量保证。在这种服务模型下，所有的业务流都被“一视同仁”，公平的竞 争网络资源。路由器对所有的数据分组都采用先来先处理( f i r s tc o m ef i r s t s e r v i c e ，简记为f c f s ) 的工作方式，它尽最大努力将数据分组送达目的地。 但对数据分组传递的可靠性、延迟等不能提供任何保证。这很适合e m a i l ，f r p w w w 等业务。但随着互联网的飞速发展，i p 业务也得到了快速增长，出现 了多样化。特别是随着多媒体业务的兴起，计算机已经不是单纯的处理数据 的工具。这对互联网也就相应的提出了更高的要求。对那些有带宽、延迟、 延迟抖动等特殊要求的应用来说，现有的“尽力而为”服务显然是不够的。 互联网采用的是无连接的端到端数据分组交换，提供“尽力而为”服务 模型的设计机制。这种机制的最大优势是设计简单，可扩展性强。t c p 是目 前i n t e m e t 上使用最广泛的一种传输协议，根据m c i 的统计，i n t e m e t 上总字 节数的9 5 及总数据分组数的9 0 使用t c p 协议进行传输( 见文献 4 4 ) 。 硕士学位论文 m a s t e r st h e s i s t c p 的目的是为了解决i n t e m e t 的稳定性、异质性( 接受端缓冲区大小、网络 带宽及延迟等) 、各流之间享用带宽的公平性、使用效率及拥塞控制等问题， 从而为i n t e m e t 提供可靠、健壮( r o b u s t ) 的端到端通讯。i n t e m e t 十几年来 的迅猛发展己证明t c p 协议在设计上是成功的。然而这种优势并不是没有代 价的，随着互联网用户数量的膨胀，网络的拥塞问题也越来越严重。例如， 由于队列溢出，互联网路由器会丢弃约1 0 的数据分组( 见文献 1 7 1 ) 。 因此，互联网上主要的互连协议t c p i p 的拥塞控制机制对控制网络拥塞 具有特别重要的意义。拥塞控制是确保互联网鲁棒性的关键因素，也是各种 管理控制机制和应用的基础，因而关于互联网的拥塞控制问题一直是网络研 究的一个热点。 1 2 1t c p 基于a i m d 的拥塞控制机制 最初的t c p 协议只有基于窗口的流量控制( f l o wc o n t r 0 1 ) 机制而没有拥 塞控制机制，因而易导致网络拥塞。流量控制作为接受方管理发送方发送数 据的方式，用来防止接受方可用的数据缓存空间的溢出。流量控制是一种局 部控制机制，其参与者仅仅是发送方和接收方，它只考虑了接收端的接收能 力，而没有考虑到网络的传输能力；而拥塞控制则注重于整体，其考虑的是 整个网络的传输能力，是一种全局控制机制。正因为流量控制的这种局限性， 从而导致了拥塞崩溃现象的发生。 1 9 8 6 年初，j a c o b s o n 开发了现在在t c p 应用中的拥塞控制机制。运行在 端节点主机中的这些机制使得t c p 连接在网络发生拥塞时回退( b a c k o f f ) ， 也就是说t c p 源端会对网络发出的拥塞指示( c o n g e s t i o nn o t i f i c a t i o n ) ( 例如 分组丢弃、重复的a c k 等) 作出响应。1 9 8 8 年j a c o b s o n 针对t c p 在网络拥 塞控制方面的不足提出了“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( 见文献 1 7 1 ) 。1 9 9 0 年出现的t c p r e n o 版本增加了“快速 重传”( f a s t r e t r a n s m i t ) 、“快速恢复”( f a s t r e c o v e r y ) 算法，避免了网络拥 塞不严重时采用“慢启动”算法而造成过度减小发送窗口尺寸的现象。这样 t c p 的拥塞控制就主要由这4 个核心算法组成。 t c p 拥塞控制四个主要阶段简要介绍如下 9 硕士学位论文 m a s t e r st h e s i s 1 慢启动阶段： 早期开发的t c p 应用在启动一个连接时会向网络中发送大量的数据分 组，这样很容易导致路由器缓存空间耗尽，网络发生拥塞，使得t c p 连接的 吞吐量急剧下降。由予t c p 源端无法知道网络资源当前的利用状况，因此新 建立的t c p 连按不能一开始就发送大量数据，而只能逐步增加每次发送的数 据量，以避免上述现象的发生。具体的说，当建立新的t c p 连接时，拥塞窗 口( c w n d ) 初始化为一个数据分组大小。源端按拥塞窗口大小发送数据，每 收到一个a c k 确认，拥塞窗口就增加一个数据分组发送量，这样拥塞窗口就 将随着往返时延( r 1 1 ) 呈指数增长，源端向网络发送的数据量将急剧增加。 事实上，慢启动一点也不慢，要达到每个r 1 r r 内发送彬个数据分组所需时间 仅为r t t ) ( 1 0 9 2 w 。由于在发生拥塞时，拥塞窗口会减半或降到1 ，因此慢启 动确保了源端的发送速率最多是链路带宽的两倍。 为了防止拥塞窗口的增长引起网络拥塞，还需要另一个状态变量，即慢 启动阈值( s l o w s t a r tt h r e s h o l d ，简记为s s t h r e s h ) 。当c w n d 增值到s s t h r e s h 的 值时，慢启动阶段就结束了。 2 拥塞避免阶段： 当t c p 检测到潜在的拥塞时，它转入“拥塞避免”状态，此时执行的算 法也相应的成为拥塞避免算法。它是增加拥塞窗口的另一种方式，只不过它 的增长是线性的，比慢启动要保守的多。 如果t c p 源端发现超时或收到3 个相同a c k 副本时，即认为网络发生 了拥塞( 这主要因为由传输引起的数据分组损坏和丢失的概率很小( m a x m 时，所有的分组都被丢弃( 如图1 所示) 。 由于r e d 使用的是基于时间的平均队列长度，就有可能会发生实际队列长度 大于平均队列长度的情况，如果队列已满，则到达的分组只能被丢弃。 虹b 。 u ”8慨a v , g q 图1 平均队列长度与分组丢弃概率的关系 计算概率p 的方法如下： p b = m a x p x 0 v g q 一小m 琅) ( m a x , h - - r a i n , h ) p = p b ( 1 - - c o u n t x p b ) 我们注意到p 不仅和a v g q 有关，而且还和从上一次丢弃分组开始到现在进入 队列的分组的数量c o u n t 有关。随着c o u n t 的增加，下一个分组被丢弃的可能 性也在缓慢增加。这主要是为了在到来的分组之间均匀间隔的丢弃分组，避 免连续丢弃分组，从而避免对突发流的偏见和产生全局同步现象。 对队列管理而言，吞吐量和排队延迟始终是一对矛盾的关系。如果平均 队列长度能够充分权衡吞吐量最大化和延迟最小化之间的矛盾，从而在总体 性能上得到较为理想的结果，则该队列长度称为理想的平均队列长度。阈值 m i n m 和m a x m 就是由理想的平均队列长度决定的。一般来说，m a x 呐- - m i n m 应 大于个往返时刚内平均队列长度的增加值，以避免由于路由器丢弃过多的 1 7 硕士学位论文 m a s t e r st h e s i s 分组而导致全局同步。根据目前i n t e r n e t 上数据流的特点，可以将研甜m 设为 m i n t h 的两倍。由于理想的平均队列长度依赖于不同的网络条件，因此，如何 确定理想的平均队列长度仍是一个有待研究的问题。 r e d 的优点和存在的问题 r e d 在平均队列长度超过了最大阈值后就丢弃所有新到达的分组，从而 有效的控制了平均队列长度，限制了平均时延的大小。在发生拥塞时，r e d 标记某个流的数据分组的概率基本上和该流在路由器中得的带宽成比例。这 是因为发送速度更快的流，其供随机标记的分组也更多。从而消除了对突发 流的偏见。r e d 标记分组的概率依赖于拥塞水平，并且均匀的间隔丢弃分组， 避免了由于连续丢弃分组导致的全局同步现象。总而言之，r e d 是i e t f 推 荐的一种基于路由器的有效的拥塞避免机制，其和传输协议的合作能有效的 控制网络上发生的拥塞。 尽管和“尾部丢弃”算法相比，r e d 是一种更为有效的拥塞控制机制， 但其仍然存在一些问题：( 见文献 3 t 】，f 3 2 ， 3 3 ) ( 1 1 参数设置问题：r e d 工作性能的优劣很大程度上是由其预先设置的 参数，m i n m 和麟m 决定的。一组r e d 参数也许是给定业务吞吐量的最优 化参数，但对于连续丢弃分组、延迟等就未必是最优参数了。因此如何权衡 它们( 吞吐量、延迟等) 之间的关系，从而找到一组最优的参数仍然有待进 一步研究。另外，r e d 参数的微小的变化会给总体性能带来很大的影响( 见 文献 5 】，【2 4 ，【2 6 】) 。一组r e d 参数也许在特定的业务环境下表现非常好，但 由于i n t e m e t 是动态变化的，当流的数量及负荷的改变导致业务环境的变化 时，则该组r e d 参数也就会给拥塞管理带来非常不利的影响。 f 2 ) 不能有效估计拥塞的严重性： 基于“尾部丢弃”机制的t c p 拥塞控制的一个很大问题就是从路由器丢 弃分组开始，到源端检测到分组的丢弃，需要相当长的时间。在这段时间里， 源端继续以原速或更高的速度发送数据，从而导致更多的分组被丢弃。r e d 通过检测早期的拥塞从而减轻了这个问题。但r e d 必须配置足够的缓冲区来 容纳从检测到拥塞到瓶颈链路负荷开始下降这段时间内到达的数据分组。 硕士学位论文 m a s t e r st h e s i s r e d 还要确保送出的拥塞通知信息的速度充分降低了源端的发送速度而不是 降低了链路利用率。但当有大量的活跃的t c p 连接时，总的流量往往突发性 非常高，队列长度的增减非常迅速，而r e d 还来不及做出适当的反应。 ( 3 ) 和“尾部丢弃”算法相比，r e d 消除了对突发流的偏见，但它并不 是通过降低突发流的分组丢弃率来实现的，而是通过增加非突发流的分组丢 弃率来消除这种偏见的。 ( 4 ) w 。需要慎重选择：如果w 。过大，那么r e d 就不能有效的过滤短暂的 拥塞；如果太小，那么a v g q 就会对实际队列长度的变化反应过慢，不能 合理的反映拥塞状况，在这种情况下，路由器就不能有效检测到早期的拥塞； 尽管r e d 减小了平均时延，但却增加了延迟抖动。 ( 5 ) 公平性问题：我们知道，不同的r t t 、拥塞窗口的大小、分组的大小、 目标速度以及t c p u d p 的相互作用都会影响t c p 流对带宽的享用。由于 i n t e r n e t 上数据流是异质的，而r e d 标记分组的概率是和该流使用的带宽成 比例的，这就会带来不公平的带宽使用。 由于r e d 存在着上述问题，导致了r e d 的变体及其它a q m 算法的产 生。下面只对其中几种算法的原理和性能进行简单的介绍。 1 3 3r e d 的变体及其他a q m 算法 l a r e d 在拥塞严重的网络中，a q m 必须将拥塞信息通知到足够的源端，以充分 降低负荷，避免队列溢出而丢失分组。另一方面，a q m 也要防止拥塞信息传 给了过多的源端，从而造成瓶颈链路利用率的下降。因此，进行拥塞通知时 应充分考虑到瓶颈链路上流的数量。为此，a r e d ( a d a p t i v er e d ，见文献【8 】) 提出了一种自动配置机制，根据流量的变化来配置适当的参数。 r e d 的个弱点是平均队列长度对拥塞程度和参数设置很敏感。如果拥 塞不太严重或者m a x p 很大，则平均队列长度接近m i n 坼；如果拥塞很严重或者 m c l x p 很小，则平均队列长度接近或大于m a x m 。结果造成平均排队时延对流量 负荷和参数设置很敏感。 a r e d 的基本思想就是通过检查平均队列长度的变化来感知r e d 是应更 硕士学位论文 m a s t e r st h e s