（计算机应用技术专业论文）tfrc拥塞控制策略的改进及应用.pdf

中文摘要 当今的i n t e m e t ，基于t c p 协议传输的数据流占绝大多数。t c p 利用自身的拥 塞控制机制来调整发送速率，从而有效地舒缓网络拥塞，保证了i n t e r a c t 的稳定。 但由于实时音视频业务的发展，一些非t c p 协议( u d p ) 被广泛使用。这些q t c p 协议本身并没有拥塞控制机制，在发生拥塞时，会抢走t c p 流的“合法带宽， 影响到t c p 流正常应用，因此，为了能健康地发展实时多媒体业务，有必要研究 一种适合于多媒体传输，并具有拥塞控制机制，能够与t c p 协议公平分享带宽的 传输协议。 近年来，各种t c p - f r i e n d l y 的协议及算法得到了广泛的研究。t c p - f r i e n d l y r a t ec o n t r o l 协议( 下面简称t f r c ) 作为其中最成功的一种t c p - f r i e n d l y 协议，成 为本文研究的重点。 本文首先研究分析了t f r c 运行机理，t f i 慢启动性能不够理想，在速率增 长方面没有达到t c p 的同等水平，在与t c p 流同时接入网络时，不能很快的使速 率达到有效的带宽上，而且没有自动退出机制，丢包成为唯一的结束信号，这些 问题都影响速率的稳定性，需要进一步改进。本文采用基于实时传输协议( i 盯p ) 和实时传输控制协议( r t c p ) 的反馈拥塞控制算法，提出利用延迟抖动作为潜 在拥塞信号来改进t f r c 的速率控制机制，以适应实时业务低抖动的要求，并通 过n s 仿真验证了改进了的t f r c 算法对实时业务的良好性能。 最后，我们采用新的改进算法完成了一个用u s b 摄像头作为视频采集设备的 小型实用网络视频传输系统，r t p 和r t c p 配合使用，提供数据实时传输和q o s 服务来满足网络音视频数据实时传输的时延和丢包要求。 关键词：t c p f r i e n d l y ，t f r c ，t c p ，反馈拥塞控制算法，视频传输，服务质量 a bs t r a c t n o w a d a y sm o s to fa p p l i c a t i o n si nt h ei n t e r n e t a r eb a s e d0 1 1t c p t c pi sa p r o t o c o lw i t hc o n g e s t i o nc o n t r o la n da v o i d a n c es c h e m e s ，w h i c hm a k e si ts t a b l ea n d s u c c e s s f u l h o w e v e r , w i t ht h eg r o w t ho fr e a l - t i m em u l t i m e d i aa p p l i c a t i o ni nt h e i n t e r n e t , s o m en o n t c pp r o t o c o l sw i t h o u tc o n g e s t i o nc o n t r o l ，s u c ha su d p ，a r eb e i n g w i d e l yu s e d t h e s ep r o t o c o l sl a c ko fa v o i d a n c es c h e m e ，s ot h a tt h e yw o u l dn o t d e c r e a s et h e i rs e n d i n gr a t ew h i l en e t w o r kc o n g e s t i o n l a r g e l yu s i n gt h e mw o u l dr a p t h eb a n d w i d t ho ft c pf l o w s i no r d e ro fh e a l t h yd e v e l o p i n gt h er e a l - t i m em u l t i m e d i a a p p l i c a t i o n ，i t su r g e n t t or e g u l a t et h ec o n g e s t i o nb e h a v i o ro ft h en o n - t c pf l o w s w e n e e dt od e v e l o pap r o t o c o l ，w h i c hc a ns u i tt h em u l t i m e d i aa p p l i c a t i o n 鹪w e l la sb e f a i rw i mt c p i nt h i sw a y ，s o m et c p - f r i e n d l yp r o t o c o l sa n da l g o r i t h m sh a v eb e e nw i d e l y r e s e a r c h e d i nt h i sp a p e r ，w ew o u l dp u te m p h a s i su p o no n eo ft h em o s ts u c c e s s f u l t c p - f r i e n d l yp r o t o c o l s - t f r c ( t c p - f r i e n d l yr a t ec o n t r 0 1 ) p r o t o c 0 1 w ef i r s ta n a l y z e dt h et f r c sm e c h a n i s m ，w ef o u n do u tt h a tt h ep e r f o r m a n c eo f s l o w - s t a r to ft f r ci sn o te n o u g hg o o d i t sa c 宅e s sp e r f o r m a n c ei sn o tg o o da st c p s i tl e a d st ot f r cc a n n o ta c h i e v ec o n v e r g e n c eq u i c k l y i na d d i t i o n ，t f r cw o u l dn o t r e t r e a tf r o ms l o w - s t a r tb yi t s e l f l o s si st h eo n l ye x i ts i g n a l i tm a yl e a dt ol a r g e n u m b e r so fl o s s e sw h e nt h es e n d i n gr a t e e x p o n e n t i a l l ye x c e e d st h e b a n d w i d t h c a p a b i l i t y w ep r e s e n taf e e d b a c kc o n g e s t i o nc o n t r o ls c h e m eb a s e do nr e a l - t i m e t r a n s p o r tp r o t o c o lo m ) a n dr e a l - t i m et r a n s p o r tc o n t r o lp r o t o c o l ( r t c p ) ，w h i c hc a r l s a t i s f yt h er e a l - t i m ed e l i v e r ys y s t e mw i t hl o s sa n dd e l a yr e q u i r e m e n t s t h ep a p e r d i s c u s s e sar a t e - b a s e dt c p f r i e n d l ye g n g e s t i o nc o n t r o lm e c h a n i s m - t f r c ，s t u d i e si t s b a s i cs t r u c t u r ea n ds o m ek e yd e t a i l s i no r d e rt oi m p r o v ei t sp e r f o r m a n c eo fl o wj i t t e r f o rr e a l - t i m ea p p l i c a t i o n ，i tp r o v i d ean e wa l g o r i t h mo ft f r cb yu s i n gt h ej i t t e ra sa w a r n i n gc o n g e s t i o ns i g n a l s i m u l a t i o no n n sv e r i f i e st h en e wa l g o r i t h m t h i st h e s i sc o m p l e t e das m a l l s i z ea n dp r a c t i c a ln e t - v i d e ot r a n s m i s s i o ns y s t e m ， b ya d o p t i n gt h et e c h n i q u e sa b o v ea n du s i n gu s bc a m e r aa st h ev i d e oc o l l e c t i o n e q u i p m e n t r t pa n dr t c pu s e di nc o o p e r a t i v i t yc a np r o v i d et h ed a t ar e a l t i m e t r a n s m i s s i o na n dq o ss e r v i c et os a t i s f yt h er e q u i r e m e n t so ft h ed e l a ya n dt h ep a c k e t l o s tf o rt h en e t w o r kv i d e od a t ar e a l t i m et r a n s m i s s i o n t c p - f r i e n d l y ，t f r c ，t c p ，f e e d b a c kc o n g e s t i o nc o n t r o ls c h e m e ， n e t - v i d e ot r a n s m i s s i o n ，q o s 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和取得的 研究成果，除了文中特别加以标注和致谢之处外，论文中不包含其他人已经发表 或撰写过的研究成果，也不包含为获得蠢鲞盘堂或其他教育机构的学位或证 书而使用过的材料。与我一同工作的同志对本研究所做的任何贡献均已在论文中 作了明确的说明并表示了谢意。 学位论文作者签名：劣瑾 签字日期： 刀年月歹e i 学位论文版权使用授权书 本学位论文作者完全了解基室叁茔有关保留、使用学位论文的规定。 特授权鑫鲞盘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，并采用影印、缩印或扫描等复制手段保存、汇编以供查阅和借阅。同意学校 向国家有关部门或机构送交论文的复印件和磁盘。 ( 保密的学位论文在解，提供数据实权说明) 学位论文作者签名：苍强 导师签名：歹爱新爹 签字日期： 刀年月歹日 签字b 期：侈7 年2 月3 日 第一章绪论 i 1 课题研究背景与意义 第一章绪论 。 i n t e m e t 的迅猛发展和普及为流式传输技术的发展提供了强大的市场动力，流 媒体业务正变得日益流行。作为新一代i n t e r n e t 的标志，流媒体彻底改变了传统 i n t e r n e t 只能表现文字和图片的缺陷，而可集音频、视频及图文于一体。它的应 用为网络信息交流带来革命性的变化，流媒体必将成为未来i n t e r n e t 直用的主流， 并将推动i n t e m e t 整体框架的革新。 近年来，许多新型的网络应用，例如视频点播、网络会议、软件分发、远程 教学、信息发布等，不但对网络有很高的带宽要求，而且还要求信息传输中的低 延迟和低抖动，它们不仅大大增加了i n t e m e t 的流量，还改变了网上流量的性质。 这些多媒体业务随着网络技术和多媒体技术的发展而逐渐成为网络中的主流业 务，由于它们具有数据量大、带宽要求高的特点，在i n t e r n e t 中，对多媒体数据业 务的传输往往采取一种叫流式传输的方式，需要合适的传输协议来支持。在流式 传输的实现方案中，一般采用h t t f t c p 来传输控制信息，而用r 叽7 d p 来传输 实时声音数据。 传统的i n t e r n e t 网络只能提供一种“尽力而为”的服务( b e s te f f o r t s e r v i c e j 3 e s ) ，所有分组在网络中被同等对待，任何拥塞链路都会增加分组传输 时间，从而导致性能下降、数据抖动或者分组丢失，不能保证流媒体业务的服务 质量( q u a l i t yo fs e r v i c e ，q o s ) 。在这种网络体系结构下进行流媒体传输，拥塞的 发生是不可避免的。 如何更有效避免拥塞的发生以及拥塞发生后的恢复是网络提供q o s 的有效 手段之一。拥塞的发生与流入网络的业务负载有直接的关系，对于流媒体传输业 务，要保证其服务质量，还要考虑业务可用性、时延、时延抖动、吞吐量和丢包 率等一系列q o s 参数问题髓1 。为了最大限度地利用资源，让网络工作在轻度拥塞 状态时应该是较为理想的，但这也增加了拥塞的可能性，因此需要一定的拥塞控 制机制来加以约束和限制。 1 2 国内外现状 视频数据必须进行压缩才能适合流式传输。m f e g 系列国际标准已经成为影 第一章绪论 响最大的多媒体技术标准，对数字电视、视听消费电子产品、多媒体通信等信息 产业的重要产品产生了深远影响，m p e g - 4 是基于第二代视音频编码技术制定的 压缩标准，以视听媒体对象为基本单元，实现数字视音频和图形合成应用、交互 式多媒体的集成，目前已在媒体服务等领域开始得到应用。 媒体在i n t e m e t 上的传输必然涉及到网络传输协议，口协议之上的传输层有两 种通信协议：t c p 和u d p 哺1 。目前的i n t e m e t 还不能满足视频传输应用的带宽、时 延、丢包要求，且目前i n t e m e t 上的主要流量还是基于t c p 协议的，由于t c p 协议 丢包重传的特性增加了抖动和失真，不符合m p e g - 4 视频传输对时延的严格要求。 u d p 协议提供无连接、不可靠的数据报服务。不具备拥塞退避机制的u d p 流在拥 塞的网络环境中将大量抢占具有拥塞退避机制的协议流的带宽，同时自身的丢包 也迅速增加，并带来系统拥塞崩溃的潜在危险。而网络拥塞是影响i n t e m e t 视频通 信质量的一个重要因素，拥塞控制的目的就是保证网络传输的平稳性和公平性， 并尽量提高视频传输的服务质量。因此没有拥塞控制的u d p 协议也不适用于多媒 体流的传输h 3 。为此研究新的拥塞控制策略，使之既适合于m p e g - 4 视频流式传 输，又能与t c p 公平分享带宽的拥塞控制机制成为了i n t e r n e t 传输领域的一个重要 课题。 在网络传输领域中经常采用的拥塞控制方法有两种3 。一种是基于窗口的， 它以数据包个数为单位，使用缓慢增加拥塞窗口来获取与可用网络带宽的匹配， 当检测到网络拥塞时，就迅速减少拥塞窗口的大小，以减少和避免网络冲突，t c p 传输协议就是采用了这种方法；另一种是基于速率的，它以每秒发送的比特数为 单位，先估计网络的可用带宽，然后调整发送数据的速率，试图使视频传输的网 络带宽需求与该连接链路的可用带宽相匹配，来减少或避免拥塞的发生哺1 。显然， 由于基于窗口的控制方法因为重传延时太长及抖动问题难以适用于视频实时传 输，因此基于速率的拥塞控制在视频的实时传输中得到了广泛的应用。 视频流式传输系统整体结构由三大部分组成：速率控制部分、视频流服务器 和相应的客户端。视频流服务器从客户端的反馈来估计可用的带宽，其发送速率 由速率控制模块根据网络状态进行动态调整。常用于调整源端发送速率的算法有 两种类型：基于探测的和基于模型的。根据发送方调整速率的不同方式，基于探 测的速率控制算法分为a i m d ( a d d i t i v ei n c r e a s ea n dm u l t i p l i c a t i v ed e c r e a s e ) 方法 和m i m d ( m u l t i p l i c a t i v e i n c r e a s ea n dm u l t i p l i c a t i v ed e c r e a s e ) 方法h 1 。基于探测的 码率控制算法的优势在于实现简单，可以适用于单点到单点和单点到多点的流式 传输，不足在于其算法本身导致了源端发送码率固有的波动性。基于模型的方法 是通过一个以分组丢失率p l r ( p a c k e tl o s sr a t e ) 、往返时间r t r ( r o u n dt r i pt i m e ) 等为参数的t c p 吞吐量模型来计算发送方的最大传输速率，发送方以此计算结果 第一章绪论 为依据来对自身的发送速率进行调整1 。这种控制算法的优势在于发送速率较基 于码率的控制算法平滑，不足在于发送方计算量较大以及对拥塞的敏感度稍有降 低。 很多t c p 友好拥塞控制机制被提出，其中r a p ( r a t ea d a p t i o np r o t o c 0 1 ) 、 l d a ( 1 0 s s - d e l a yb a s e da l g o - r i t h r a ) 及t f r c ( t c pf r i e n d l yr a t # c o n t r 0 1 ) 等协议都是 模仿t c p 行为的一1 。t f r c 被1 e t f ( i n t e m e te n g i n e e r i n gt a s kf o r c e ) 纳为标准，并比 其他协议更强健。它考虑了所有影响t c p 速率的参数，更主要的是t f r c 在会话期 间有更加稳定的速率。t f r c 模型虽然可作为视频发送速率的重要参考，却不能 用于定制发送速率，因为t f r c 也存在自身的缺陷：即使连接带宽是恒定的，t f r c 所估计的带宽也会总是周期性地波动，这是因为t f r c 总会是在没有丢包的情况 下尽力提高发送速率，为避免网络拥塞，发送速率会再次明显降低。因此采用 t f r c 协议只能做到与t c p 协议的友好，却不能用于实际的视频数据传输“训。 多媒体网络通信的特点决定了网络为适应多媒体通信应该具有一些起码的 要求，否则，服务质量就得不到保证。不同于在设计阶段就考虑到q o s 的门网 络，在现有的基于口的因特网上进行实时的视频通信是具有挑战性的。这是因为 口网络只提供“尽力而为”( b e s t - e f f o r t ) 的服务，这种服务为用户承诺的特性就 显得太少了。同时，由于多媒体业务占去了大量的带宽，势必会影响现有的网络 要保证的关键业务的可靠传输。因此，在现有的口网上传输实时视频流还面临着 挑战，如何针对m p e g - 4 视频传输，特别是基于“视频对象”的视频传输还存在 许多问题有待解决川。 1 3 本文研究内容与结构安排 流媒体技术的飞速发展，给i n t e r n e t 带来了机遇与挑战，要保证流业务的q o s 需求，首先要解决传输中的拥塞控制问题。如果不在i n t e m e t 中使用有效的拥塞控 制算法，拥塞崩溃的发生会严重降低网络性能。在i n t e m e t 中使用拥塞控制算法对 i n t e m e t 的稳定性和提高网络服务质量( o o s ) 具有十分重要的意义。 论文主要从网络服务质量及网络资源分配公平性两个方面，对i n t e r n e t 拥塞控 制相关算法进行研究。主要研究工作包括以下几个方面： 1 对i n t e m e t 拥塞控制相关算法进行了分析和综述； 2 对几种典型的t c p 友好拥塞控制算法进行了介绍和分析，并通过仿真对其 性能进行了评价； 3 提出种以t f r c 算法为基础的改进算法，并利用仿真对改进算法的性能 进行了与原算法和其它几种算法进行比较和分析。 4 设计实现了一个基于c s 模式的网络视频传输系统，完成了主要功能组件 第一章绪论 的程序设计，并通过实验检验了改进算法在实际系统中的效果。 论文的后续章节组织如下： 第二章对i n t c m e t 中的端到端拥塞控制机制进行了介绍，重点介绍了t c p 拥塞 控制机制； 第三章对几种典型的t c p 友好拥塞控制算法进行了介绍，在此基础上，提出 了一种基于耶r c 的改进算法，并通过仿真对其性能进行评价； 第四章以改进算法为核心，设计实现了一个网络视频传输系统，并对传输性 能进行了测试及分析； 第五章对论文工作进行了总结。 第二章i n t e r n e t 拥塞控制基础 第二章i n t e r n e t 拥塞控制基础 2 1 基本概念 2 1 1 拥塞和拥塞控制 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。拥塞 是一种持续过载的网络状态，此时用户对网络资源( 包括链路带宽、存储空间和 处理器处理能力) 的需求超过了网络可提供的容量。拥塞导致的直接结果是分组 丢失率提高，端到端时延急剧增加，严重时会发生“拥塞崩溃”现象。当网络处 于拥塞崩溃状态时，微小的负载增加都将使网络的有效吞吐量( g o o d p u t ) 急剧下 降。图2 - 1 描述了网络负载与吞吐量、响应时间和网络性能的关系。从图2 - 1 可以看出，( a ) 当网络负载较轻时，吞吐量与负载之间呈线性关系，响应时间增 长缓慢；( b ) 到达膝点( k n e e ) 之后，随着负载的增加，吞吐量增加量逐渐变小， 而响应时间大幅度增加；( c ) 当负载越过崖点( c l i f f ) 之后，吞吐量急剧下降。通常 将k n e e 点附近称为拥塞避免区间，k n e e 和c u f f - 2 _ 间是拥塞恢复区间，而c l i 危之外是 拥塞崩溃区间。为了最大限度地利用网络资源，网络工作在轻度拥塞状态时应该 是较为理想的，但这也增加了滑向拥塞崩溃的可能性，因此需要一定的拥塞控制 机制来加以约束和限制。 拥塞控制就是网络节点采取措施来避免拥塞的发生或者对拥塞做出的反应。 使用图2 - 1 来说明，拥塞控制的目标就是使网络工作在k n e e 点附近。拥塞控制分 拥塞控制( c o n g e s t i o nc o n t r 0 1 ) 和拥塞避免( c o n g e s t i o na v o i d a n c e ) 两种不同的机 制。其中，拥塞控制是恢复机制，它用于将网络从拥塞状态中恢复出来；而拥塞 避免为预防机制，它的目的是避免网络拥塞的发生，使网络运行在高吞吐量、低 延迟的状态下n 钉。本文主要讨论的是拥塞避免机制。 第二章i n t e r n e t 拥塞控制基础 响 j 陵 时 闻 ( a ) 性 能 番 吐 量 ( 妨 田2 j 负载与吞吐t 、响应对阿和性能的关系 2 1 2 拥塞崩溃 当网络负荷增加导致网络有用工作量非正常下降时，我们有时就称之为拥塞 崩溃发生了。严格来说，拥塞崩溃的现象是网络的占有率很高但分组不能达到信 宿。这种现象第一次发生在i n t e m e t 的发展初期，即2 0 世纪8 0 年代中期，在此之后， 拥塞控制被引入了i n t e r n e t 。有几种原因可以引起拥塞崩溃，如不必要的分组重传、 未投递的分组等。下面将对两种主要的拥塞崩溃进行分别介绍，并指出其可能的 解决办法1 3 1 。 ( 1 ) 传统的拥塞崩溃：拥塞崩溃最初是于2 0 世纪8 0 年代被提出的，拥塞崩 溃的产生大多是由于t c p 连接不必要的重传一些分组，而这些分组或是正在传输 过程中或是已到达接收方。通常将不必要的分组重传所造成的拥塞崩溃称为传统 的拥塞崩溃。 ( 2 ) 未投递分组造成的拥塞崩溃：未投递分组造成的拥塞崩溃是另外一种 形式的拥塞崩溃。这种拥塞崩溃可能是今天的i n t e r n e t 所未能解决的最危险的拥塞 第二章i n t e r n e t 拥塞控制基础 崩溃。未投递分组造成的拥塞崩溃是由于网络带宽浪费在传递那些在到达最终信 宿前就被丢弃的分组所造成的。这种拥塞崩溃主要是不采用端到端拥塞控制机制 的开环应用而引起的，如基于u d p 的应用。 图2 2 和图2 - 3 说明了未投递分组所导致的拥塞崩溃。在图2 - 2 中，三个t c p 连接和一个u i ) p 连接竞争同一条1 5 m b p s 的拥塞链路。除了u d p 流的接收方的接 入链路带宽为1 2 8 k b p s ，仅占共享链路带宽的9 外，所有节点的接入链路带宽都 是1 0 m b p s 。当u d p 流发送方的数据发送速率超过了1 2 8 k b p s 时，大部分u d p 分组 将在到达信宿的链路的最终输出端口被丢弃。图2 - 3 贝u 是图2 - 2 仿真的结果。图中 分别显示了1 5 m b p s 的拥塞链路上u d p 的到达速率、u d p 和t c p 以及总的有效吞 吐量( g o o d p u t ) 为到达接收方的u d p 或t c p 的分组所占用的带宽。从图2 - 3 中可以 看出，随着u d p 信源发送速率的增加，t c p 的有效吞吐量急剧下降，而u d p 的有 效吞吐量在其发送速率超过其接收端链路带宽之后基本保持不变。而总的有效吞 吐量也随着u d p 流的发送速率增加呈线性下降。可见，未投递的分组所造成的拥 塞崩溃危害是相当大的，将导致链路的有效利用率急剧下降。 u d p i 蛩2 - 2 - - + t c 蛾和一个u 】) p 连接竞争同一条1 5 m b l 塔链路拓扑图 第二章i n t e r n e t 拥塞控制基础 哪8 甜皤鼬，8 叭呐揪8 砌岫 图2 3 三个t c p 连接与一个i p 连接的仿真结果 消除未投递分组造成的拥塞崩溃只有两种方法n 羽。第一种是在网络端节点使 用有效的端到端的拥塞控制机制。第二种方法是网络保证将已经被拥塞链路接收 的分组送至信宿。两种方法可以相互结合。 2 1 3 拥塞控制算法的评价方法 对于拥塞控制算法，通常可从用户和系统两个不同的角度进行评价。通常用 户所关心的性能指标主要包括端系统吞吐量、分组丢失率和传输延迟及时延抖动 等( 7 o ( 1 ) 吞吐量：单位时间内在一个连接上传输的最大字节数。通常用户期望其所 获得的吞吐量，特别是有效吞吐量( g o o d p u t ) 尽可能高，同时吞吐量标准方差接 近于0 。 ( 2 ) 延迟：也称时延，描述的是分组从源端开始传输直到最后成功传送到目的 地的时间间隔。端到端的延迟包括：节点处理延迟、排队延迟、传播延迟和传输 延迟。 ( 3 ) 分组丢失率：数据传输过程中丢失的分组数与传输的总的分组数的比率。 通常数据分组在传递过程中如果出现拥塞，将在交换机和路由器等网络设备中进 行缓存。如果拥塞持续时间过长，网络设备的缓存空间将耗尽，这样一些分组将 被丢弃。分组丢失率通常作为反映网络拥塞状态的一个指标。 ( 4 ) 时延抖动：延迟的变化就是抖动如果所有分组都通过相同的路径到达接 收端，则这些分组具有相同的传播延迟。如果分组大小一样，那么传输延迟也基 暑量萋鼍邑詈、弓薹 第二章i n t e r n e t 拥塞控制基础 本相同。但是网络业务是动态变化的，不同的业务负载情况下，网络节点的处理 延迟和排队延迟具有很大差别，因此相应的分组之间时延差别将出现很大变化。 在拥塞发生时，网络的延迟的时延抖动都会急剧增大。 由于拥塞控制算法对整个网络系统都有影响，在评价拥塞控制算法时，更应 该从整个系统的角度出发进行考虑。两个重要的系统评价指标是资源分配的效率 和分配的公平性n 耵。 ( 1 ) 资源分配的效率( e f f i c i e n c y ) ：资源分配的效率可以使用p o w e r 函数来评 价。p o w e r 函数的定义为： ( 2 1 ) 在上面的式子中，一般取口= 1 。如果在评价时更偏重于吞吐量，则取口 l ； 如果在评价时更偏重于反应时间，则取口 s s t h r e s h 时，则每收到一个a c k , c w n d 增加l e w n d n 9 1 。 ( 3 ) 快速重传和快速恢复 当分组发送超时，c w n d 被置为1 ， 窗口的尺寸，降低t c p 连接的吞吐量， 重新进入慢启动，这会导致过大减小发送 因此采用快速重传和快速恢复来提高拥塞 第二章i n t e r n e t 拥塞控制基础 恢复的性能。快速重传就是在发送端收到3 个或3 个以上的重复a c k 时，就认为 分组已经丢失，立即启动重传，而不必等待r t o 超时，向时将s s t h r e s h 设置为当前 拥塞窗口的一半。当发送端接收到的重复a c k 超过t c p r e x m t t h r e s h ( 通常设定为3 ) 之后，进入快速恢复阶段。在快速恢复阶段，每接收到一个重复的a c k ，将c w n d 增加一个分组大小。进入快速恢复阶段后，发送端可用窗口的控制规则变为 m i n ( a w n d ，c w n d 十n d u p ) ，其中a w n d 为接收端的通告窗口大小，c w n d 进入快速恢 复阶段时减半，n d u p 在收到重复a c k 数d 、：p t c p r e x r n t t h r e s h 之前为0 ，之后为再收 到的重复a c k 个数。当接收到新发出的分组的确认之后，退出快速恢复。快速重 传和快速恢复伪代码如下2 叫： i f ( d u p a c k s 一3 ) s s t h r e s h = m a x ( c w n d 2 ，2 ) c w n d = s s t h r e s h + 3 r e t r a n s m i tl o s tp a c k e t c w n d = c w n d + n d u p i f ( m i n ( a w n d ，c w n d ) f l i g h ts i z c ) t r a n s m i tn e w p a c k e t ( s ) o nn o n - a u pa c k c w n d = s s t h r e s h e n t e r c a 2 2 3 矾：p 协议的主要版本 ( 1 ) t c pt a h o e t a h o e 是t c p 的早期版本，包括三个最基本的拥塞控制算法：慢启动、拥塞 避免和快速重传。快速重传根据3 个重复的确认分组来判断分组丢失，减少了重 传超时的发生。此外，t a h o e 对往返时间m 的估算做了相应的改进，更准确的设 定超时重传的时间。 ( 2 ) t c p r e n o r e n o 在t a h o e 的基础上增加了快速恢复算法来提高拥塞恢复的效率。快速恢 复基于“管子( p i p e ) 模型的“报文守恒”特性，源端每接收到一个重复的a c k ， 就认为已经有一个分组离开网络，于是将发送方的拥塞窗口增i j i ；1 1 。r e n o 的快速 恢复优化了单个分组数据窗口丢失的情况，比t a h o e 的性能大有改进，但多个分 组从同一个数据窗口丢失时，仍旧存在性能问题。 第二章i n t e r n e t 拥塞控制基础 ( 3 ) t c pn e w - r e n o n e w - r e n o 对r e n o 中的快速恢复算法进行了补充。它考虑到一个发送端口内 多个分组丢失的情况。在快速恢复算法中，发送方收到一个不重复的a c k 就退出 快速恢复阶段。而在n e w - r e n o 中，只有所有在快速恢复阶段开始时出现的分组 都被确认，才会退出快速恢复阶段。 ( 4 ) t c ps a c k s a c k ( 选择性重传) 也关注一个窗口内多个报文丢失的情况。进入快速恢 复过程与r e n o 相似，当重传分组本身被丢弃后，s a c k 用重传超时探测丢失，再 次重传后进入慢启动过程，在确认了所有出现在进入快速恢复阶段的分组后，发 送端将从快速恢复阶段退出。s a c k 在快速恢复阶段维护了一个称为p i p e 的变量， 用于估计出现在网络中的分组。在p i p e 小于拥塞窗口大小时，发送端发送新的或 需要重传的分组，并将p i p e 增加l 。当发送端接收了一个带s a c k 选项的重复a c k 时，将p 啦变量减1 ，同时发送端利用一个特殊的数据结构( s c o r e b o a r d ) 对s a c k 确认信息进行记录。因此，s a c k 能够很好应付一个窗口内多个分组丢失的情形。 从以上算法中，可以总结t c p 拥塞控制的几个特点： ( 1 ) 将拥塞控制分为“慢启动”和“拥塞避免刀两个主要阶段。“慢启动” 用于探测网络的带宽，这个阶段使用指数增长的方式；“拥塞避免”试图避免拥 塞的发生，这个阶段使用a i m d ( 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 ) 的方式。 ( 2 ) 假设报文的丢失是由网络的拥塞引起的，t c p 把分组丢失作为拥塞发生 的指示。 第三章t f r c 协议分析及改进 第三章t f r c 协议分析及改进 t f r c 全称t c p - f r i e n d l yr a t ec o n t r o lp r o t o c o l 。它是由s f l o y d 等人提出的一 种基于模型的拥塞控制单播协议。盯r c 将p a d l l y e 的t c p 稳态时的平均速率计算 公式作为拥塞控制公式，其目的是使t f r c 流与t c p 流在相同环境下的抢占带宽 的能力相同，以达到与t c p 协议的友好性。 3 1t f r c 的拥塞控制机制 t f r c 协议拥塞控制思想并不复杂，就是通j 醴t c p 吞吐量模型速率公式1 ： 触一小哥孓一s l z e 馘( 3 1 ) 计算发送速率。上式中，r a t e c a l 为计算出的发送速率上限，r t t 为数据包的往返 时间，r t o 为t c p 超时重传时间，p 为接收端计算出的丢包事件率，s i z e 为数据 包的大小。 在t f r c 中，采用的参数是丢失事件率而不是报文丢失率。一个丢失事件是 指一个窗口的数据至少有一个报文发生丢失，而不管这个窗口内报文丢失的个 数。因此，一个丢失事件可能包含几个报文丢失。丢失事件率就是指丢失事件发 生的概率。 从公式( 3 - 1 ) 可以看出，速率值随着丢失事件率等几个参数的变化而改变， 但是最主要的因素是丢失事件率。在其他参数不变的情况下，公式的计算结果随 着丢失事件率的下降而上升。但是发送方并不将速率值直接增加到计算出的速率 值，而是将速率缓慢地向上调整；当一个新的丢失事件发生时，丢失率上升，而 计算出的速率值下降，发送方会将发送速率调整到计算值。但是按照t f r c 中丢 失事件率的算法，一个非连续的新的丢失事件并不会改变丢失事件率，因此当丢 失率上升时速率值的下降也是缓慢的。 为了使发送方得到公式中所需的参数，t f r c 要求接收方每一个r t t 间隔内如 果收到数据，则向发送方反馈丢失事件率：如果发送者在几个r t t 时间内收不到接 收方的丢失事件率反馈，则就逐渐减小其发送速率，直到停止发送。 第三章t f r c 协议分析及改进 3 2 唧的系统框架 t f r c 速率调整由发送端控制，接收端做反馈辅助作用。发送端主要负责m 和r t o 的估计和发送速率r a t e 的计算，而接收端主要负责计算并反馈丢失事件率p 给发送端。下面是发送端和接收端分组主要信息u 圳。 发送端数据分组主要包含： ( 1 ) 数据包序号i ； ( 2 ) 发送速率r a t e _ 1 ( 3 ) 发送端当前估计的m 值； ( 4 ) 发送端当前估计的r t o 值； ( 5 ) 发送时间戳t i m e s t a m p _ ； ( 6 ) 数据包大小s i z e 。 接收端a c k 反馈分组包括： ( 1 ) 数据包序号i ； ( 2 ) 上一个反馈分组到现在期间，接收端估计的接收速率r a t er g v ； ( 3 ) 接收端估计的当前的丢失事件率p ； ( 4 ) 发送时间戳c i i i l e s 切m p ； ( 5 ) 收到的最后分组的时间戳t se c h o ； ( 6 ) 收到这个最后数据分组和发出本反馈分组间的时间差t 。delay 3 3t f r c 协议运行主要阶段 t f r c 协议运行主要分为两个阶段：慢启动和拥塞避免。 ( 1 ) 慢启动：( s l o ws t a r t ) 为了能快速地探测到可利用的网络带宽， d 曰r c 中也存在着与t c p 类似的慢启 动过程。它会从一个初始的低速开始发送报文，并以指数上升速率不断提高发送 速率，直到发生第一次丢包时结束。 t f r c 是基于速率的协议，它是通过调整发送时隔来控制发送速率的。这里 需要说明的是，在慢启动时，t f r c 并不是根据吞吐量公式来控制发送速率的。 它是将速率大概以每r t t 时间增加一倍，而实际操作是更为复杂和巧妙的引。 在t f r c 成功建立连接后，系统首先会进入慢启动状态，主要过程如下： 发送端： 1 发送端会首先按初始速率i n i t i a lr a t e 来发送第一个数据包。 2 发送端当收到接收端的第一个a c k 反馈包后，将发送速率r a t e _ 调整到 第三章t f r c 协议分析及改进 s i z e r t t 为数据包的大小，为。_(size r t tr o u n dt r i pt i m e ) 3 发送端不是直接以r a t e j 柽发送数据包的，而是通过旧速率o l d r a t e 控制发 送速率的。o l d r a t e _ 会每发送一个包更新一次，不断向m 1 疋增长，直到达 至l j r a t e 为止。这样t f r c 就以一种更为连续平稳的方式快速增长发送速 率。 4 发送端每收到接收端的a c k 包，更新一次发送速率r a t e ，将其设为当前 发送速率r a t e 和接收速率r a t e两者中最小值的两倍。 5 发送端在数据包里提供接收端_ r 包e v 序列，t a t ，发送时间等信息。 6 发送方收到接收方的丢包信息a c k 后，会根据反馈的p 值计算出相应的发 送速率( 大概为反馈的m t em v 值) ，并退出慢启动，进入拥塞回避阶段。 接收端： 1 正常接收包时，接收端每隔一个r t t 时闻发送一个a c k 反馈包，包里含接 收端计算的接收端上次反馈到当前的接收速率r a t e 坝r 。 2 接收端通过序列号等信息发现丢包后，会根据当前接收端速率 r a t e _ r e v ，r t t _ c t o _ 信息，通过吞吐量公式3 1 反推丢包率p ，并马上把p 值等 其他信息通过a c k 包发给发送端。 ( 2 ) 拥塞避免( c o n g e s t i o na v o i d a n c e ) 为了能合理利用网络带宽，1 f r c 中也存在着拥塞避免过程d 。与t c p 不同 的是，t f r c 拥塞避免是以速率来控制的。为了能达到速率抖动少，t f r c 并不是 采用一般的a i m d 策略，而是通过t c p 吞吐量公式( 3 1 ) 来控制速率的。 需要指出的是，发送端最终发送速率并不就是计算出来的r a t ec a l 值。为了 使t f r c 能平滑变化，特别是防止突然增长速率，在当前发送速率值r a t e 小于计 算出来的r a t ec a l 值时，发送速率会大概每r t t 增j j l l s i z e r t t 值，直到当前发送速 率值r a t e 大于计算出来的r a t ec a l 值时，才使当前发送速率r a t e 值调整至u r a t ec a l 值。这样一方面可以防止大幅度速率增长，另一方面可以使发送速率能及时对拥 塞减速。 t f r c 也有类似t c p 的t i m e o u t 处理，当发送端超过n 0 时间还没有收到接收端 的a c k 包，发送端就会将速率减到一半。 另一方面，接收端会周期性地发送反馈分组给发送端，反馈分组一般来说至 少每个m 发送一个。当发现有新的丢失事件时，还应该马上发送。在r f c 3 4 4 8 中 指出，当传输速率较高时，一个m 内发送多个反馈分组是有利无害的。 从上面的讨论可以看出，t f r c 设计的关键在于吞吐量公式，而公式里的变 第三章t f r c 协议分析及改进 量影响着最终速率，其中以啦，哟和丢失事件率p 的估计最为重要，特别是p ， 它对速率影响相当敏感，是影响速率最为关键变量。 1 r t t 和r t o 的计算 i t t 和r t 0 - 是由发送端通过反馈数据包信息估计出来的。当发送端收到反馈 分组a c k 时，可以从a c k 包中获得。 ( 1 ) 接收端收到的