（计算机应用技术专业论文）基于主动网拥塞控制算法的研究与实现.pdf

兰州大学硕一l 学位论文 摘要 尽管工业和学术界在一直努力消除网络拥塞，但它依旧存在并增长。闭环拥 赛控制机制已经成为当今网络的标准。在这种机制中，当拥塞发生和快要发生时， 网络会向发送源提交一个负反馈。这种机制依赖发送方降低传输率控制网络。然 而，在一些应用中，如声音、音频、广播等要求持续的传输比特流，而其他如流 媒体应用、网络电话、快速数据交换服务则会尽可能多的占有网络带宽。这些应 用会忽略或不重视来自网络的负反馈，这是由它们特性决定的。 基于拥塞避免的早期自由检测( r e d ) 机制能够帮助保持平均队列数目较低， 允许偶尔的包冲突，可以通过对冲突节点的包做记号或将其丢弃来阻止全局同步 的发生。然而，通过仿真实验已经证明，在瓶颈链接中，当一个无响应的高带宽 连接同带响应的连接在r e d 网关竞争带宽时，会拥有超过公平共享的带宽。 主动网提供了一个全新的网络平台，它在运行时灵活、可扩展，支持快速更 新和网络技术的快速配置以适应当前需要。本文利用主动网允许网络节点对通过 自己的数据流进行应用估算的特性对r e d 算法中的缺点进行定位，设计了一种拥 塞控制机制，高带宽时延拥塞控制算法，并对其进行了实现和评估。它限制了由 大带宽应用流引起的网络性能的降低，以及高带宽链接在拥塞节点的冲突。通过 实验测试，表明新算法是一种有效的拥塞控制算法，具有一定的实用价值。 关键词：拥塞控制：主动网络：主动式队列管理；r e d 算法；高带宽时延拥塞控 制算法 兰州大学硕士学位论文 a b s t i 认c t n e t w o r kc o n g e s t i o nc o n t l h u e st op e r s i s ta n dg r o wi ns p i t eo fc o n t i n u e d r e s e a r c he f f o r t si ni n d u s t r ya n da c a d e m i at oe l i m i n a t ei t c l o s e d l o o p c o n g e s t l o nc o n t r o lm e c h a n i s m sh a v eb e c o m et h en o r mi nt h ei n t e r n e tt o d a y i nt h e s em e c h a n i s m s ，t h en e t w o r kp r o v i d e s n e g a t i v ef e e d b a c kt ot h e t r a n s m i t t i n gs o u r c e sw h e ni ti sc o n g e s t e do rw h e nc o n g e s t i o ni sb u i i d i n g u p t h em e c h a n i s m st h e nr e l yo nt h et r a n s m i t t i n gs o u r c e st oe x e r c i s e c o n t r o lb yc u t t i n gb a c kt h e i re f f e c t i v er a t eo ft r a n s m i s s i o n h o w e v e r ， a ni n c r e a s i n gn u m b e ro fa p p l i c a t i o n ss u c ha sv o i c e ，a u d i 0a n db r o a d c a s t s e r v l c e sr e q u i r eac o n s t a n tb i tr a t eo ft r a n s m i s s i o n ，w h i l es o m eo t h e r s ， e g s t r e a m i n ga n dm u l t i m e d i aa p p l i c a t i o n s ，i n t e r n e tt e l e p h o n ya n df a s t d a t ae x c h a n g es e r v i c e s ，t e n dt o ”g r a b ”a sm u c hn e t w o r kb a n d w i d t ha s a v a i l a b l e t h e s ea p p l i c a t i o n sb yt h e i rv e r yn a t u r et e n dt o i g n o r eo r u n d e r p l a yc o n g e s t i o n r e l a t e df e e d b a c kf r o mt h en e t w o r k t h er a n d o me a r l yd e t e c t i o n ( r e d ) m e c h a n i s mf o rc o n g e s t i o na v o i d a n c e h e l p sk e e pt h ea v e r a g eq u e u es i z el o w ，a l l o w so c c a s i o n a lp a c k e tb u r s t s ， a n dp r e v e n t s g l o b a ls y n c h r o n i z a t i o no fs o u r c ew i n d o w sd u et oi t s r a n d o m n e s si nm a r k i n go rd r o p p i n gp a c k e t sa tac o n g e s t e dn o d e h o w e v e r ， i t h a s b e e n p r o v e nt h r o u g h s i m u l a t i o n st h a ta n u n r e s p o n s i r e b a n d w i d t h g r e e d yc o n n e c t i o ng e t sal a r g e rt h a nf a i rs h a r eo ft h eb a n d w i d t h a tab o t t l e n e c k1 i n kw h e nc o m p e t i n gw i t hr e s p o n s i v ec o n n e c t i o n sa tar e d g a t e w a y a c t i v en e t w o r k sp r o v i d ea ni n n o v a t i v en e t w o r k i n gp l a t f o r mt h a ti s f l e x i b l ea n de x t e n s i b l ea tr u n t i m ea n ds u p p o r t st h er a p i de v o l u t i o na n d d e p l o y m e n to fn e t w o r k i n gt e c h n o l o g i e st os u i tc u r r e n tn e e d s i nt h i sp a p e r w ep r e s e n tt h ed e s i g n ，i m p l e m e n t a t i o na n de v a l u a t i o no ft h eh i g hb a n d w i d t h d e l a yc o n g e s t i o ne o n t r o lm e c h a n i s mt h a tu s e sa c t i v en e t w o r kc a p a b il i t i e s t h a tt oa d d r e s st h es h o r t c o m i n g so fr e da n d1 i m i tt h ed e g r a d a t i o ni n n e t w o r kp e r f o r m a n c ec a u s e db yh i g hb a n d v i d t ha p p l i c a t i o n f l o w s h i g h b a n d w i d t hd e l a yc o n g e s t i o nc o n t r o lm e c h a n i s ml i m i t st h ei m p a c to fh i g h b a n d w i d t hc o n n e c t i o n sa tac o n g e s t e dn o d e t h en e wm e c h a n i s mi sp r o v e d t ob ee f f i c i e n ta n dv a l u a b l et h r o u g ht h ee x p e r i m e n t s k e y w o r d ：c o n g e s t i o nc o n t r o l ：a c t i v en e t w o r k s ；a c t i r eq u e u em a n a g e m e n t ； r e dm e c h a n i s m ；h i g hb a n d w i d t hd e l a yc o n g e s t i o nc o n t r o lm e c h a n i s m i i 原创性声明 本人郑重声明：本人所呈交的学位论文，是在导师的指导下独立 进行研究所取得的成果。学位论文中凡引用他人已经发表或未发 表的成果、数据、观点等，均已明确注明出处。除文中已经注明 引用的内容外，不包含任何其他个人或集体已经发表或撰写过的科研 成果。对本文的研究成果做出重要贡献的个人和集体，均已在文中以 明确方式标明。 本声明的法律责任由本人承担。 论文作者签名：翌塑竺圭日期： 一，6 6 关于学位论文使用授权的声明 本人在导师指导下所完成的论文及相关的职务作品，知识产权归 属兰州大学。本人完全了解兰州大学有关保存、使用学位论文的规定， 同意学校保存或向国家有关部门或机构送交论文的纸质版和电子版， 允许论文被查阅和借阅；本人授权兰州大学可以将本学位论文的全部 或部分内容编入有关数据库进行检索，可以采用任何复制手段保存和 汇编本学位论文。本人离校后发表、使用学位论文或与该论文直接相 关的学术论文或成果时，第一署名单位仍然为兰州大学。 保密论文在解密后应遵守此规定。 论文作者签名：蔓越导师签名：日期砭竺名 兰卅l 大学硕士学位论文 第一章绪论 1 1 课题背景 近年来，网络技术的发展日新月异，网络规模迅速扩大，特别是进入九十年 代后，以i p 为基础的i n t e r n e t 呈爆炸式增长，已经逐渐发展成为全球性的信息 基础设施，随着新型网络应用的不断涌现和用户数量的迅速增加，使得i n t e r n e t 的流量急剧增长，其中除了传统的w w w ，f t p ，t e l n e t 等数据流外，还出现了大 量的实时多媒体数据流，由于网络中不同的数据流在路由器处交汇，因而给网络 的路由节点造成很大的负担，越来越严重的网络拥塞问题逐渐暴露出来。 在网络通信中，拥塞容易造成延迟和吞吐量等q o s ( o u a l i t yo fs e r v i c e ) 性能指标下降，是影响带宽、缓存等网络资源利用率的关键因素，因此有效解决 拥塞问题对于提高网络性能具有重要意义。网络产生拥塞的根本原因是用户提供 给网络的负载大于网络资源容量和处理能力，在i n t e r n e t 中，存储空间不足、 通信信道带宽容量不足、处理机处理能力较弱等都是产生拥塞现象的直接原因， 但是无论增加缓存容量或是提高处理器及链路的速度都不能从根本上解决问题， 相反，某些情况下甚至可能会进一步加剧拥塞。网络中发生拥塞后如果不加以控 制，往往会导致恶性循环，这时如果路由器没有空余的缓存空间，它就必须丢掉 新到的数据包，当数据包丢弃时，源端可能会因为超时而重传此包，由于源端在 未收到确认之前不能丢弃数据包，相应的缓存不能释放，使缓存进一步消耗，导 致拥塞加重，在网络流量非常高的情况下，网络甚至会完全瘫痪，几乎没有数据 包能够送达接收方。网络拥塞己经成为制约网络发展和应用的一个瓶颈，如何更 好地预防和控制拥塞一直是近年来网络研究的热点问题。 为了使网络从拥塞中解脱出来，在t c p 配置中采用了慢启动和拥塞回避的策 略。虽然在发送端t c p 可以进行拥塞的检测和回避，但因为只有路由器才能对不 同时间段的业务量进行统一的考查，所以最有效的拥塞检测和回避是在路由器中 实现的。目前，已经出现的队列管理机制有：p p d ( p a r t i a lp a c k e td i s c a r d ) ，e p d ( e a r l yp a c k e td i s c a r d ) ，r e d ( r a n d o me a r l yd i s c a r d ) ，f r e d ( f l o wr e d ) ，r i o ( r e dw i t hi na n do u t ) ，b l u e 等算法。比较起来，r e d 算法具有较低的排队 时延、较高的分组通过度( g o o d p u t ) 和较好的公平性。r e d 算法允许短时的分 组突发，因而可以避免因为网络负荷变化造成的分组丢弃；r e d 能避免多个t c p 兰州大学硕士学位论文 连接同时的超时重传，从而保持高的带宽利用率：此外，r e d 算法还能较好的支 持突发业务，且确定哪些连接使用了更多的带宽，并可以采取措施予以惩罚。但 r e d 也有自身的缺陷，其中最重要的缺陷就是对业务不加区分，对不同的流不加 区分，从而造成针对流的不公平性( 即可能出现少数几个高速率流占完所有的路 由器b u f f e r 的情况) 。 1 2 论文的主要工作如下 1 研究了拥塞发生的原因及目前主流的主动式队列管理算法，尤其是对 r e d 和e c n 进行了深入细致的分析。 2 利用主动网的特性对r e d 算法中的缺点进行定位，提出一种新的拥塞 控制算法一高带宽时延拥塞控制算法。 3 措建实验环境，收集实验数据，得到r e d 算法和高带宽时延拥塞控制 算法相关数据，证实了高带宽时延拥塞控制算法在限制高带宽连接方 面的有效性。 1 3 论文的组织结构 本论文共分为六章 第一章分析了互联网拥塞控制研究背景，介绍研究现状，阐述论文的主要工 作和总体结构。 第二章讲述了主动式队列管理技术，讨论了两个相关的拥塞避免算法，并提 出了r e d 算法的优点和缺点。 第三章介绍了一种新的网络体系结构主动网络，描述了主动网的基本概 念、体系结构以及节点操作系统接口。 第四章是在主动网的基础上提出了高带宽时延拥塞控制算法，对算法的设计 与实现进行了详细的描述。 第五章通过搭建的实验环境对算法进行了论证，说明了算法的良好性能。 最后一章对论文所作的工作做了一个总结，为以后的研究工作提出建议。 兰州大学硕士学位论文 第二章主动式队列管理技术 2 1 拥塞和拥塞控制 由于路由器往往要把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，路由器的缓存队列里的包就会越积越多，最终导致这个队列溢出，而路由器 也不得不开始丢弃包，这种状态称为“拥塞”。 处理拥塞的办法一般可以分为两类：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 ) 。前者是在网络已经过载的情况下采取的响应 措施，后者则是为了避免网络出现过载而采取的预防和检测策略。从控制理论的 角度来看，这两个问题是通过控制器的输出统一解决的，所以在本论文中把这些 算法统一称为“拥塞控制算法”。 拥塞控制机制的首要任务是检测早期的拥塞。这是因为，路由器能够有效地 监控队列的长度，因此其也能有效地检测早期的拥塞( i n c i p i e n tc o n g e s t i o n ) 。 拥塞控制机制的另一个任务是选择哪个流发出拥塞通知。因为路由器能够全面地 审视各个流对产生拥塞的影响，因此其也能够有效地决定将拥塞信息通知哪个源 端，使其降低数据发送速度。 因此在路由器上出现了各种拥塞管理机制，包括早期的被动队列管理和主动 队列管理。管理路由器队列长度的传统技术是对每个队列设置一个最大值( 以包 为单位) ，然后接受包进入队列直到队长达到最大值，接下来到达的包就要被拒 绝进入队列直到队长下降。这种技术也就是所谓的“去尾”( d r o p t a i l ) 算法。 虽然这个方法在当前i n t e r n e t 上得到了广泛的使用，但其存在重大缺陷： 1 死锁( 1 0 c k o u t ) ”1 ： 在某些情况下，“去尾”算法会让某个流或者少数几个流独占队列空间，阻 止其他流的包进入队列。这种“死锁”现象通常是由于同步( s y n c h r o n i z a t i o n ) 或其他定时作用的结果。 2 全局同步( g l o b a ls y n c h r o n i z a t i o n ) ： 由于i n t e r n e t 上数据的突发本质，到达路由器的包也往往是突发的。如果 队列是满的或者几乎是满的，就会导致在短时间内连续大量地丢包。而t c p 流具 有自适应特性，源端发现包丢失就急剧地减小发送窗口，包到达速率就迅速下降， 兰州大学硕士学位论文 于是网络拥塞得以解除，但源端得知网络不再拥塞后又开始增加发送速度，最终 又造成网络拥塞，而且这种现象常常会周而复始地进行下去，从而在一段时间内 网络处于链路利用率很低的用状态，降低了整体吞吐量，这就是所谓地“t c p 全 局同步”现象。 2 2 主动式队列管理及其优点 在当前的i n t e r n e t 上，丢包是对端节点进行拥塞通知的重要机制，解决路 由器“满队列”的方法便是在队列充满之前丢包，这样端节点便能在队列溢出前 对拥塞作出反应。这种方法便称为“主动式队列管理”( a c t i v eq u e u em a n a g e m e n t ) h 】 a q m 是一组基于f i f o 调度策略的队列管理机制，使得路由器能够控制在什么 时候丢多少包，以支持端到端的拥塞控制”1 。a q m 有以下优势： 减少了路由器中丢弃的包的数量：i n t e r n e t 中数据包的突发本质是不可避免 的，a q m 通过保持较小的平均队列长度( a v e r a g eq u e u es i z e ) ，能提供更大的 容量吸收突发数据包，从而大大减少了丢包数。进一步说，如果没有a q m ，会有 更多的包被丢弃，这主要是因为以下三个原因： 1 ) 由于使用共享的队列和a q m ，会不可避免地产生全局同步，导致很低的 平均带宽利用率，也即吞吐量很低。 2 ) t c p 从突发包的丢弃中恢复要比从单个包丢弃中恢复更复杂。 3 ) 如果一个数据包在到达目的端之前被丢弃，则其在传输过程中所消耗的 资源都被浪费，降低了网络带宽的利用率。因此，不必要的包丢弃也就意味着带 宽的浪费。 对交互式服务提供了更低的延迟：a q m 通过保持较小的平均队列长度，队列 管理能够减少包的排队延迟( q u e u e i n gd e l a y ) ，而排队延迟是造成端到端延迟 ( e n dt oe n dd e l a y ) 的主要原因。这对交互式应用比如w e b 浏览、t e l n e t 业 务和视频会议等非常重要。 避免了“死锁”现象：a q m 能够通过确保到来的包几乎总是有可用的队列空 间，从而阻止“死锁”行为的发生。也因为这个原因，a q m 能防止路由器对低带 宽高突发的流的偏见。 2 2 1 随机早期检测算法( r a n d o me a r l yd e t e c t i o n ，r e d ) 4 兰州大学硕士学位论文 r e d 拥塞控制机制的基本思想是通过监控路由器输出端口队列的平均长度 来探测拥塞，一旦发现拥塞逼近，就随机地选择连接来通知拥塞，使他们在队列 溢出导致丢包之前减小拥塞窗口，降低发送数据速度，从而缓解网络拥塞。由于 r e d 是基于f i f o 队列调度策略的，并且只是丢弃正进入路由器的数据包，因此 实施起来也较为简单。 随机早期检测的设计目标： 1 ) 最小化包丢失率和排队延迟。 2 ) 避免全局同步现象。 3 ) 避免对突发业务的偏见：网络中含有大量的突发数据，而传统的“去尾” 算法对突发业务有很大的偏见。在采用“去尾”算法的路由器中，如果 某个流的突发性越高，则当该流的包进入队列时越容易造成队列溢出， 从而导致连续地丢弃大量的该流的包。 4 ) 即使在缺乏传输层协议有效配合的情况下也能控制乎均队列长度，从而 避免拥塞。 一 为了达成以上目标，r e d 采用了基于时间的平均队列长度，并且随机地选择 正进入路由器地包进行丢弃。这种方法能被有效地实施而无需在路由器中维持每 个流( p e r f l o w ) 的状态信息。 r e d 算法主要分为两个部分。首先是计算平均队列长度，以此作为对拥塞程 度的估计。另一个就是计算丢弃包的概率。 由于i n t e r n e t 数据的突发性，如果一个队列很多时候是空的，然后迅速被 充满，又很快被取空这时就不能说路由器发生拥塞而需要向源端发送拥塞指示。 因此r e d 在计算平均队长a v g q 时，采用了类似低通滤波器( 1 0 w - p a s sf i l t e r ) 带权值的方法： a v g q = ( 1 一w ) * a v g q + q * w 其中，w 为权值，q 为采样测量时实际队列长度。这样由于i n t e r n e t 数据的 突发本质或者短暂拥塞导致的实际队列长度暂时的增长将不会使得平均队长有 明显的变化，从而“过滤”掉短期的队长变化，尽量反映长期的拥塞变化。在计 算平均队长的公式中，权值w 相当于低通滤波器的时间常数，它决定了路由器对 输入流量变化的反应程度。因此对w 的选择非常重要，如果w 过大，那么r e d 兰州大学硕士学位论文 就不能有效地过虑短暂的拥塞；如果w 太小，那么a v g q 就会对实际队列长度的 变化反应过慢，不能合理地反映拥塞状况，在这种情况下，路由器就不能有效检 测到早期的拥塞。w 的值应根据不同情况预先设置，一般来说，它是由路由器允 许发生的突发业务的大小和持续的时间所决定的。 计算平均队长的目的就是为了反映拥塞状况，根据拥塞的程度来计算丢弃包 的概率，从而有效地控制平均队列长度。r e d 有两个和队列长度相关的域值：m i n 。n 和m a x 。当有包达到路由器时，r e d 计算出平均队长a v g q 。若a v g q 小于m i n 一 则没有包需要丢弃：当m i n 。a v g q m a x 。时，计算出概率p ，并以此概率丢弃包： 当a v g q m a x 。时，所有的包都被丢弃( 如图2 1 所示) 。由于r e d 使用的是基于 时间的平均队长，就有可能会发生实际队长大于平均队长的情况，如果队列已满， 则到达的包只能被丢弃。 计算概率p 的方法如下： p b = m a x p * ( a v g q m i n 。h ) ( m g x 旷m i n 。h ) p = p b ( 1 一c o u n t * p b ) m i na v g q u e u em a x 图2 一lr e d 丢包概率 我们注意到p 不仅和a v g q 有关，而且还和从上一次丢包开始到现在进入队 列的包的数量c o u n t 有关。随着c o u n t 的增加，下一个包被丢弃的可能性也在缓 慢增加。这主要是为了在到来的包之间均匀间隔地丢包，避免连续丢包，从而避 台iio喇口ok山ook口 兰州大学硕士学位论文 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。如果平均队长 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，则该队长称为理想的平均队长。阈值m i n 。和m a x 。、就是由理想的 平均队长决定的。一般来说，m a x t h - - m i n 。应大于一个回路响应时间内平均队长的 增加值，以避免由于路由器丢弃过多的包而导致全局同步。根据目前i n t e r n e t 上数据流的特点，可以将m a x 。设为m i n 。、的两倍。由于理想的平均队长依赖于不 同的网络条件，因此，如何确定理想的平均队长仍是一个有待研究的问题。 2 2 2 显式拥塞指示( e c n ) 在r e d 机制中，当平均队长超过一定的阈值时便开始丢包了，也就是说r e d 是在队列未满的情况下丢包的，并不是由于队列溢出而被迫丢包的。在这种情况 下丢包，虽然使得r e d 有效地管理了平均队长，但也浪费了网络资源，并且对时 延有一定要求的多媒体应用不是很理想。因此除了使用丢包作为拥塞通知方式 外，a q m 还可以采用其它方法，e c n ( e x p l i c i tc o n g e s t i o nn o t i f i c a t i 0 兀) 便 是i e t f 建议使用地一种拥塞通知方式。 e c n 需要在i p 包头设置一个两位( b i t ) 的e c n 域，一个是e c t ( e c n c a p a b l e t r a n s p o r t ) 位，由源端设置以显示源端节点的传输协议是支持e c n 的；另一个 是c e ( c o n g e s t i o ne x p e r i e n c e d ) 位，由路由器设置，以显示是否发生了拥塞。 i p v 4 中t o s 字节的第6 位被设置为e c t 位，第7 位被设置为c e 位。i p v 4 中t o s 字节和i p v 6 中的流类型字节( t r a f f i cc l a s so c t e t ) 是相对应的，它们的前六 位被设置为区分服务中的( d i f f e r e n t i a t e ds e r v i c e s ) 区分服务标记域 ( d s f i e l d ) 。后两位保留未用，因此可用来作为e c n 域。 除了在i p 头中设置e c n 域外，e c n 还需要传输协议的支持。在t c p 头中需 要设置两个标志位：e c n e c h o 和c w r ( c o n g e s t i o nw i n d o wr e d u s e d ) 。e c n e c h o 是接受端用来通知源端收到一个c e 包；c w r 是源端用来通知接受端拥塞窗口已 减小。 在t c p 连接建立阶段，源端和目的端t c p 交换有关它们是否愿意以及是否支 持e c n 的信息。然后源端设置i p 头中的e c t 位以向网络显示其支持e c n ，因而， 如果路由器需要的话，可以标记i p 头中的c e 位作为拥塞通知的方式。下面具体 兰州大学硕士学位论文 阐述e c n 的工作方式( 如图2 2 所示) 。 在t c p 连接建立阶段，若源端支持并愿使用e c n ，则其可在s y n 包的t c p 头 中设置e c n e c h o 和c w r 标志位。如果源端支持并愿使用e c n ，则其可在s y n - a c k 包中设置e c n e c h o 标志，但不设置c w r 标志。这样当前的t c p 便是支持使用e c n 的。 对路由器来说，如果其队列位满，并且其要对源端发出拥塞通知，那么路由 器应该首先检查i p 包头的e c t 位是否已经设置，如是则应该设景c e 位而不是以 丢包作为对源端的通知信息。接着，当目的端接受到了c e 包时，就会设置确认 包t c p 头的e c n e c h o 标志，并且为了防止确认包的丢失，目的端必须在接下来 一系列的确认包中设置e c n e c h o 标志。如果源端收到了e c n e c h o 的确认包， 那么也就知道了在发往目的端的路径中发生了拥塞，因而需要将拥塞窗口减半并 且减小慢启动闽值，同时在接下来要发送的包中设置c w r 标志，以通知目的端拥 塞窗口己减小，如果目的端接受到了c w r 包，就停止在接下来的确认包中设置 e c n e c h o 标志。 哪c e i p 头e 工 e ( 丌c e 卜w r 凹头口口 t c p 头 3 - 重量 _ 一自卫 图2 2e c n 工作原理 如果路由器收到了c e 包，则c e 位保持不变，包的传输还和往常一样。若发 生了严重拥塞，队列满了，那么路由器别无选择就只好丢包了。在现在的“延迟 确认”( d e l a y e d a c k ) t c p 应用中，目的端收到两个包时发送一个确认，那么 只要接收到的包中有一个c e 包，确认包中的e c n - e c h o 标志就要设置。 另外，如果在一个r t t 内，源端同时收到e c n 和丢包传达的拥塞指示，则 烈 凰晰 自 璺聃 兰州大学硕士学位论文 只对其中之一作出拥塞反应。如果拥塞反应已经开始，则必须等到所有正在传送 的数据都被确认后才能开始新的拥塞反应。 2 2 3r e d 和e c n 的结合 将r e d 和e c n 结合起来，如果拥塞是在队列满之前检测到的，那么除了用丢 包作为拥塞通知外，对支持e c n 的源端和目的端，还可以采在i p 包头设置c e 位的方法。这样就避免了不必要的丢包，特别是对短的t c p 连接和对时延敏感的 t c p 连接而言；另外也避免了不必要的t c p 超时重传。 2 2 4r e d 的优点和存在的问题 r e d 在平均队长超过了最大域值后就丢包，而不是采用诸如设置c e 位之类 的标记包的方法，从而有效地控制了平均队长，限制了平均时延地大小。在发生 拥塞时，r e d 标记某个流的数据包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，其供随机标记的包也更多。从而消除了对突发 流的偏见。r e d 标记包的概率依赖于拥塞水平，并且均匀地间隔丢包，避免了由 于连续丢包导致地全局同步现象。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地控制网络上发生的拥 塞。 尽管和“去尾”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 有许多问题： ( 1 ) 参数设置问题：r e d 工作性能的优劣很大长度上是由其预先设置的参数 w 、m i n 。和m a x 。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 对于连续丢包、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是有待进一步研究的问题。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。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 r n 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 参数也会就会给拥塞管理带来非常不 利的影响。 ( 2 ) 不能有效估计拥塞的严重性： 兰州大学硕士学位论文 图2 3 一个r e d 队列管理的例子 基于“去尾”机制的t c p 拥塞控制的一个很大问题就是从路由器丢包开始， 到源端检测到丢包，需要相当长时间“1 。在这段时间里，源端继续以原速或更高 的速度发送数据，从而导致更多的包丢弃。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 始下降这段时间到达的数据包。r e d 还要确保送出的拥塞通知信息只是降低了源 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 ( a c t i v et c p c o n n e c t i o n ) 连接时，总的流量往往突发性非常高，队长的增减非常迅速，而 兰州大学硕士学位论文 r e d 还没有来得及作出很好的行动。图2 3 显示了在这种情况下r e d 是如何工作 的。在从t = l 开始发生拥塞，直到t = 7 负荷才小于链路容量，在这之间由于总 的流量的突发性，就会有大量包被丢弃或被e c n 标记，从而降低了链路使用率。 图2 - 4 显示了理想的队列管理算法是如何工作的，其传递拥塞指示的速度刚好使 得总的源端的发送速度等于或小于瓶颈带宽。 图2 4 理想的队列管理算法工作情况 要解决这个问题，r e d 不仅需要正确的参数配置，还需要足够大的缓冲区， 比如缓冲区是带宽延迟积的两倍。但如果带宽延迟积很大，又会大大增加端到端 的延迟。而且对那些已经在使用的，存储器不是很大的路由器也无法用此方法解 决。 ( 3 ) 和“去尾”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 低突发流的丢包率来实现的，而是通过增加非突发流的丢包率来消除这种偏见 的。 ( 4 ) 由于权重w 很小，因此平均队长的变化很小。当负荷很重时，平均队 长总是在m a x 。附近缓慢的振动，从而导致长时的连续标记包( a v g q m a x 。n ) 或者 长时间连续随机地标记包( a v g q m a x 。) ，产生全局同步现象。也是由于此原因， 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、包的大小、目 兰州大学硕士学位论文 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 标记包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。例如两个t c p 流竞争带宽，一个使用小窗口，另一个使 用大窗口，发生拥塞时，r e d 就会使得小窗口的源端陷入多重超时。另外，由于 u d p 之类的流没有拥塞控制机制，其在和t c p - - f r i e n d l y 流竞争时会获得更多的 带宽，有可能使后者陷入“饥饿”。 兰州人学硕十学位论义 3 1 概述 第三章主动网络技术 3 1 1 传统网络的体系结构 当今网络技术正在飞速发展，i n t e r n e t 取得了巨大的成功，过去的十年网 络新技术层出不穷，但是相应的网络可缩放性较差，协议的标准化和兼容性成为 网络技术发展的障碍。卜面以成功的t c p i p 参考模型为例，考察传统网络的体 系结构的灵活性问题。 层( o s l ) 名字 目e 习曰困 臣卫日 田 圆圈叵田 图3 一lt c p i p 模型中的协议和网络 麻州层 传输层 网络层 物理+ 数据链路 应用层和链路层因为它固有的特性成为变化发生相对较为频繁的两层。新的 传输或交换技术的出现往往会引起链路层的变化，并且只要升级协议栈中相应的 部分后对其他层不会带来太大的影响。快速以太网的出现和随之而来的干兆以太 网技术都说明了这个问题。应用层也是类似的情况，因为应用层实际上应该属于 用户范围内的一部分，只要用户有了新的应用就可能随之出现新的应用协议， h t t p ，s m t p 甚至网络游戏之间所定义的应用层协议都是这种情况。 正如图3 1 中所表示的那样，网络层和传输层是整个刚络变化的瓶颈部 分。这是因为网络层和传输层是不同的物理l 刊络之1 1 _ i j 进行互连的基础，也是不同 系统应用层之间进行互通的基础。冈此只有保持网络层和传输层的相对稳定j 能 提供一个稳定的网络业务。在网络层和传输层的每一些变化要经历漫长的标准化 ，l，lll，、r，、ll 议 络 协 嘲 兰州大学硕士学位论文 投入运行。由于t c p i p 的广泛应用，在它上面的一些改动可能在很长一段时间 内都不会带来预期的效果。网络层和传输层的改动往往还带来一些其它的问题， 尤其是向下兼容性的问题和大量的配置工作。 向下兼容性是新旧系统之间互通所必然解决的问题，因为对于一个大型的网 络来讲不可能在同一个时刻全部完成升级，为了保证网络所提供的业务的连续 性，就必须在新旧系统之间实现互通。这也加大了协议设计的难度，也减缓了网 络演变的脚步。 为了完成整个网络范围的升级，必须进行大量的配置工作。首先是网络局部 范围的升级，然后才能慢慢扩展到整个网络中。但是它的前提是这种网络升级必 须是向下兼容的，己经升级的部分对于网络中未升级的部分应是透明的。不幸的 是，有些新业务用这种方法是很难行得通，对于这种情况的个解决方法是在原 来的网络层上再附加一层，而不是取代原来的网络层。目前i p 多播技术和i p v 6 都是通过这种方法实现的。这种方法有它固有的缺陷，首先是可能会带来性能上 的问题；其次有些情况下原来的网络层根本不可能向它上面的附加的层提供它索 要的功能，如一些实时通信。因此，在原有的网络层上附加新的层也只是一个过 渡方案。 从以上的讨论可以看出，目前网络的演变是缓慢的和复杂的，并且还需要 大量的手工配置工作。因此可以说当前的网络结构缺乏可缩放性。 随着网络应用的拓展，不断有新的协议的产生。一方面，这些协议要经过 很长久的时间，才有可能形成标准。另一方面，即便新的标准形成，为了兼容当 前的网络结构和设施，也要求新的协议和标准的实施必须是渐进的，存在过渡阶 段在过渡阶段期间，新旧方案必须共存。对于网络研究人员来说，这就带来很 非常大的困难新的设想，往往只能在局部小范围内试验，无法在更广的范围操 作。例如i p v 6 协议的推广就面临着上述的问题。因而，在现有网络中集成新的 协议和技术面临着现实的困难。 传统的网络体系遵循这样的思想，即传输和应用相剥离，传输子网只负责 传输数据，它并不关心其所传递的数据的内容，各种应用的数据在它看来都是类 似的：网络传输部分并不带有智能，相反，把智能由端节点承担。这种思想，在 以往的实践中被证明是不错的做法。然而，随着网络技术的发展和新的应用需求 兰州大学顾士学位论文 的提出，大量的智能加载于端节点上，使其不堪重负；同时网络部分对传输数据 的不敏感，导致了某些情况下数据的冗余传输。因而，在网络部分引入可定制功 能，使网络和端节点平衡负担，成为一种新的思想被提出来“。7 “。 3 1 2 新型网络体系结构的研究 近年来，通信技术和计算机技术的发展，推动着i n t e r n e t 规模的不断发展， 从当时的十几个网络节点发展到如今上亿个网络节点，大大促进了网络应用的发 展。具体表现在： ( 1 ) 网络应用己经从传输单一的正文数据，发展到传输话音和视频数据， 并可支持集成多种类型的数据传输的多媒体网络应用： ( 2 ) 从传统的点到点交互，发展到单点到多点交互( 如视频广播和远程教 育应用) 和多点到多点之间的交互( 如计算机视频会议系统) ； ( 3 ) 从传统的集成控制结构发展到分布控制结构，进一步发展到联邦( 具 有不同行政管理域的) 控制结构： ( 4 ) 从传统的尽力而为的、没有任何服务质量要求的服务模式发展到高速 运输服务模式和具有服务质量保证的高性能网络服务。这里服务质量( q o s ) 包 括了传统数据正确性、传输带宽( 时间延迟) 、传输连续性( 迟延抖动) 和数据 安全性等方面的要求。 随着技术和应用的不断发展，暴露了当前i p 网络技术的瓶颈。体现为以下 三个方面的矛盾： ( 1 ) 高速传输的信道( 千兆位传输网络) 与低速的协议软件处理( 如i p 分组转发软件、代理服务器软件) 之间的矛盾： ( 2 ) 多种网络需求( 如正文数据传递的应用与话音数据传递的应用) 与单 一网络服务( 在新型i n t e r n e t 集成服务、区分服务没有完全实施之前，i n t e r n e t 上还是尽力而为的服务) 之间的矛盾； ( 3 ) 动态应用需求( 在i n t e r n e t 异构环境下，应用需求随着应用参与方 网络接入环境和主机环境的不同而动态的变化) 与静态网络服务提供( 现在 i n t e r n e t 服务尚不能根据用户的需求定制不同的服务) 之间的矛盾。 基于上述矛盾在建设高速网络的同时，有必要研究新一代网络体系结构，研 究的基本问题是：主动性、安全性、实时性、可管理性和可扩展性。为了解决网 兰州大学硕士学位论文 络灵活性的问题，有人提出了在传统网络通信模型中增加计算结构使得网络可编 程的思想，通过中间节点编程手段来增加网络的灵活性。主动网络的出现，正是 基于这种思想。 3 2 主动网络的基本概念 3 2 1 主动网络的基本思想 主动网络最早的思想是1 9 9 4 9 5 年在d a r p a ( 美国国防部) 讨论未来网络系 统发展方向时，在它的一份提案中提出的。1 9 9 6 年，m i t 的d a v i d l t e n n e n h o u s e 博士在文章中提出主动网络的设想”，引起了学术界和工业界的极大兴趣。在 d a r p a 的资助下，美国的麻省理工学院、宾夕法尼亚大学等高校以及b e l l c o r e 和g t e 等著名的电信公司已经开展了对主动网络的研究。d a r p a 根据m b o n e ( m u l t i c a s tb o n e ) 的成功经验，现在已经建立了a b o n e ( a c t i v en e t w o r k b a c k b o n e o ”) 实验网，用于运行和检测主动网络阶段性的研究成果。 传统的数据网络只是被动的从一个端系统传输比特流到另一个端系统。理想 情况下，网络对于其上的比特流是不敏感的，这些数据在传