网络课程讲稿

第六章网络控制P-7:综合服务和区分服务IPv4首部中定义了优先级和服务类型，但传统的路由器进行路由时都忽略了这些信息，也就是说IP协议并没有利用这些信息。为在TCP/IP体系结构中支持不同QoS业务的通信量，IETF开发了综合服务体系结构ISA标准。ISA是一个总体结构,其中开发了许多基于尽力而为方式的增强网络控制机制。ISA中路由器主要有两种功能：1）路由选择，找到满足条件的路径；2）分组丢弃，当路由器缓存空间满时，丢弃分组（依据某种原则），以保证系统不出现崩溃。ISA中每个分组都与一个流相关联。流与TCP连接不同之处在于：流是单向的，且流可以有多个接收者。ISA管理拥塞和提供QoS数据传输的主要措施：资源预留（逐点建立或拆除流预留的软状态）、准入控制（决定是否有足够的资源）；路由建立算法（确定满足条件的路径）；排队规则（拥塞控制、丢弃策略）；调度策略（分组对链路的复用）。组件结构图中，白线下面为路由转发功能部分，每个分组都要执行；白线上面为背景功能，用来产生转发功能所使用的一些数据结构和策略。管理代理是修改通信量规则的机构。分类主要根据IP地址、端口号、分组类型等标识进行，目的是建立端到端的一个传输数据流，即流是有源和目的的分组的聚集。P-8:ISA服务ISA提供三种级别的服务。一个应用可以为一个流请求预留资源，以便得到相应的QoS级别。请求中定义了所需的资源量一一通信量规约TSpec,如果预留被接收，则TSpec就是数据流与网络之间的一个服务合同，网络提供相应的服务级别。不属于预留的分组,则被给予尽力而为的服务。受控负载服务保证网络将足够的资源保留起来,使获得这种服务的应用得到的网络响应就像没有其他竞争者一样。自适应类的应用,需要动态分配资源。每个网络元素都不超载运行。不同的业务对令牌桶中令牌所取的速度不同,路由器可以根据业务流的分组以多块的速度到达来区分业务的级别,这也反映了该流对网络资源的需求程度（带宽要求）。令牌桶容量B的大小就是对允许的数据流突发程度的一种度量。在T时间内，最大数据量为rt+b,r为平均速率，b为短时间内允许超过R的限制量。利用“桶”可以平滑掉文本信息的突发性影响（短期内的涌入）；但对多媒体信息仍表现出高速率要求。一个需要按特定服务质量发送数据流的RSVP主机将会传输一个RSVP路径消息，这个路径消息将会沿单播或组播路由通过路由协议预先建立的路径传输。如果路径消息到达一个不理解RSVP的路由器，将会将这个消息转发并不对其内容进行分析而且不会为这个流进行资源预留。与就是说RSVP是基于IP路由机制的，自己并不包含新的路由算法。一个流的源，构造反映流特征的流规约Sender_Tspec和通告规约ADSpec，内容：所属的服务类；预留说明——定义服务质量；传输说明一—数据流特征描述。源将这些内容发向一个或多个接收方。通告规则ADSpec也用于通知接收方对该业务流是采取保证服务还是受控服务更为合适。桶有关的数据（流本身的特性）在Sender_Tspec中；中间链路和节点的有关数据在ADSpec中，如T、D等。tottot在到达接收方的路径上，每一个支持ISA的网络元素根据自己的网络状态邙限制条件）修改或不修改ADSpec中的参数，再向下游传递PATH消息。接收方根据Sender_TSpec和ADSpec中被修改后的参数（其中break_bit全局有效），决定该流要求的服务是否可以被接纳，并且构造配置参数Flow_Spec流规约，沿原路经返回，原路径上的网络元素按照Flow_Spec的参数预留资源。如果源到接收方的路径上某个网络元素不支持所需要求，该网络元素直接在ADSpec中设置“Break_bi标”识，最终返回的Flow_Spec中拒绝为流提供服务。源的Sender_Tspec包括r、b、p、M,通过这些参数可以计算出该流（业务量）的到达速率和突发性，路径上的网络元素可计算出承载该流所需的最大带宽开销；利用（m,M,Dtt,Ttt），接收方可知道路径上的MTU，并再用tottot这个MTU构造Flow_Spec并告知源端，源必须遵守这个限制。T和D的取值取决于网络元素内部的时延T和对下一跳时延D的估tottot计值。一个网络元素如果支持所要求的服务速率R或满足放宽条件的时延限制S，则将接收应用流的传递请求。当所有路径上的网络元素都接收来自下游的RESV后，保证服务请求才可以成功。综合服务中还包含了许多关于拥塞管理、分组调度的策略与方法。对谁提供什么级别的服务由准入控制策略统一管理。P-9:预留计算综合服务体系中，在[0,t]间隔，一方面，通信量的到达曲线经过令牌桶整形后为a(t)二rt+b；另一方面，到达曲线也受到网络链路容量和最大分组长度的限制(主要是在最初的发送阶段)，a(t)二pt+M，参见图。以最大队列长度计算为例，T为固有输出等待时延。如果T较大，在a(t)二rt+b阶段后才有输出通信量，因输出通信量也是增函数，故T时刻累积队列长度最大，就等于b+r*T的累积量，参见图。如果T较小，在a(t)二pt+M阶段，则最大队列程度出现的T'就会大于T，T'=b-M/p-r，因为p,t,r都是增函数，T'就在两个斜率的交界处。精确计算此时的最大距离不太好办，但可以用此处到横轴的距离作为上限值(略大)，故得最大队列长度等于b+T'*r=b+[b-M/p-r]*r，由p*T'=(r*T')+(b-M)，解得T'=(b-M)/(p-r)。参见图。最大时延计算也分两种情况：在p<=R时(处理速度快)，最大时延就是图中的红线，等于T+M/R，因为M=R*T'。在p>R时，最大时延如图中红线所示。可见，利用最小加代数的理论，可以将最大时延上界的求解转换为对线段的计算。虽然，有些线段精确求解也较难，但对只需确定其上界这样计算来说，就相对简单了许多。P-10：资源预留协议资源预留协议(ResourceReservationProtocol,简称RSVP)是一个通过网络进行资源预留的协议，是为实现综合业务网而设计的。RSVP要求接收者在连接建立之初进行资源预留，它必须支持单播和多播数据流，并具有很好的可伸缩性和强壮性。主机或者路由器可以使用RSVP满足不同应用程序数据流所需的不同的服务质量(QoS)。RSVP定义应用程序如何进行资源预留并在预留的资源不用时如何进行预留资源的删除。RSVP将会使得路径上每个节点都进行资源预留。预留是动态的，自动沿网络(单播或多播)路由建立预留了资源的路径，并能够适应路由变化，但独立于路由协议工作。发起者给路由器提供要传输的通信量特点(数据速率、可变性)，由接收者确定所需要的QoS。这样就可以汇聚多条路径上的信息，利用共享路径节约资源。支持IP多播。预留状态就是路由器上缓存的信息，这些信息由端系统传给它们，并需要周期性刷新。会话有存活期，在此期间内路由器保留对会话的资源分配。会话：目的IP地址、IP头协议标识符、目的端口。由目的端发出的预留请求为流描述符，包括了流规约和过滤规约。流规约的内容定义不属于RSVP范围，RSVP只是负责传递请求。存在多个接收者(如多播应用)返回的预留信息要在路径聚合也需要预留聚合的情况。同样，对多个流的要求也可以进行汇总。过滤器就是实现这一预留聚集功能的部件。聚合可以大大减少路由器内存(数据库)的开销。过滤器规约(filterspec)定义了一组被flowspec影响的分组。(比如:接受了flowspec确定的服务质量的数据分组)。现在定义的RSVP预留类型有:0、过滤，限制流的经过。1、 固定过滤器(FixedFilter)类型：对特定的流预留资源。2、 直接共享(Sharedexplicit):对不同的流预留资源，并共享资源。3、 通配过滤器(WildcardFilter)类型：对于没有特别定义的常规类型的流预留资源，所有的流共享资源。一个RSVP请求是由一个流量说明(flowspec)、一个过滤器说明(filterspec)和一对流描述字(flowdescriptor)组成的。节点上每个说明的功能就是当流量说明(flowspec)设置每个节点分组任务调度的参数时，过滤器说明(filterspec)设置每个分组分类的参数。过滤器规约中没有指明的分组只享受尽力而为的服务。流规约是一个一维的量，单位是资源的定量单位。通配符过滤器实例1中有交叉传输，R2、R3在Z端口合并，路由器内为去往端口Y的流预留4B,为去往端口Z的流预留3B；而所有预留需量在路由器内再次合并，故从W，Z发出的预留量变为4B。例2中，如果流不交叉传输，则可以只在对应端口预留，并把与流的量告知上游。固定过滤器方式要占用更多的空间缓存。加密技术——往RSVP消息中添加信息摘要，这是通过一个信息摘要算法（一般是MD5）将消息内容和一个共享密钥结合。错误报告——当一个节点侦听到一个错误，则会使用错误编码产生一个错误消息，并按相反的路径往上游发送直到源节点。P-12:DS体系结构DS的实现途径：简化网络内部节点的服务机制，内部只进行简单的调度转发，而流状态信息的保存与监控机制都在网络边界节点实现，内部节点是状态无关的；内部节点采用聚集传输控制，服务对象是流的聚集而非简单流，单流信息只在网络边缘保存和处理。DS区域是由一些相连的DS节点组成的集合，它们遵循统一的服务提供策略并实现一致的PHB组（对相同的流实时相同的排队、调度控制）。边界节点也要实现PHB。边界节点分为出口和入口节点，入口保证流满足本域的传输控制规约TCA；出口使流满足与下游域签订的TCA。区域之间可以采用不同的服务级别定义和划分方法，但在区域交界处必须进行映射转换。例如，区域1中的5个PHB组对应与区域2的3个PHB组。每个PHB组可与一组标记对应。CU未在区分服务中体系中定义，用于其他用途。标记用于标识分组所属的流聚集，供分组经过的DS节点选择特定的PHB对其进行处理。分类器的分类方法与综合服务中流的划分相同，也是根据分组头部信息进行分类定义单流。分类的流在DS中要经过调节器满足其所属的PHB组，并且区分服务中，业务流进入网络之前必须被平滑突发性，以免对下游节点造成严重影响。计量器常使用的方法是令牌桶，不同类型的流对应不同的令牌桶计数。整形器根据流的类型使用漏斗桶算法，强制流以固定的速率进入网络；管制器根据计量器的信息决定是否需要丢弃部分或全部分组，如果需要部分丢弃分组，则按照分组头的标记值选择可以被丢弃的分组、以及丢弃多少。也可以采用两个令牌桶，当一个令牌桶空时，开始对分组进行标记，在后继节点或本节点拥塞时丢弃标记的分组（分优先级丢弃），如果两个令牌桶都空，则丢弃所有到达分组。也就是说，边界节点同样需要实现PHB。P-14:每一跳行为PHB是一个DS节点管制和调度转发带有DSCP标记的IP包流的外部行为描述。DS也为不同的服务预留资源，只是这种预留不是针对每个端到端的流，而是针对某一类流聚集预留多少资源，与端用户无关（无状态）。PHB仅是外特性描述，不涉及到具体的实现机制，这类似于对象封装后的外部接口描述。PHB的实现是通过队列调度和（拥塞）管理完成的。簇和组，前者是抽象定义，后者是具体实例。如确保转发AF-PHB簇中有4个独立的AF组。准尽力而为比尽力而为有更高的丢包率，用于不太重要的后台数据传输；类选择是为了兼容IP优先级，DSCP值大的对应高优先级；小的对应低优先级；允许丢失加速转发主要针对无线移动网络，其高误码率及可能的连接中断使正常的EF不能大规模使用。EF-PHB中的到达率小于出速率可以保证有排队、无丢失。RFC2598中EF拥有绝对最高优先权，一些复杂的策略在保证EF-PHB同时，尽量兼顾其他PHB。AS的实际服务质量与诸多因素有关，较难达到量化指标，而更多是一种优化服务，后续的公平排队方法大多是针对AF-PHB的。不拥塞情况下，AF可以使用更多的带宽。不论那个优先级，同一AF组内不能改变流内分组的顺序。不同的AF组，其优先级也不一样，所能承受的突发性影响的程度也不同，故例中红色标记的分组数量也不一样。；图例中，黄色的mm表示级别，决定了流中被标记的红色、黄色和绿色的分组个数；白色的nnn决定进入那个队列，进入不同的队列也会影响到转发的先后次序。目前，关于AF的讨论集中在如何确定AF组内相对优先级的数目，以及如何协调分配给各个组的资源。服务类型的划分可以自行定义。P-15:加速转发中的延时计算区分服务中，核心路由器不再保存大量的每个流的状态，而是只保存少量的流聚集的状态，这样可以降低核心路由器的实现复杂性，并提高整个区分服务方案的扩展性。但是，增加扩展性的代价是降低了性能，至少降低了网络保证最小端到端时延的能力。P-16：DS与IS结合的QoS控制ISA就像是“量体裁衣”，请裁缝定做；而DS属工业化生产，只按“大、中、小”号码生产衣服。这不同的“大、中、小”号就对应着服务质量上的PHB。这两种IP网络的QoS标准都不能完全满足需求，各有所长和局限性。为了优化资源的分配和支持接纳控制，DS区可以参加端到端的RSVP信令过程。将DS区看成是IS中连接路由器和主机的虚链路。只提供聚集传输控制、无信令机制的DS区的接纳控制是通过隐式（配置网络元素的管制参数）方式实现的，虽然能够在某种上程度对网络起到保护作用，但效率低。显示信令的好处是可以在流进入网络之前加以拒绝（控制）。总的原则：在流进入网络之前实施显式的准入控制，进入之后则采取粗旷式管理，不再单独实施每个流的管理对应。外部路由器ER和边界路由器BR的功能都依赖于该框架的特定实现。在DS内不支持RSVP时，ER是DS区的接纳控制代理（运行ISA），BR为普通的DS路由器；在DS的BR（或内部的其他部分路由器）支持RSVP时，只BR参与RSVP信令控制过程，并作为DS区的接纳控制代理。动态方案可以根据DS区外部的资源请求实现DS网络内部资源提供上的改变，如给路由器中的EF队列分配更多的带宽;拓扑敏感可以通过RSVP将DS区网络资源可用情况的变化告知网络DS外部的IS节点。这样不但可以提高DS区内部资源使用的效率，而且可以提高接纳控制的可信度。这种方式增加了边界节点的复杂性，而提供的服务质量保证能力并不十分理想。P-17:拥塞控制策略在前面ISA和DSA介绍中都提到了对流区别对待，也就是在资源不够用时，对有些流提供资源保证，对另一些流要限制其对资源的使用。如何具体实现是本节要介绍的内容。“流”是网络资源的用户，而拥塞控制算法负责在多个用户之间分配网络资源。当网络中“流”的数量或资源的数量发生变化时，资源必须在用户之间重新分配。在平衡状态下，如果网络中“流”的数量增加或者资源的数量减少，在资源的重新分配完成之前，就会出现暂时“需求”大于“供给”，从而发生拥塞。因为，网络状态是不稳定的，所以，拥塞也是无法避免的。拥塞的管理操作应该在进入临界区就开始，等拥塞发生往往就很难采取有效措施了，只有禁止所有数据流进入网络，等待网络自行恢复。与一般的流量控制不同（常规流控是为了使发送者和接收者的缓存处理能力相匹配），拥塞管理主要是考虑发送端和接收端之间的网络环境。所谓控制，其实也就是在有限的资源内，重新分配对资源的占用率。许多算法中，同时包含了拥塞避免和拥塞控制机制。例如，TCP中的慢启动（减少流量）属拥塞控制机制，拥塞避免（限制流量）属于预防机制；而加速递减可以说包含了两方面的目的。故也可以用拥塞控制来统称拥塞管理。前面介绍的ISA中的RSVP可以起到一定的开环拥塞控制作用，流传输中不再考虑网络状态的变化；而DSA中只能采取闭环拥塞控制措施，流传输中一直受网络状态变化的影响。但同样，这两者不是对立的。对无状态、尽力而为的IP网络，主要采用闭环控制方式。闭环拥塞控制的缺陷就是控制算法的效果严重受到反馈时延的影响，如TCP协议。TCP就是源算法的典型代表，是目前保证Internet健壮性的重要因素。当路由器缓存区满，采用末尾丢弃法，后续分组被丢弃。这些被丢弃的分组由TCP重传，但会引起流量增加，传输时延明显加大，并可能产生网络的全局同步，都进入慢启动，导致网络吞吐量急剧下降，网络处在不必要的低利用率状态。而网络流量的突发性和自相似性会使这种“盛宴与饥饿”循环产生，同时拥塞，同时慢启动。因此，除了增加缓存空间外，更好的方法是能够预测拥塞的开始，提前做出预防。链路算法需要网络中路由器提供支持。前面介绍的XCP、FastTCP在端系统加入了对流输入量的优先级控制，但仅在端系统进行控制，效果十分有限。主动队列管理AQM的一个典型代表就是随机早期检测RED算法。但是，由于RED算法的性能对参数（权值）设置十分敏感，所以在Internet中并没有广泛应用。多径路由可以有效分流和均衡网络中的流量，是一种很有前途的解决拥塞的方法，但目前仍处于研究阶段，因为，多路径中的最优化路由往往无法得到和确认。“主动队列管理”是IETF退出的基于FIFO调度策略的队列管理机制，它使路由器能够控制丢弃包的多少，从而有效管理队列长度，以支持端到端的拥塞管理。P-18：拥塞控制的链路算法末尾丢弃属于被动队列管理办法，随机早期检测属主动队列管理，有一定的预防作用。通过对网络状态进行跟踪，在拥塞发生前对分组进行有选择的丢弃或者标记，避免拥塞的发生或避免死锁的发生影响。RED中使用平均队列长度的目的是将路由器上出现的瞬间的拥塞过滤掉，即利用低通滤波器降低系统的反应速度。P=kq.,对不同的队列可选择不同的k。iiF为平均队长变化时保护罩在整个临界区中所占的比例,这样计算的丢弃概率随负荷的增加而动态变化。Count为连续未被丢弃分组的统计计数值，C越大应越增加丢弃的可能性。概率现象存在聚集特性,例如,抛硬币不会均匀的出现正反面交替的现象，一段时间内可能较多地正面或方面聚集。因此，利用C来抑止对偶尔的突发性业务流产生连续的丢弃行为,即丢弃一个后有一个延时。P-19：早期随机标记RED不支持区分服务，所以，产生了随即早期标记，以支持区分服务中的拥塞管理。DS的保障性服务中，同一队列中又可以依据流的突发特征被标记为红、黄、绿三色，具体的标记原则可参照价格尺度来实施。REM的价格机制中使用了积分环节来解决比例控制器中的稳态误差。“价格”由实际队长与期望队长之差以及聚合流的输入速率与端口输出速率（最大带宽）之差决定。期望队列长度与优先级有关，也与队列缓存区分配的多少有关。每个采样周期用指数标记公式计算报文标记概率，并按此概率标记后续到来的分组。标记的分组也就极有可能被丢弃，因此，端到端丢弃概率近似等于所有链路的价格之和，与其成正比。该方法虽然能够实现AQM的技术指标，但性能却不很理想，因为参数调整的难度大。P-20洎适应虚拟队列虚拟队列的虚拟带宽小于实际队列对应的输出带宽，缓存区大小与实际的队列一致。由于虚拟带宽小，故虚拟队列总是先于实际队列溢出，这就确保了实际缓存不发生拥塞。AVQ额不足之处：没有对队长的显式控制（参数难控制）因此，算法很难在高吞吐量和低延时之间做出合理的平衡。不是所有的网络设备都支持标记操作。P-21研究动态拥塞控制算法的分布性、网络的复杂性，以及对拥塞控制算法的性能要求使得拥塞控制算法设计难度很高。因此，基于系统控制理论的AQM近年来成为研究热点。该模型反映了主动队列控制策略与端到端性能之间的关系。拥塞控制研究方面已转向严格的数学上的动力学分析，借助于非线性动力学方法、控制与优化理论分析现有拥塞控制的稳定与动态性，以便于设计新的拥塞控制算法。P-22:分组调度策略通过分组调度，就决定了不同流的分组经过网络的顺序和单位时间内的多少，接收端看就是单位时间内得到的分组在数量不同。轮转发(RoundRobin)是最简单、最常用的一种方法，还可以进行加权轮转。但该方法的规律性太强，反而约束了公平性。不同缓存队列通过占用输出队列比例和位置的不同，决定了单位时间内输出的多少和先后。VC与Delay-EDD算法针对的输入分组的流量模型不同，但调度的思想是一样的。对于多流共享单队列的情况有一定效果，其效果是强制性地不连续发送。Max(t,auxVC)的作用是使到达分组的优先级与规定的时间auxVC相关，如果没有到规定的发送间隔，则必须等待，有一定的整形作用。而Vtick则与当前可用带宽有关，带宽越拥挤到达的分组等待的时间越长。上述方法对整形有较好效果，但对改善长分组“优先”(多占资源)的效果有限。P-23:公平队列轮转调度方式(RoundRobin)具有长分组优先特性，因为长分组可以获取更多的带宽。而处理器共享正是针对这一问题提出的。共享处理器GSP方式是一种理想化的流量公平队列工作模型。其中，所有参与调度的工作流各自组成缓冲队列。调度服务器从非空的队列取队列头的任务，按照工作流的服务速率进行服务。虚拟时间的标记主要依据队列状态的变化进行，有变化则标记一次，故是一个相对的时间变量，不具直接比较大小的特性。加权后的队列处理称为优先级共享处理器方式PGPS,主要变化在结束时间随权值成倍减少。可在一定程度上体现出短分组优先。在分组交换网络中，由于能够进行调度的最小任务粒度是分组，所以在分组进入各自流的缓存队列时，必须由调度算法为其加上调度优先级标记，并依此顺序逐次调度各分组进行服务，才能模拟GPS系统进行调度。WFQ中，Zwj表示：在t时刻，有分组等待调度的所有流的服务占有率之和。对虚拟时间的改进是为了更好地体现公平性。WF2Q中，如上例，sSP后调度为S丫，而不是S«。因为，在选择时1112间t=3时刻，S«还不可能开始获得服务。2研究认为WF2Q比WFQ更加公平，并非绝对的短分组优先，同时可以达到同样的端到端延迟、时延抖动以及相应的缓存区大小等性能。WF2Q的计算复杂度为O(logN)。还有许多改进的队列调度方法。P-24：差额分配法DRR中，若Q=100,Pl=80。则循环到时，发送分组，计算D=100—80=20。如果后续分组P2=30，贝U100+20>80+30,P2继续发送；如果P2=50，则转入其他队列。差额分配法的最大特点（优点）是简单性。P-25：断续工作调度算法断续工作方式中，分组首先进入一个流调节器，通过调节算法使到达分组在适当的时候才进入调度输出，并非一到达就参与调度计算，从而达到整形目的，是在全局优先级方法上的进一步改进。例如，连续工作方式中，高优先级流在接收端的达到速率甚至可能高于在入口端的输出速率。P-26：缓存管理策略调度管理的作用：拥塞控制和优先级支持。缓存管理涉及到端口队列缓存大小的分配，决定了队列阈值，进而影响到缓存分组的丢弃问题（如AQM策略）。两者共同管理缓存空间。目前的路由器、交换机内的缓存管理都是基于共享缓存交换结构的。设缓存大小为M,有Q（t）<=M。一些高档设备采用独立结构，故更多地涉及到多优先级队列的划分区域和管理问题。多优先级的缓存管理算法可以做到为高优先级流提供保证的同时，为低优先级的流提供尽力而为的传输服务。P-27：静态阈值策略完全分占中，虽然每个端口划分了不同的缓存区域,但访问内存的(CPU)操作仍是争用的。其优点是可以隔离业务流的相互影响，但对缓存空间的浪费比较严重。而完全共享方式的公平性较差，有些业务可能过多地占用缓存。网络的带宽是个固定值，如果某种业务的流占用多了，其他业务的流量必然减少，不可能所有流都很多。最大队列长度共享方式正是利用这一点而设计的。但仍存在使用受限和溢出问题要解决。静态阈值方法实现简单，但是，它们在缓存空间还有空余时就可能开始丢弃分组，并且丢弃最新到达的分组，其公平性不好，同时网络各个端口业务流量特性是不断变化的。静态阈值无法适应这种变化。Push-Out是一种按要求丢弃分组的策略，可以丢弃缓存中排队最长的队列中的分组。POT在缓存未满情况下与完全共享方式类似，在重载情况下趋向于完全独占方式，能够适应网络传输负载的变化。在分组到达符合泊松分布、端口服务时间为指数分布的条件下，可以证明POT具有最低分组丢失率。具备了一定的阈值动态调节的特征。MBP性能要高于POT。此类管理机制目标都是：在有可用资源的情况下，提供更好的服务。他们具有了一定的丢弃功能，但较简单，以保证有资源可用为准则。P-28：动态阈值策略动态阈值DT中队列长度和阈值都是动态变化的（这可以与缓存的使用情况联系起来考虑），但阈值的变化不可能和队列长度的变化完全一致，阈值大小与可用空间成反比。DT可以为新变为活跃的端口队列释放更多的缓存。有研究认为DT算法在不同的传输情况下，很难找到稳定的因子值（固定的°）使其接近最佳性能。阈值是一个平均分配得到的值。最佳动态阈值BDT中，在总的队列长度不太大的条件下，允许增加缓存空间；如果总的队列空间紧张了，就减少端口缓存区域的阈值。{T-AT,T}，减AT表明要删除一个分组，Ti表明为每个端口分配old min min一个最小的固有缓存空间。减少阈值也就意味着要开始丢弃部分分组，其bm是拐点（难确定）。随后，越有分组到达，阈值越小，分组被丢弃的概率越高。部分共享部分独占PSPP的特点是简单，其中端口的活跃状态由当前端口队列的长度决定，超过总带宽B/端口数N（平均带宽）的为活跃端口，否则为不活跃端口。定义端口是否活跃是个关键。P-29：多优先级动态阈值策略前面介绍的都是针对端口缓存的管理，相对简单。多优先级阈值是要针对每个流来进行缓存的划分与管理，要复杂得多，系统开销肯定会很大。为“流”分配动态阈值方式，一般可用于区分服务中的PHB定义中。多优先级DT中，不同优先级的队列缓存区，其阈值计算使用不同的«,p从而有不同大小的空间。多优先级BDT中，当队列总长度（缓存开销）>=卩m时，队列的阈值以分组到达的速率减少，某个优先级的分组到达的多，相应减少的也多；当队列总长度邙M时，分组总能被接受，阈值TP更新到当前的最大队长值。工Qk（t）为所有端口中p级流的总队长，M为分配给p级流的总内存kep P大小。这里不再是单一端口，要考虑所有端口上对P级流的保证问题。公式工Qq（t）的意思是：先找出所有端口P优先级的流中最大队列长q>pi度的一个，再将所有高于P的这些最大的一个个队长加起来，以此为阈值。这样保证高于P优先级的流的分组不会被丢弃。P-30：动态状态分组动态分组状态DPS也是一种核心无状态的体系结构，这一点与区分服务类似，不同之处在于DPS的分组携带流状态信息，而不仅仅是标记符。实际上，由于分组头中有流的特征信息，DPS类似于综合服务，它可为路由器提供每个流的状态，只不过这些信息不是保存在路由器，而是由分组自己携带。DPS有许多技术与已有技术类似，也有许多不同。其问题的关键是：需要所有路由器支持（修改程序）。DPS的目标是在保持现有Internet的可扩展性和鲁棒性（自组织性）的前提下，提供比现有Internet更好的服务质量。流保护机制可以使不同的端到端拥塞控制机制在Internet上无缝地协作，并保护“好行为”的流不受恶意行为流的侵害。怎样保护？DPS采用“公平速率”来实现，不同级别的流被分配不同的公平速率。如果链路不拥塞，“公平速率”就等于最大到达速率的流的速率。得到保证的流可以按照公平速率接受服务（类似资源预留），而不收到其它流的干扰，恶意流也只能以公平速率接受服务，不论它发送多少个分组，强制整形，从而限制对资源的过度侵占，如UDP流。路由器以p转发分组，则r*p也就是流应该得到的