网络服务质量和拥塞控制机制.ppt

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1、2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,1,中科院计算所网络课程 09-网络服务质量和拥塞控制机制,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,2,第九单元 网络服务质量和拥塞控制机制,9.1 应用需求 9.2 实现QoS的途径和技术进展 过度建设 优先级 队列 拥塞控制与避免 传输整形 MPLS对QoS的支持 QoS路由（QoSR）技术 IPv6对QoS的支持,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,3,第九单元 网络服务质量和拥塞控制机制,9.3 支持QoS的现有方法类型9.4 拥塞控制 开环控制 闭环控制9.5 无线TCP及其拥塞问题9.6 用于千兆位网络

2、的运输协议,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,4,第十二单元 网络服务质量和拥塞控制机制,多年来，人们一直在致力于让分组交换网络支持多媒体应用的工作，希望在一旦数字化以后，话音和视频信息也能够跟其它任何类型的数据一样以位流的形式在网络上传输。实现这一目标的一个障碍是需要高带宽的链路。近来在链路速率已有较大增加的同时，由于编码技术的改善减少了对音视频应用的带宽需求，使得这个障碍已经可以被克服。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,5,第十二单元 网络服务质量和拥塞控制机制,然而，在网络上传送话音和视频图像需要有比带宽更多的参数指标。以电话为例，对话任一方都要求能

3、够对另一方所讲的内容立即作出响应，并且能够立即被对方听到。因此，投递的实时性是非常重要的。我们把对数据传输的时延敏感的应用称作实时应用。话音和视频是典型的实时应用，但也有其它的例子，比如说工业控制，我们总是在机器人的手臂可能会做出错误的动作之前就要给它发命令并让其及时到达和执行。即使是对于文件传送这样的应用也有可能有时间上的限制条件，例如要求网络数据库更新必须在夜间完成，以便能够在第二天继续进行常规的事务处理。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,6,第十二单元 网络服务质量和拥塞控制机制,实时应用的显著特征是它们需要从网络得到某种保证，使得数据可以按时到达目的地。虽然非实时应

4、用可以使用端到端的重传策略，保证数据正确到达，但这样的策略不能提供及时性；相反，如果数据晚到了，重传只能增加网络的总体延迟。按时到达的性能必须由网络本身（路由器）提供，而不是仅由网络边缘设备（主机）来支持。因此，传统的尽力而为网络模型不适合实时应用。我们需要的是一种新的服务模型，在这种模型中，具有较高的实时性需求的应用可以要求网络提供相应的保证。网络对此要求的应答可以是答应提供保证的承诺，也可以是暂时不能满足请求的拒绝。值得注意的是，这种服务模型可以覆盖当前的模型。对尽力而为服务满意的应用也可以使用新的服务模型，只是它们的要求条件较低。这就意味着网络对不同应用的分组有不同的处理方式。人们把可以

5、提供这些不同级别的服务的网络称作是支持QoS（服务质量）的网络。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,7,第十二单元 网络服务质量和拥塞控制机制,显然，在网络资源有限的条件下，对不同的应用区别对待和进行划分优先级的实时处理是非常重要的。IETF综合服务工作组提出了一个增强型的Internet服务模型，该模型包含尽力而为服务和实时服务（通过实时传输协议RTP和实时控制协议RTCP）；这个模型与资源预留协议（RSVP）相结合，实现了在Internet上实时应用的一个综合解决方案。随着IP电话的迅速发展，TCP/IP网络上的各种多媒体应用越来越多，为了实现不同制造厂商所生产的设备之间

6、的互通，完成多媒体通信的标准化，国际电信联盟（ITU）也于1996年5月发布了H.323协议。H.323提供了基于分组网络的语音、视频的控制等协议，作为一个框架，提供了对系统及组成部件的描述、对呼叫方式的描述以及呼叫信令过程的规范。IP网络上开展多媒体应用涉及QoS、资源预留协议、实时协议以及其它实现QoS的标准和机制中的一系列原理和关键技术问题。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,8,9.1 应用需求,在具体考察可以用来为应用提供服务质量保证的各种协议和机制之前，我们不妨先看一看这些应用的需求是什么。首先，我们可以把应用划分为两种类型：实时和非实时。后者有时也称作“传统数据

7、”应用，因为到目前为止，它们一直是数据网络上的主要应用。它们包括诸如Telnet、FTP、电子邮件和Web浏览等最流行的应用。所有这些应用都可以在数据没有及时投递保证的条件下工作。用于这些非实时类应用的另一个术语是弹性，因为它们遇到延迟增大的情况能够从容应对，在处理时间上可以伸缩。值得注意的是，这些应用可以从短的延迟条件得到益处，但当延迟增大时也不会变得不能使用。而且，它们对延迟条件的需求差别很大，从交互式应用（例如Telnet）到异步接收（例如电子邮件），像FTP那样的交互式大块传送则属于中间类型的应用。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,9,9.1 应用需求,作为实时应用

8、的一个具体示例，我们考虑一个音频应用的过程。在话音输入端，使用模数转换器（A-D）从拾音器收集采样，数字化后产生源数据。该数字采样被放进分组，然后通过网络传送，在另一端被接收。在接收端主机上，数据必须以某个适当的速率重放。例如话音采样是以每125微秒1个采样的速率收集的，它们就应该以同样的速率重放。因此，我们可以认为每一个采样都有一个特别的回放时间，即需要在此之前到达接收主机的一个时间点。在这个话音示例中，每一个采样都有一个比相继的前一个采样晚125微秒的重放时间。如果数据在网络中被过度延迟了，或者由于被丢弃随后又重发，那么迟到的数据基本上是无用的。这种迟到数据全无价值的属性是实时应用的主要特

9、征。在弹性应用中，数据及时到达是好现象，但即使不能按时到达我们也仍然可以使用它们。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,10,9.1 应用需求,使得话音应用能够正常运行的一个方法是保证所有的采样都以准确的相同时间跨越网络。然后，由于采样是以每125微秒1个的速率进入网络的，它们将以同样的速率在接收端出现，因而可以立即重放。然而一般说来，保证所有的数据都以严格的相同延迟通过一个分组交换的网络是很困难的。分组必须进出交换机或路由器的队列，这些队列的长度随时间变化，导致延迟也随时间变化，结果使得音频流中每个分组的延迟都可能不同。在接收端解决这一问题的一条途径是缓存一定量的数据，因此总

10、是提供一个分组储库，等待在合适的时间重放。如果一个分组延迟的时间短，它就进入缓冲区，等待重放时间的到来。如果分组被延迟的时间较长，那么在被重放之前它将不必在接收端的缓冲区中呆很长的时间。这样作为一种保险形式，我们就对所有分组的重放时间有效地加上了一个恒定的偏置值。我们把这个偏置值称为重放点。现在仅当分组在网络中延迟太长的时间，以至于在它们的回放时间之后才到达的情况下才会有麻烦的问题，此时，重放缓冲区可能会出现枯竭现象。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,11,9.1 应用需求,就音频应用而言，对于可以把再放数据延迟多长时间有一个限制。如果在你讲话和被对方听到之间的时间长于30

11、0毫秒，那么对话就很难进行。因此在这种情况下我们对网络的要求是所有的数据都必须在300毫秒时间内到达目的地。如果数据早到了，我们把它缓存到正确的再放时间为止。如果数据晚到了，我们将因为它们已无用而必须把它们丢弃。在Internet上针对一个典型的通路在1天时间内的测量统计表明，有97%的分组具有小于或等于100毫秒的延迟。这就意味着在我们的音频应用示例中，如果把再放点设置成100毫秒，那么平均地讲，每100个分组中将有3个分组会因迟到而变得无用。另外，延迟分布曲线的尾部较长，为了保证所有的分组都及时到达，我们不得不把再放点设置在200毫秒以上。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士

12、文,12,9.1 应用需求,我们可以用以把应用分类的第1个特征是它们对丢失数据的容忍度。这里的“丢失”可能是因为分组到得太晚以致不能再放所引起，也可能是由于网络的异常状况而发生。一方面一个丢失的音频采样可以用与其相邻的采样替代插入，结果对感受到的话音不会有多大影响。仅当越来越多的采样丢失的时候，话音质量才会降低到不可理解的程度。另一方面，机器人控制程序也许就是一个不允许分组丢失的实时应用的例子，在这里，丢失包含指挥机械臂停止的命令的分组是不可接受的。因此，根据它们是否容忍偶发的分组丢失，我们可以把实时应用划分为容忍的或不容忍的不同类别。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,13

13、,9.1 应用需求,特征化实时应用的第二个方法是依据它们的适应性。例如，音频应用也许能够适应分组通过网络所经历的不同延迟量。如果我们观察到分组几乎总是在发出后300毫秒时间内到达，那么我们就可以相应地设置再放点以缓冲任何在不到300毫秒时间内到达的分组。假如我们随后又观察到所有的分组都在发出100毫秒的时间内到达。如果此时我们把再放点移到100毫秒，那么该应用的用户就有可能感受到服务质量的改善。这种移动再放点的过程实际上会需要我们在某一段时间内以增加到比较高的速度再放采样。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,14,9.1 应用需求,在话音应用的情况下，这种适应性处理可以用几乎

14、让人感受不出的方式进行，只要简单地缩短在词语之间的无音间隔就行了。事实上，在诸如音频远程会议程序（称为vat）等话音应用中已经有效地实现了这种机制。值得注意的是，再放点调节在两个方向上都可以进行，但在调节期间实际上会引起再放信号的失真。这种失真的影响在很大程度上将依赖于用户使用该数据的方式。一般说来，非容忍类应用在不能容忍丢失的同时也不能容忍这种失真。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,15,9.1 应用需求,如果我们先假定所有的分组都会在100毫秒时间内到达，后来发现某些分组稍晚一点才能到达，我们不得不把它们抛弃。可是如果我们当初让再放点一直保持在300毫秒，我们就不会把这

15、部分分组丢弃。因此仅当可以提供能够感受得到的性能改善，或者我们有证据表明，迟到的分组将会相当少时，我们才应该把再放点往小值的方向移动。一般来说，我们是从最近观察到的历史记录或者是从网络得到的某种保证作出调整再放点的决定。我们把可以调节再放点的应用称作延迟自适应的应用。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,16,9.1 应用需求,另一类自适应应用是速率自适应。例如，许多视频编码算法可以在位速率和质量之间折中。因此，如果我们发现网络可以支持某个数量的带宽，可以以此设置相应的编码参数。如果后来有更多的带宽可提供，我们还可以改变参数以提高质量。虽然非容忍的应用不能容忍延迟自适应的失真，

16、但它们有可能利用速率自适应的优点。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,17,9.1 应用需求,总之，我们有弹性的和实时的类别。在弹性应用范围内也有相当不同的目标延迟值。在实时应用中，我们又有非容忍的应用和可容忍的应用的区别，前者不能接受数据的丢失或晚到，后者则比较容忍。同时，实时应用有还自适应和非自适应两种情况，前者又可以是速率自适应或延迟自适应。今天的Internet和大多数其它网络所提供的是仅能满足弹性应用需求的服务模型。我们所需要的是一个更为丰富的服务模型，它能满足上述所有类别中任何应用的需求。这就把我们引向一个新的服务模型，该模型不只具有尽力而为一个类别，而是具有若干

17、个类别，每一个类别都可以满足一组应用的需求。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,18,9.2 实现QoS的途径和技术进展,一个高质量的实时应用解决方案应该从3个方面进行努力，即（1）保证带宽（2）使时延最小（3）使时延变化最小。现在，一个网络提供QoS保证的途径主要有：过度建设、优先级、队列、拥塞控制与避免、传输整形等。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,19,过度建设,过度建设是在局域网上比较流行的一种QoS方案，也是最简单的QoS途径，它是靠提供大量带宽来满足用户的服务质量需求。现在，LAN设备制造商把产品的越来越多的功能集成到专用集成电路（ASIC）中

18、，芯片制造新工艺以及新的生产效率都使得LAN交换机产品的价格下降而速度更快。因此，在局域网中，以相对较低的成本提供高的带宽是可能的。但是，在广域网环境中，过度建设是不切合实际的。当前的广域网带宽价格对于多数用户来说，仍然是一种昂贵的开支。关于广域网，比较合理的选择是把过度建设与实现QoS的其它途径相结合作为一种解决方案。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,20,优先级,优先级是指对IP分组划分级别，不同级别的分组在网络上接受不同的待遇和处理，这样可以确保像语音、图像等对实时性要求高的数据分组享受高的级别，从而提高其传输质量。数据的优先级按照特征可分为隐式和显式两种。当具有隐式

19、QoS时，路由器或交换机根据管理员制定的规则自动分配服务等级，规则要察看的条件包括应用类型、协议、源地址等，路由器或交换机对每个接收到的IP分组进行检查或过滤，判断它是否满足特定优先级的要求。显式QoS是让用户或应用程序通过请求得到特定优先级的服务，而路由器和交换机努力满足所请求级别的服务。IP优先级，即IP分组头中的服务类型（TOS）段，可能成为最广泛使用的显式QoS技术。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,21,优先级,IPv4协议在IP分组格式的头中预留了一个TOS段，用户可以在该域里指定时延、吞吐量以及可靠性等优先级属性，可以让传统IP协议的路由器支持这种优先级处理。

20、资源预留协议（RSVP）比IP TOS复杂，它规定了特有的信令机制，该机制允许应用向路由器传输QoS请求。由于RSVP将大量的处理负担分配给路由器，可能造成系统性能下降，所以RSVP协议广泛使用的时机尚不成熟。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,22,队列,队列和队列算法是在设置优先级的前提下采用的一种QoS方案。队列实际上是路由器或交换机内部的一块缓存区，用来存放带有优先级别的IP分组。队列算法是一种特定的计算方法，用来确定存储在队列中的数据分组的发送次序，该算法的思路是，对优先级高的分组提供优先的更及时更好的服务。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,23

21、,拥塞控制与避免,拥塞控制与避免机制是QoS技术的另一个重要方面。拥塞控制使端点站在网络发生拥挤丢弃信息分组时降低发送信息的速度。许多年前，TCP/IP和SNA（IBM的系统网络体系结构）网络就开始支持拥塞控制，但是，拥塞控制本身并不能保证QoS。然而，当拥塞控制与拥塞避免功能同时存在时，就会对保证和提高QoS起很大的作用。TCP/IP的拥塞避免是一项相对新的技术，它目前已成为IP路由器的一个标准特性。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,24,拥塞控制与避免,随机早期检测（RED）技术是拥塞避免采用的标准方法，它不是明确地向源发送拥挤通告报文，而是通过丢弃它的一个分组隐含地通

22、告拥挤的状态。RED认为路由器缓冲区队列长度超过 一定的阈值，是拥塞即将出现的征兆。源从路由器丢弃其分组后发生的超时或重复ACK事件中有效地感知拥挤的存在。具体地讲，使用RED，路由器可比较早地丢弃分组，以此通知源发方应该尽早减少它的拥挤窗口。换句话说，路由器在它完全用尽缓冲区之前就丢弃几个分组，引起源减慢速度，使队列不致溢出，从而使得不至于在后来必须丢弃大量的分组。加权RED（WRED）又在RED的基础上进行了改进，它根据IP TOS丢弃分组。Cisco 7000 和12000系列骨干路由器和Bay 公司的Backbone Node路由器都支持RED和WRED。,2006.1.11,中科院计

23、算所 授课教师：鲁士文,25,传输整形,传输整形是一种通过处理和改造信息流的形式以保证QoS的技术。它的一种做法是将信息分组分段。我们知道，ATM网络提高QoS的原因之一是短的信元产生低的时延。借鉴ATM技术的思想，路由器和交换机厂商在他们的产品中增加了分段功能。例如，Cisco公司的12000系列路由器把在骨干网上传输的分组分割成64字节长的较小分组，这样有助于路由器提供持续的QoS。一些帧中继设备厂商在广域网链路上也对传输的分组进行分割，以此保证信息分组能够在可预先确定的时间范围内递交和达到承诺的服务质量。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,26,传输整形,传输流测控是传

24、输整形的另一种做法。它把用户提交的发送信息分组序列存储在缓冲区内，在传送每个分组前留出一定的空闲时间，通过这样的缓存控制减少网络过载的可能性和提高传输流中分组间隔的均匀性。传输流测控另一个典型的功用是在网络边缘减少负荷的突发性，令牌漏桶就是这方面一个典型的实现和控制机制。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,27,9.2 实现QoS的途径和技术进展,未来的QoS机制应该是将上述各种途径集成在一起，形成一个基于策略的管理系统，称为策略服务器。策略服务器和现有的网管软件相结合，通过对网络进行实时监控，动态配置路由器和交换机，最终达到保证端到端QoS的目的。随着Internet和IP

25、技术的发展，QoS越来越成为人们关注的焦点。目前，与QoS相关的技术在继续发展着，下面介绍其中具有代表性的几个方面的进展。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,28,MPLS对QoS的支持,MPLS（多协议标记交换）是IETF为提高Iternet网络的扩展性、增强Internet的路由器交换处理能力而提出的基于第二层/第三层相结合的数据分组交换协议。MPLS在网络层的数据分组头和数据链路层的帧头之间插入固定长度的标签，网络根据这种固定长度的标签来选择路由和进行转发。这样就免除了搜索可变长度的路由表做路由决定所耗费的时间，并且把网络层的交换功能下放到链路层实现，提高了协议的运行效

26、率。也就是说，MPLS实现了从第三层到第二层的映射，因而可以利用MPLS来提高服务质量。在应用MPLS的网络中，可以把具有高优先级别的IP分组映射到特殊的链路层标签。对于这些特殊标记的信息分组，链路层提供特殊的传输通道以满足它们对时延及带宽的需求。这样，通过链路层定义的特殊标签来满足对网络的不同QoS需求。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,29,9.2.7 QoS路由（QoSR）技术,QoSR是根据网络现有资源状况来决定信息流路径的协议，它被认为是在数据网上提供真正QoS的一种较好的技术。IETF成立了QoSR工作组来研究如何在Internet网上建立QoSR的路由机制。Q

27、oSR根据一些测量值计算和选择最佳路由。决定测量值的信息包括在所有节点的带宽资源情况、端到端的延迟、资源的可用性及每一节点的转发机制等。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,30,9.2.7 QoS路由（QoSR）技术,QoSR能根据用户特定的需求来定义路由选择机制，网络管理员能很方便地根据业务类别来作网络参数的调整与配置、资源的分配和网络带宽的控制。比如对一些低时延的应用，QoSR能尽量选择光纤线路，避开卫星传输链路，以保证选择最低时延的路由。QoSR在计算路由时考虑的因素较多，因而其路由协议同传统的因特网的路由协议相比要复杂得多。QoSR在路由选择上能区别不同的服务类型，因

28、而它对QoS具有很好的支持。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,31,IPv6对QoS的支持,IPv6不仅能够解决Internet网络地址的危机，而且也在提高Internet性能方面会有很大的突破。在IPv6中提供了对QoS的支持。在IPv6中定义了两个重要参数：优先级和流标志。优先级段把IP分组的优先级分为16级。优先级分为两类：0-7用于在网络发生拥塞时通过减少信息分组的发送速度来实现拥塞控制的业务；8-15用于一些实时性很强的业务，它在网络拥塞时不减少提交给网络的信息流速率。对于那些需要高QoS的业务，可在IP分组中设置相应的优先级，路由器根据IP分组的优先级区别对待这

29、些分组。流标志允许用户标记请求在网络内的路由器对其作特别处理的那些IP分组，以便网络中所有的节点能识别该分组，并给予特别的待遇（走同一路径等）。到目前为止，除了RSVP协议会使用这个流标志外，IPv6尚未对流标志的使用作详细的说明。但有了流标志段，就可以让路由器有区别地处理一些具有特殊QoS要求的数据分组。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,32,9.3 支持QoS的现有方法类型,现有的提供QoS的方法可以分成两个广泛的 类型*精细方法。可为具体的应用或信息流提供 QoS*粗旷方法。为大类数据或聚合交通提供 QoS。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,33,

30、9.3 支持QoS的现有方法类型,在第一个类别中有集成服务，它是由IETF提出的一个QoS体系结构，通常跟RSVP（资源预留协议）相关联。在第二个类别中有“区分服务”，也是由IETF提出的标准。集成服务主要针对单个流的特征类型来描述QoS，后者则通过聚集流的特征类型来描述QoS。由此可以看出，一个是要求端系统和中间节点共同参与的控制，另一个则将改进集中在核心网络。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,34,9.3 支持QoS的现有方法类型,RSVP相对于区分服务来说，颗粒度更细、更复杂，要求也更高，通常不易在核心网上实现。端系统可以用RSVP请求较细粒度的QoS控制参数，在骨干

31、网边界路由器的进入点将这些预留请求影射成由DS（区分服务）字段指示的服务级别，在骨干网的出口，再将RSVP参数还原给最终目的地。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,35,9.3 支持QoS的现有方法类型,当IETF致力于集成服务和区分服务的时候，许多厂商已在寻求更好的转发方法。这个工作的焦点是在每个分组的前面加上一个标记，并且基于标记而不是目标地址做路由选择。把标记作为查询内部表格的索引，使得寻找正确的输出线路变成只是一个表查询的事情。使用这种技术，可以很快地完成路由选择，并且可以沿着通路预留需要的资源。这一工作的结果导致了标记交换技术的诞生。MPLS是其典型的代表。,200

32、6.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,36,9.4 拥塞控制,拥塞控制是一个非常难以解决的问题。典型地，解决方案依赖于应用需求，例如对服务质量的需求。人们已经提出了多种多样的拥塞控制算法。我们可以用多种方法对这些拥塞控制算法分类。最具逻辑性的方法是把它们划分成两大类：开环和闭环。通过保证由源产生的交通流不会把网络性能降低到指定的QoS值之下，开环算法阻止拥塞的发生。如果QoS不能够被保证，那么网络不得不拒绝交通流。决定接受或拒绝交通流的功能称作准入控制。因此开环算法包含某种类型的资源预留。在另一方面，闭环算法是在拥塞已经发生或即将发生时对它作出反应，典型地是根据网络的状态调节交通流。因

33、为必须把网络的状态反馈到调节交通的场点（通常是源），所以人们把这些算法称作闭环。闭环算法在一般情况下都不使用预留。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,37,9.4 拥塞控制,需要指出的是，拥塞控制算法是减少在网络中暂时过载（典型地是在几毫秒的数量级）的一种行之有效的途径。如果过载时间持续得比较长（几秒到几分钟），那么自适应路由选择通过绕过拥塞的节点和链路可以帮助解决问题。如果过载的时间更长，那么就必须对网络升级，例如采用更大容量的链路、更快的交换机等。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,38,开环控制-准入控制,开环拥塞控制通过反馈信息来调节交通流。因此，该

34、技术假定一旦源被接受，它的交通流将不会过载网络。准入控制是一种预防性开环方案。它起初是为像ATM这样的虚电路分组交换网络提供的，但被证明也可用于数据报网络。准入控制典型地工作在连接级，但也可以工作在突发级。在数据报网络中的连接可以类比作流。在连接级该功能称作连接准入控制（CAC）。在突发级，它被称作突发准入控制。连接准入控制的主要思想是非常简单的。当一个源请求建立连接时，CAC必须决定是否接受或拒绝连接。当共享同一通路的所有源的QoS可以被满足时，连接被接受；否则，连接被拒绝。QoS可以用最大延迟、丢失概率、延迟变化和其它性能参数来表达。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,3

35、9,开环控制-准入控制,为了确定QoS是否可以被满足，CAC必须知道每个源的交通流。在连接建立期间，每个源必须通过一组称作交通说明书的交通参数描述自己的交通流。交通说明书可以包含峰值速率、平均速率和最大突发尺寸等，从而简洁地、准确地概括交通流的特征。图9-1示出了由一个源产生的交通流的例子，说明了峰值速率和平均速率。最大突发尺寸通常跟以峰值速率产生交通的最大时间长度有关。CAC必须根据交通流的特征计算它必须为该源预留多大的带宽。该带宽的值典型地在平均速率和峰值速率之间，并被称作源的有效带宽。对于有效带宽的精确计算是很复杂的，我们在此就不做讲解了。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁

36、士文,40,开环控制-准入控制,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,41,开环控制-交通监察,连接一旦被CAC接受，只要源遵从它在连接建立期间描述的交通说明，QoS就将被满足。然而，如果交通流违反起初的合同，网络就有可能维持不了可以被接受的性能。为了防止源违反合同，网络可能要在连接建立后监视交通流。监视和管制交通流的过程被称作交通监察。当交通违反协定的合同时，网络可能选择丢弃交通，或者给不遵从合同的交通做上标记。被做了标记的交通将会被网络运载，但被给与较低的优先级。如果在下游遭遇拥塞，那么被做了标记的交通会首先被丢弃。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,42,

37、开环控制-交通监察,大多数交通监察的实现都使用漏桶算法。为了理解漏桶是如何被用作监察设备的，可以把进入监察设备的交通流想像成被倒进一个底部有孔的水桶（见图9-2）。桶有一定的深度，当它非空时，会以一个不变的速率往外泄露。如果一个新的水容器（即分组）中的水被倒进桶时不会产生溢出，那么我们就说该水容器是遵从规则的。如果在水容器中的水的数量太大，或者来自前一个水容器的水已经把桶接近充满了，那么桶将会溢出。桶的深度被用来吸收掉在水流中的不规则性。如果我们预期交通流非常平滑，那么可以把桶做得非常浅。如果流是突发性的，桶应该做得比较深。泄露速率对应我们要监察的交通速率。,2006.1.11,中科院计算所

38、授课教师：鲁士文,43,开环控制-交通监察,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,44,开环控制-交通监察,有多个漏桶算法的变种。下面我们考察一种已被ATM论坛标准化了的算法。在这里，我们假定分组是固定长度（即ATM信元），有一个计数器记录漏桶的内容，当一个分组到达时，如果桶的内容不会超过某个限定值，就将计数器的值增加某个值I。在这种情况下我们就说该分组是遵从规则的。如果桶的内容超过限值，该分组就被看成是不遵从规则。值I典型地表示成被监察的分组的标称到达间隔时间（典型地是以分组时间为单位）。只要漏桶非空，漏桶就以每分组时间1个单位的连续速率泄漏。,2006.1.11,中科院计算所

39、 授课教师：鲁士文,45,开环控制-交通监察,图9-3示出了可被用以监察交通流的漏桶算法。在第1个分组到达时，漏桶x的内容被置成零，最后遵从时间（LCT）被置成第1个分组的到达时间。漏桶的深度是L+I，当一个遵从分组到达时，就将计数器的值增加某个值I，这里的L取决于最大突发尺寸。如果交通被预期是突发性的，那么L的值应该做得大一些。在第k个分组到达时，辅助变量x记录在最后一个遵从规则分组到达时的漏桶内容跟从最后一个遵从分组到第k个分组之间的到达时间的差值。对辅助变量的限制是非负值范围。如果辅助变量大于L，那么该分组被认为是不遵从规则。否则，该分组就是遵从规则的。然后更新漏桶内容和分组的到达时间。

40、,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,46,开环控制-交通监察,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,47,开环控制-交通监察,图9-4示出了一个漏桶算法操作的样例。在这里，I的值是4倍的分组时间，L的值是6倍的分组时间。第一个分组的到达把漏桶内容增加了4倍分组时间。在第2次到达时，内容减少到3，但又有4个加到漏桶，结果总数为7。第5个分组被看成是非遵从规则的，因为它会把内容增加到11，超过了L+I。在漏桶变空之后分组7、8、9和10一个挨着一个地到达。分组7、8和9是遵从规则的，最后一个分组不遵从规则。如果峰值速率是每个分组时间1个分组，那么该算法的最大突发尺寸

41、（MBS）是3。值得注意的是，该算法并不连续更新漏桶的内容，而仅仅是在用星号表示的离散点（到达时间）上。而且，I和L的值一般地可以取任意实数。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,48,开环控制-交通监察,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,49,开环控制-交通监察,漏桶典型地用以同时监察峰值速率和可维持速率。在这种情况下可以使用如图9-5所示的双漏桶。首先针对第一个漏桶上的峰值速率检查交通。信元延迟变化容限（CDVT）是允许峰值信元速率变化的量。漏桶有一个总容量T+，每个遵从分组的到达都使漏桶内容增加T。在第一个漏桶处的非遵从分组被丢弃或标记。那些遵从分组（未

42、加标记）然后在第二个漏桶处检查其可持续速率。在第二个漏桶处检查出来的非遵从分组也被丢弃或加上标记。遵从分组是在经过这两个漏桶后仍未被标记的那些分组。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,50,开环控制-交通监察,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,51,开环控制-交通整形,当一个源试图发送分组时，它可能不知道它的交通是像什么样子。如果该源要保证其交通遵从在漏桶监察设备中所规定的参数，它应该先改变交通。把一个交通流改变成另一个交通流的过程称作交通整形。交通整形也可以用来使交通变得比较平滑。作为例子，假定一个应用周期性地产生每秒10kbps的数据。源可以用多种方式发

43、送数据。例如，它可以用10kbps速率连续地发送。它可以在每个周期内以50kbps发送0.2秒，或者在每个周期内以100kbps发送0.1秒（参见图9-6）。从网络的观点看，图9-6a中示出的交通表示最平滑的图案，它可能最少强调网络。然而，目的地可能不想在每个周期等待1秒接收数据。交通整形的另一个作用就是根据用户的说明平滑交通流。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,52,开环控制-交通整形,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,53,开环控制-交通整形,交通整形有多种实现方法。下面我们将考察两种可能的方法。第一种是基于漏桶。第二种通常称作令牌漏桶整形器。漏桶交通

44、整形器是一个非常简单的设备。如图9-7所示，它可以用一个缓冲区来实现，缓冲区的内容以不变的间隔时间定期读出。跟仅仅监视交通的漏桶监察算法不同，漏桶交通整形器调节交通流。在前面介绍的监察算法中的漏桶只是一个计数器，而在整形器中的漏桶是一个存储分组的缓冲区。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,54,开环控制-交通整形,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,55,开环控制-交通整形,入进分组先存储在一个缓冲区中，分组定期地得到服务，使得在输出端的流是平滑的。缓冲区被用来存储瞬时突发分组。缓冲区大小定义可以提供的最大突发量。如果缓冲区满了，那么入进分组就是违反规则的，因

45、此被丢弃。漏桶交通整形器是非常受限的，因为在缓冲区非空时其输出速率是恒定的。许多应用产生可变速率交通。如果这样的应用必须通过漏桶交通整形器，那么通过缓冲区的延迟可能是不必要地长。相比之下，在前面介绍的被监察算法监视的交通不必是光滑的，也能遵从规则。监察设备允许交通有一些突发性，只要控制在一定的限制之下就可以。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,56,开环控制-交通整形,另一个比较灵活的整形器是令牌桶交通整形器，它仅调节不遵从规则的分组。被认为是遵从规则的分组没有更多的延迟就可以通过。如图9-8所示，令牌桶实际上是漏桶的简单延伸。令牌以恒定速率定期地产生，并被存放在令牌桶中。如

46、果令牌桶满了，到达的令牌会被丢弃。仅当在令牌桶中的一个令牌可以被取出的时候缓冲区中的分组才能被取出。如果令牌桶是空的，那么到达的分组必须在分组缓冲区中等待。因此我们可以把一个令牌看成是发送一个分组的许可。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,57,开环控制-交通整形,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,58,开环控制-交通整形,当令牌桶空了的时候，缓冲区中有分组积压。这些积压的分组在可以被发送之前必须等待产生新的令牌。由于令牌定期到达，这些分组将以令牌到达的速率定期发送。因此令牌桶整形器的性能非常类似于漏桶整形器的性能。现在考虑令牌桶非空的情况。分组一旦到达就可

47、以被发送，而不用在缓冲区中等待，因为对于到达的分组有令牌供消耗。因此这种状况保留了交通的突发性。然而，如果分组继续到达，最终令牌桶将变空，分组将开始定期地离开（令牌速率）。令牌桶尺寸主要限制输出端的交通突发性。在这种限制中，当令牌桶限制尺寸减至零时，令牌桶整形器就变成了漏桶整形器。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,59,闭环控制,从控制理论的角度，拥塞控制算法可分为开环控制和闭环控制两大类。当流量特征可以准确规划、性能要求可以事先确定时，适宜采用开环控制；当流量特征不能准确估算，或者当系统不提供资源预留时，适宜采用闭环控制。当前的因特网主要采用闭环控制方式。闭环的拥塞控制有

48、以下3个阶段：检测网络中拥塞的发生；将拥塞状态报告到拥塞控制点；拥塞控制点根据所得到的拥塞状态信息采取调整措施以消除拥塞。闭环的拥塞控制可以动态地适应网络状态的变化，但算法的性能受到反馈延迟的影响，当拥塞发生点和控制点之间的延迟较大时，算法的性能会下降。拥塞控制算法设计的关键问题是如何生成反馈信息和如何对反馈信息进行响应。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,60,闭环控制,流行的闭环拥塞控制依赖反馈信息调节源速率。反馈信息可以是隐含的，也可以是显式的。在隐含反馈中，源可以使用超时机制决定在网络中是否发生了拥塞。在显式反馈中，将有某种形式的显式报文到达源，表明在网络中的拥塞状态

49、。下面我们讨论在TCP和ATM中使用的闭环控制。有趣的是，TCP在运输层实施拥塞控制，而ATM在网络层运行拥塞控制。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,61,闭环控制-TCP拥塞控制,TCP使用滑动窗口协议做端到端的流控制。该协议的实现是让接收方在它的应答中指定它在未来愿意接收的字节数量。通告的窗口保证接收方缓冲区将永远不会溢出，因为发送方发送的数据不会超过在其通告窗口中指定的数量。然而，通告窗口不能防止在中间路由器上的缓冲区产生溢出，也就是说不能防止拥塞的发生。当路由器在其缓冲区中必须处理太多的分组时，路由器就会变得过载。因为IP不提供任何控制拥塞的机制，所以它依靠高层检测

50、拥塞和采取应对措施。也可以使用TCP窗口机制来控制在网络中的拥塞。,2006.1.11,中科院计算所 授课教师：鲁士文,62,闭环控制-TCP拥塞控制,TCP拥塞控制的基本思想是让每个发送方仅发送正确数量的数据，保持网络资源被利用但又不会被过载。如果发送方抢占资源，发送太多的分组，网络将经历拥塞。在另一方面，如果TCP发送方太保守，网络又会得不到充分利用。TCP在不会引起网络拥塞的条件下，其发送方可以发送的最大字节数量是用另一个称作拥塞窗口的窗口指定的。为了避免网络拥塞和接收方缓冲区溢出，TCP发送方在任一时间可以发送的最大数据量是通告窗口和拥塞窗口中的最小值。,2006.1.11,中科院计算