WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     | 1 ||

«Ярославский государственный университет имени П. Г. Демидова На правах рукописи Алексеев Игорь Вадимович Адаптивная схема управления потоком для транспортного протокола в сетях с коммутацией пакетов ...»

-- [ Страница 2 ] --

Глава 1. Постановка задачи 1.1. Недостатки протокола TCP К наиболее существенным недостаткам протокола TCP в области управления потоками относится следующее: 1. К основному недостатку протокола TCP следует отнести проблему не столько реализации протокола, сколько самой логики функционирования. Так механизмы коррекции ошибок и управления потоком в TCP, реализующие различные функции, оказались связанными. Причиной этого является интерпретация протоколом факта потери сегмента (и, соответственно, факта срабатывания механизма коррекции ошибок) как признака перегрузки сети. Вследствие этого TCP реагирует на любую потерю данных снижением скорости передачи. Результатом является крайне низкая эффективность применения протокола TCP для систем, где потери данных происходят не только вследствие перегрузки – всех систем, где существует ненулевая вероятность потери данных на физическом-канальном уровнях. Это, в частности, все виды беспроводных сетей: спутниковые, сотовые, оптические. 2. Применяемый в TCP метод AIMD предписывает постоянное линейное увеличение нагрузки на сеть с целью определения момента начала перегрузки. Вследствие этого сеть постоянно находится либо в состоянии перегрузки, либо в состоянии выхода из нее. Это отрицательно сказывается на соединениях в виде увеличенного среднего RTT, большой дисперсии измеряемых значений RTT, постоянном наличии потерь, с помощью которых сеть сигнализирует о начале перегрузки. 3. В большинстве условий протокол TCP осуществляет отправку данных очень неравномерно. Фактически все данные в пределах окна отправляются за небольшое время в виде всплеска пакетов [46]. Неравномерный режим отправки пакетов приводит к повышению числа потерь. Поскольку средняя длина очередей в сетевых устройствах близка к максимальной, то вероятность потери сегментов в пределах всплеска повышается. 4. Механизм управления передачей TCP зависит от потока подтверждений в обратном направлении, прибытие которых заставляет перемещаться окно и разрешает отправку новых сегментов. Такой режим называют синхронизированным по подтверждениям. Его эффект не заметен для симметричных каналов, однако для каналов, чьи свойства в различных направлениях различны синхронизация по подтверждениям ведет к ограничению эффективности использования ресурсов. Это относится к таким асимметричным системам, как «спутниковый/наземный каналы», «кабельный модем/коммутируемое соединение». Поскольку недостатки TCP широко известны, то множество работ было посвящено созданию отдельного транспортного протокола для асимметричных инфраструктур [51] или беспроводных сетей [47, 48, 49, 50]. Большинство предлагаемых протоколов не являются совместимыми с TCP и требуют наличия агентов-посредников транспортного уровня. Тем самым нарушается основной постулат Интернет заключающийся в том, что сеть должна обеспечивать беспрепятственную связь на транспортном уровне между непосредственными участниками обмена. Также излишне усложняется вся структура сети. Наша работа была направлена на создание нового протокола, названного ARTCP, который мог бы стать эффективной заменой существующему TCP, устранив важнейшие недостатки последнего. 1.2. Цель работы Итак, задача данной работы в создании нового механизма управления потоком для транспортного протокола в архитектуре сети с коммутацией пакетов (TCP/IP). Новый алгоритм управления потоком должен исправить основные недостатки, присущие протоколу TCP приведенные выше. При этом новый протокол должен сохранить все внешние свойства и интерфейсы существующего транспортного протокола. Новый протокол должен существовать в типичной среде исполнения транспортного протокола Интернет и предоставлять пользователю тот же сервис. Для изучения характеристик протокола ARTCP и сравнения их с TCP, в рамках данной работы необходимо разработать программную имитационную модель, воспроизводящую основные характеристики сети, которые и определяют функционирование в ней транспортного протокола: задержку, мультиплексирование, потери и ошибки передачи. На созданной имитационной программной модели предполагается провести ряд модельных экспериментов для определения основных параметров ARTCP в различных условиях и сравнения их с TCP. Поскольку, как показывает множество исследований, трафик в TCP/IP сетях обладает свойством самоподобия, то проверка ARTCP трафика на наличие у него свойства самоподобия также является целью модельного эксперимента. 1.3. Формальная модель системы Формализуем модель на которой будем изучать протокол ARTCP. Имеется сеть, в топологическую схему которой входят несколько узлов, два маршрутизатора и набор каналов соединяющих узлы (рис. 16). На каждом узле исполняется объект протокола ARTCP. Узлы объединены в две локальные вычислительные сети (ЛВС), каждая из которых подключена к одному маршрутизатору. Маршрутизаторы связывают локальные сети, передавая трафик по каналу с малой ПС и большим значением задержки. Каждый из узлов в одной из ЛВС отправляет сегменты с заданным межсегментным интервалом, который и определяет скорость передачи. Эта скорость задается алгоритмом управления потоком ARTCP. Предполагается, что источники потоков всегда имеют информацию для отправки. Источники и приемники трафика находятся в разных ЛВС. Приемники трафика ARTCP отправляют подтверждения в противоположном направлении в виде сегментов, не содержащих данных. Задача маршрутизатора в том, чтобы осуществлять передачу сегмента по адресу получателя в его заголовке. В буфере маршрутизатора R1 организуется FIFO очередь сегментов, которые отправляются далее к маршрутизатору R2. Очередь имеет конечную длину. Сегмент, поступающий на выходной интерфейс, помещается в очередь, если она может вместить этот сегмент, иначе сегмент теряется. Очередь маршрутизатора R1 обслуживается со скоростью канала, соединяющего маршрутизаторы.

Рис. 16. Формальная модель исследуемой сети. Стрелками указано направление передачи данных.

Мы рассматриваем следующие характеристики каналов: ПС, задержку передачи и вероятность битовой ошибки. Пропускная способность канала определяет скорость поступления битов в канал, задержка передачи характеризует длительность интервала между поступлением определенного бита в канал и появлением его из канала. Вероятность битовой ошибки BER определяет вероятность потери сегмента как 1 (1 BER) S в зависимости от вероятности ошибки при передаче. 1.4. Основные характеристики протокола В работе рассматриваются следующие основные характеристики протокола: 1. Относительное число потерь сегментов (отношение числа потерянных к общему числу отправленных сегментов) 2. Коэффициент использования пропускной способности каналов число _ принятых _ битов (отношение числа успешно принятых битов к максимально U= ( скорость _ канала ) время возможному их числу). n n 3. Коэффициент равноправия разделения ресурсов F = ( bi )2 n ( bi2 ), где bi есть доля i =1 i = пропускной способности, занятая i-м соединением. 4. Средняя длина очереди Q в маршрутизаторе R1. Сравнение ARTCP и TCP производится по этим основным характеристикам. Приведенные выше характеристики протокола являются стандартными и используются во многих исследованиях протоколов [73]. 1.5. Сеть как самоорганизующаяся система Определение самоорганизующейся системы в смысле Г. Хакена следующее: система с большим числом степеней свободы, под воздействием сложных внутренних сил, переходящая в состояние с существенно меньшим числом степеней свободы: несколькими параметрами порядка, называется самоорганизующейся [101]. Хаотическое поведение системы на уровне отдельных компонентов приводит к детерминированному поведению ее средних величин. Рассматриваемая нами модель сети представляет собой набор объектов транспортного протокола ARTCP и объектов сети. Каждый объект протокола может управлять собственной скоростью передачи потока, как система с обратной связью. Взаимодействие между всеми потоками осуществляется через общие для этих потоков объекты топологии. Использование случайной переменной алгоритмом каждого из протоколов, вместо увеличения числа степеней свободы, приводит к упорядочению суммарного действия всех элементов системы. Это упорядочение выражается в том, что суммарная скорость всех потоков протокола ARTCP выравнивается со скоростью совместно используемого этими потоками канала. Таким образом, сеть с функционирующими в ней соединениями транспортного протокола ARTCP, является самоорганизующейся системой. Все вышесказанное позволяет сформулировать это утверждение в следующем виде: Теорема 1: Рассматриваемая сеть с соединениями протокола ARTCP, самоорганизующейся системой в смысле Г. Хакена.

является Глава 2. Алгоритм ARTCP Предлагаемый в данной работе новый протокол Adaptive Rate Transmission Control Protocol (ARTCP) заимствует некоторые механизмы от протокола TCP. В ARTCP полностью пересмотрен алгоритм управления потоком, который и отличает его от TCP. Вместе с тем, предлагаемый протокол может обеспечивать совместимость с TCP. 2.1. Аспекты новизны протокола ARTCP ARTCP отличается от стандартного TCP тем, что сегменты отправляются в сеть не в виде всплеска в пределах окна, а разделенные временными промежутками, длительность которых определяется текущим значением скорости. Скорость потока регулируется не размером переменного окна, а значением скорости, изменением которой осуществляется адаптация алгоритма в соответствии с условиями. Механизм скользящего окна в ARTCP применяется только для предотвращения переполнения буферов получателя. На размер окна в ARTCP не наложено никаких ограничений ни в одном из режимов работы. Окно ограничено лишь наличием буферного пространства у получателя, поэтому для получателя рекомендуется устанавливать окно на максимальный размер. В случае, когда получатель ограничен в буферном пространстве, ARTCP будет вести себя как обычный протокол TCP, ограниченный окном. Таким образом, протокол ARTCP сочетает в себе метод скользящего окна для регулирования управления потоком из конца в конец и метод контроля скорости для подстройки под ПС промежуточных узлов соединения. Вторым важнейшим отличием ARTCP является то, что в качестве сигнала о состоянии перегрузки или наличия дополнительных ресурсов в сети используются темпоральные характеристики потока – измерение скважности11 потока у получателя и изменения времени RTT. Потеря пакета никак не отражается на работе ARTCP кроме осуществления ретрансляции потерянного пакета механизмом коррекции ошибок. Как и в TCP о потери пакета сообщают два возможных события: срабатывание ТПП или последовательное получение двух12 подтверждений одних и тех же данных. Таким образом, по сравнению со своим предшественником, ARTCP обладает следующими преимуществами: 1. ARTCP не требуется доводить сеть до состояния перегрузки, чтобы определить доступную долю ПС, поэтому исключены потери пакетов связанные с этим процессом.

Скважность – длительность межпакетных (сегментных) временных интервалов. В TCP механизм ускоренной ретрансляции активируется получением трех дубликатов подтверждения. 2. ARTCP существенно снижает требования к межсетевым устройствам. Во-первых, для нормального функционирования данного протокола требуется меньший объем буферного пространства, чем для TCP, поскольку режим передачи является сглаженным. Во-вторых, ARTCP не требует и не зависит от наличия каких либо механизмов диспетчеризации или управления очередями, таких как RED или WFQ. 3. ARTCP не интерпретирует потерю пакета как признак перегрузки сети, используя вместо этого темпоральные характеристики потока. Поэтому ARTCP должен особенно эффективно работать в системах беспроводной связи, там где использование TCP неэффективно. 4. В отличие от TCP новый протокол не полагается целиком на поток подтверждений в обратном направлении для синхронизации процесса передачи. В связи с этим возможна реализация ARTCP с меньшей частотой подтверждений, которая не ограничивала бы скорость в асимметричных системах. 2.2. Эвристика в основе алгоритма ARTCP Анализ работ в области транспортных протоколов и в частности механизма PP (см. часть 1.8 введения) позволил заключить, что недостатки протокола TCP весьма существенны и являются следствием самого алгоритма, лежащего в основе протокола TCP. Поэтому модификация TCP без замены его основных алгоритмов не может привести к существенному улучшению характеристик протокола. Поэтому в этой работе было решено создать новый алгоритм транспортного протокола, остающийся, однако, полностью совместимым с архитектурой TCP/IP. Для того чтобы устранить недостатки, свойственные TCP, необходимо было найти способ получения информации о состоянии сети, отличный от применения в этих целях потерь сегментов. Наиболее хорошо на роль индикатора состояния сети подходят временные характеристики потока: время RTT и межсегментные интервалы. С использованием межсегментных интервалов можно также определить долю ПС канала. Для этого требуется запоминать межсегментные интервалы потока у отправителя и измерять их у получателя. Сравнение значений интервалов характеризует состояние сети, а минимальное значение измеряемых интервалов у получателя позволяет определить доступную долю ПС. Таким образом, получается следующая схема: установка скорости потока отправителем посредством тщательной диспетчеризации сегментов, измерение скорости прибытия потока у получателя и передача этой информации отправителю вместе с остальной контрольной информацией. Разность старого и нового значений скорости отправки потока ARTCP на каждом шаге задается случайной переменной, однако, при наличии сигнала о перегрузке сети вероятность снижения скорости превышает вероятность ее увеличения на каждом новом шаге. 2.3. Параметры и переменные Пусть временной интервал между последовательными трансляциями пакетов. Задача функции диспетчеризации сегментов в том, чтобы задерживать отправку очередного сегмента на время s после начала передачи предыдущего сегмента. Обозначим все переменные, относящиеся к отправителя индексом s, и r – относящиеся к получателю. Итак, s временной интервал между моментами начала отправки в сеть сегмента i+1 и i-го, а r интервал между последовательно прибывшими к получателю сегментами. Пусть скорость канала связи, непосредственно к которому подключен отправитель Rls, тогда время уходящее на отправку одного сегмента (с момента начала передачи до момента ее окончания) t ls = S / Rls, где S – размер передаваемого сегмента. Очевидно, что максимально возможная скорость потока R max s = Rls = S / min s (18) Минимальное значение межсегментного интервала в этом случае будет min s = tls, когда пакеты отправляются в сеть без задержек с максимальной скоростью канального уровня. Путем изменения s в пределах [ s min, ), ARTCP может контролировать скорость потока в пределах [ Rls, 0). Иллюстрация принципа управления скорость приведена на рис. 18. Задержка отправки готовых сегментов производится с помощью системного таймера. Например, для полного использования ПС канала в 512 Кб/с при размере сегмента в 1000 байт каждый сегмент необходимо отправлять с задержкой s =0.015625 с, чтобы скорость потока составила 64 пакета/с. В таблице 1. приведен список параметров и переменных используемых алгоритмом управления потоком протокола ARTCP.

S Размер кадра канального уровня содержащего сегмент Временной промежуток между последовательными трансляциями сегментов (от первого бита до первого бита) Временной промежуток, измеренный между последовательными моментами прибытиями сегментов (от последнего бита до последнего бита) Скорость потока, устанавливаемая отправителем Скорость потока, вычисляемая получателем Оценка доступной пропускной способности в момент t-RTT Первая производная скорости по времени, устанавливается отправителем S R RS (t ) R R (t ) Re (t ) R' S R pe AC SSGR RTT ERTT SmoothedRe MaxERTT MinERTT MDFACTOR Значение оценки доступной пропускной способности в момент i-1 Площадь области компенсации Параметр экспоненциального роста R' S в режиме SS Временной промежуток между моментом отправки сегмента и моментом прихода его подтверждения Взвешенное скользящее среднее RTT Взвешенное скользящее среднее Re Максимальное значение сглаженного RTT Минимальное значение сглаженного RTT Коэффициент, используемый при мультипликативном снижении RS (t ) Значение скорости отправки данных непосредственно на выходе режима MD1 Значение скорости отправки данных непосредственно перед входом в режим MD1 Значение оценки доступной пропускной способности в режиме MD1 Коэффициент, определяющий вероятность увеличения скорости в режиме FT Коэффициент, определяющий вероятность снижения скорости в режиме FT Точка отсчета скорости на каждом шаге в режиме FT Взвешенное скользящее среднее значение Rsamd Rsbmd Reamd speedup Slowdown Midpoint sRs K BER Rsmin Rs Коэффициент критерия осуществления перехода 6 Bit error ratio - резидентная вероятность инвертирования бита на линии Начальное минимальное значение скорости, с которого начинается рост в состоянии SS Таблица 1. Переменные и параметры модели ARTCP.

2.4. Формат сообщения Формат сообщений используемых ARTCP может в точности совпадать с форматом пакета TCP (рис. 8). Стандарт TCP [4] предусматривает наличие дополнительных полей в заголовке сегмента между стандартным заголовком и полем данных. ARTCP может передавать дополнительную информацию в этих полях, что будет гарантировать совместимость с TCP. Всего протокол ARTCP требует использования лишь двух новых полей: значения предыдущего порядкового номера “PS” в направлении от отправителя к получателю и значения скважности “TI” в направлении от получателя к отправителю. Значение “TI” можно передавать в виде опции временной метки [6], а значение “TI” требует поля, позволяющего поместить порядковый номер сегмента. 2.5. Структурная схема ARTCP В протоколе ARTCP полностью переработаны все механизмы управления потоком. Механизм коррекции ошибок передачи в ARTCP не влияет на скорость передачи. От TCP сохранены оконный механизм для управления загрузкой получателя, алгоритмы определения RTT и установки таймера ТПП. Признаком потери сегмента служит срабатывание ТПП или приход двух последовательных подтверждений одного сегмента. Алгоритм управления скоростью включает в себя: функции диспетчеризации сегментов, измерения скорости и адаптации скорости (рис. 17). Далее рассмотрим эти функции подробно.

Рис. 17. Функциональная схема механизма управления потоком ARTCP. Жирная стрелка вверху обозначает направление передачи данных. Более тонкие стрелки: направление передачи управляющей информации.

В задачи функции диспетчеризации сегментов входит отправка сегментов в сеть со строго заданной скоростью, которая выражается в значениях межсегментных временных интервалов. Функция измерения скорости определяет скважность потока поступающего к получателю и информирует отправителя о темпоральных параметрах прибывающего потока. Кроме того, отправитель сам производит измерение времени RTT (в рамках стандартной функциональности протокола TCP). Значения скважности потока измеренной получателем и времени RTT измеренного отправителем поступают на вход функции адаптации, которая определяет новое значение скорости отправки потока в соответствии с полученными на вход значениями и своим состоянием в этот момент времени. ARTCP использует два признака начала перегрузки сети, когда средняя скорость прибытия запросов сравнивается со средней скоростью обслуживания и началом роста очереди: начало роста RTT и стабилизацию R r (t ) при увеличении Rs (t ). Получатель ARTCP в сегментах с подтверждениями указывает значение скорости прибытия потока. Получая подтверждение сегмента спустя время RTT после его отправки, источник ARTCP получает информацию о значении скорости, с которой поток, содержащий этот сегмент, прибыл к получателю и использует R r (t ) в качестве оценки Re (t ) ПС сети.

2.5.1. Диспетчеризация сегментов Диспетчер сегментов отправляет сегменты на линию через строго заданные межсегментные временные интервалы. Значение интервалов определяются скоростью отправки потока, которая задается функцией адаптации.

Рис. 18. Диспетчеризация сегментов и измерение скорости потока алгоритмом ARTCP. Черные прямоугольники обозначают сегменты одного соединения. Различие ширины прямоугольников отражает различие скоростей каналов. Меньшей скорости соответствует более длительное время передачи.

2.5.2. Измерение скорости Очевидно, что скорость приема потока получателем не может быть выше скорости обслуживания потока на участке с наименьшей ПС, через который проходит соединение. Таким образом, зная скорость прибытия потока к получателю, можно определить доступную пропускную способность сети. Для корректного измерения скорости необходимо не учитывать выпавшие из потока, т.е. потерянные сегменты, а также сегменты, доставляемые сетью в измененном порядке. Для выполнения этого условия в поле “PS” каждого отправляемого сегмента записывается порядковый номер (или смещение) от предыдущего сегмента. Получив сегмент i, получатель вычисляет разницу текущего времени и времени прибытия предыдущего (j) сегмента r и в случае, если поле “PS” i-го сегмента содержит значение j, помещает Rr = S / r в поле “TI” подтверждения следующего в противоположном направлении (рис. 18). Получатель извлекает значение поля “TI” из получаемых подтверждений и использует его для управления скоростью передачи.

2.5.3. Функция адаптации Описание алгоритма работы функции адаптации, непосредственно осуществляющего управление потоком ARTCP, было дано в работах [52, 53, 54, 76]. Способ управления потоком должен достичь, во-первых, быстрой реакции потока на изменяющиеся условия соединения и, во-вторых, стабилизировать скорость передачи, когда она равна максимальной скорости сети. Алгоритм управления потоками ARTCP функционирует в нескольких режимах.

Рис. 19. Диаграмма режимов алгоритма адаптации протокола ARTCP. Штрихованные линии обозначают возможные переходы в состояние остановки системы.

Работа ARTCP начинается с режима быстрого увеличения скорости, аналогичной механизму замедленного старта стандартного TCP, для максимально быстрого достижения соединением верхнего предела доступной пропускной способности. После того, как верхний предел достигнут, алгоритм ARTCP переходит в режим точной настройки, в течение которой удерживает скорость на уровне доступной ПС. В случае определения уменьшения доступной ПС, ARTCP совершает мультипликативное снижение скорости, которое в случае продолжительного состояния перегрузки продолжается экспоненциально. Итак, адаптация скорости передачи потока протоколом ARTCP происходит в пяти режимах (рис. 19). Режим ускоренного старта (SS) имеет цель максимально быстро увеличить скорость потока от минимального значения до значения, равного или превосходящего ПС канала сразу после инициализации соединения. Для этого скорость увеличивается экспоненциально: R ' S (t + RTT ) = R ' S (t ) SSGR RS (ti ) = RS (ti 1 ) + R' S (ti ) (ti ti 1 ) SEGSIZE minRTT (19) (19а) Начальное значение скорости устанавливается после синхронизации соединения как:

Rsmin = (19б) Выход из режима SS происходит, когда Re (t i ) < (1 ) RS (t i RTT ). После реализации перехода 2, алгоритм переходит в состояние мультипликативного сброса MD1. Режим мультипликативного сброса (MD1) следует за режимом SS. После выхода из SS значение Rs (t ) будет превышать Re (t ), поэтому в режиме MD1 скорость потока скачкообразно устанавливается заведомо ниже Re (t ) : Rs (ti ) = Re (ti ) MDFACTOR ( Rs (ti 1 ) Re (ti )) (20) После снижения скорости алгоритм переходит в режим восстановления. Режим восстановления (REC) имеет целью, линейно увеличивая скорость, довести ее до уже известного значения ПС канала: Re (t ), компенсируя возникшую в режиме SS перегрузку. В режиме REC вычисляется значение площади области компенсации Ac (ti ) как площади фигуры, образованной значениями Rs (t ) над прямой Re (t i ) за время, пока Rs (ti ) > Re (t i ) в режиме SS: Значение площади области компенсации равно сумме площадей набора трапеций образованных значениями Rs (t ) над прямой Re (ti ). Площадь каждой трапеции ST = ti 2 ( 2 Rs (ti ) R' s (ti ) ti 2 Re (ti )) (21) где ti время, в течение которого не происходило изменений значения R' s (ti ).

Ac (t i ) = 1 t 0 [2 R s (t i ) t 0 R ' s (t i ) 2 Re (t i )] + (22) + + R' (t ) R' (t ) 1 RTT [2 Rs (ti ) s i RTT s i Re (ti )] + 2 SSGR SSGR R' (t ) R' (t ) 1 RTT [2 Rs (ti ) s i2 RTT s i 2 Re (ti )] + … 2 SSGR SSGR 1 + [ Rs (ti ) R ' s (t i ) Re (ti )]2 N SSGR, R ' s (t i ) SSGR N где t0 промежуток времени между моментом ti и моментом предыдущего изменения R ' s (t ) и N - индекс слагаемого, при котором Rs (ti ) R ' s (t i ) > Re ( t i ) SSGR N (23) Итак, первое слагаемое приведенной формулы есть площадь трапеции с высотой меньшей RTT, последнее слагаемое - площадь треугольника, слагаемые от 2 до N-1 площади трапеций с высотой равной RTT. Например, в случае, приведенном на рис. 20, Ac (ti ) равна сумме площадей трапеции DCBE и треугольника ABE. t0 равно отрезку ED.

Рис. 20. Зависимость скорости от времени в фазе грубой настройки ARTCP. Закрашенная область, состоящая из ABE и BCDE есть площадь области компенсации и выражает объем данных, накопившихся в буфере. Штриховая линия обозначает текущую оценку ПС сети протоколом ARTCP.

Значение Ac (ti ) применяется для определения величины R' s (ti ) в состоянии восстановления REC. Идея в том, что из за задержки информации о состоянии сети на время RTT, в состоянии быстрого увеличения скорости отправки сегментов поток вызовет наполнение буферов сети. Пакеты будут накапливаться в сети в течение времени, когда скорость отправки сегментов превышает ПС сети (отрезок AD на рис. 20). Пребывание соединения в состоянии восстановления необходимо для того, чтобы сеть справилась с возникшей до уменьшения скорости отправки перегрузкой. Очевидно, что количество данных, накопившихся в буферах сети, определяется площадью области Ac (ti ), поэтому скорость отправки сегментов в состоянии REC должна быть снижена таким образом, чтобы площадь фигуры DFG была равна Ac (ti ). Скорость в состоянии REC меняется линейно, определяемая значением R' s (t i ) = [ R pe (t i ) Rs (t i )] 2 2 Ac (t i ) (24) В состоянии REC скорость отправки данных возрастает линейно от значения полученного в предшествующей стадии MD1 по закону Rs (ti ) = Rsamd + t R' s (ti ) Rs (t ) Reamd (25) Выход из состояния REC (переход 4) осуществляется в том случае, когда (26) Режим тонкой настройки (FT) следует за режимом REC, в режиме FT скорость отправки данных медленно подстраивается под ПС канала. Отношение коэффициентов speedup и slowdown в состоянии FT определяет вероятность снижения или повышения скорости на каждом шаге. Коэффициент speedup, отвечающий за повышение скорости обратно пропорционален скорости данного соединения. Коэффициент slowdown, отвечающий за снижение скорости, пропорционален отношению измеряемого RTT к минимальному значению RTT. Значение speedup больше при меньших значениях Rs (t ), что дает медленным соединениям преимущество для получения доступа к большей относительной доле ПС. Значение slowdown одинаково для всех соединений и растет при росте RTT. Таким образом, вероятность повышения скорости для медленных соединений больше, а вероятность снижения скорости одинакова для всех соединений. Выход из режима FT происходит в случае скачкообразного изменения измеряемого RTT. В состоянии FT значения скорости передачи определяются по закону:

Rs (ti ) = midpoint + [2 Rand slowdown speedup ] INTERVAL midpoint speedup slowdown (27) где rand – равномерно распределенная случайная величина, генерируемая функцией drand48() с областью значений [0;

1]. После попадания в состояние FT (реализации перехода 4) значение midpoint устанавливается равным Reamd, в дальнейшем значение midpoint устанавливается равным sRs. Переменные speedup и slowdown определяют направление изменения скорости отправки данных в зависимости от изменения времени RTT. Коэффициенты slowdown и speedup для использования в формуле (27) определяются по следующим формулам:

speedup = [1 + S ]2 minRTT sRs (30) где второе слагаемое представляет собой отношение минимального количества данных в транзите по соединению (S байт за время RTT) к реальному их количеству (произведение минимального времени RTT на среднюю скорость отправки потока). Соответственно рост реальной скорости потока выражается в уменьшении значения коэффициента speedup, таким образом, при прочих равных условиях вероятность роста RS для соединения с меньшей скоростью будет больше. За счет этого устраняется неравномерность использования ресурсов разными соединениями. Коэффициент slowdown вычисляется следующим образом: Если RTT>minERTT*(1+PRECISION), то slowdown= 2 ( RTT / min ERTT) speedup иначе slowdown=1 Отношение speedup/slowdown определяет знак отклонения мгновенного значения скорости от среднего. Если speedup>slowdown то отклонение от среднего значения для мгновенного значения скорости будет положительным, т.е. скорость потока будет увеличиваться. В случае speedup

ERTT > K ( FT max RTT min ERTT ) (31) (28) Режим мультипликативного сброса (MD2) необходим для быстрого снижения скорости при условии резкого роста RTT:

midpo int i = midpo int i 1 MDFACTOR (29) После этого протокол переходит в состояние FT, реализуя переход 7. В том случае, если условие (28) продолжает оставаться истинным, то мультипликативное уменьшение продолжается, поскольку последовательность переходов 6 - 7 реализуется неоднократно, выражаясь в экспоненциальном уменьшении скорости передачи данных. Завершение работы протокола может произойти из любого состояния {SS, REC, FT} переходы (8, 9, 10). Ожидаемое поведение алгоритма управления скоростью потока в различных режимах изображено на рис. 21.

Рис. 21. Ожидаемое поведение алгоритма управления скоростью потока (зависимость скорости от времени). Значения t в точках A,B,C обозначают моменты перехода в новый режим.

2.6. Совместимость с TCP Система, поддерживающая ARTCP, может быть также совместима с TCP. Для этого, инициатор соединения, поддерживающий ARTCP, помещает в заголовке синхронизирующего пакета опцию “PS”. Наличие поля “PS” в заголовке SYN пакета должно включать механизм ARTCP получателя. Если такая возможность имеется, то получатель включает в сегмент SYN-ACK поле “TI”, если нет, то отсутствие опции “TI” в ответе получателя отключает механизм ARTCP у инициатора и дальнейший обмен происходит по протоколу TCP. Если же опция “TI” присутствует в ответе, то инициатор уверен, что и получатель задействовал механизм ARTCP.

2.7. Сравнение ARTCP и TCP на основе анализа алгоритма Протокол TCP не может обходиться без потерь сегментов, которые создаются самим протоколом путем переполнения очереди, и которые ограничивают дальнейший рост скорости TCP. Теорема 2: Протокол ARTCP не создает потерь сегментов, если Qmax >, где Q max R максимальная длина очереди, - предельное значение, используемое алгоритмом ARTCP, а R - скорость канала. Доказательство: Потеря сегмента может произойти лишь в случае поступлении очередного сегмента в очередь обслуживающего устройства, когда размер сегмента превышает разность Q max - Q. Если D сумма задержек передачи в каналах на пути от отправителя к получателю, то в предположении, что каналы в системе симметричны и трафик передается лишь в одном направлении, минимальное время minRTT определяется как 2D. В случае если средняя скорость отправки потока R S превышает скорость R канала, обслуживающего очередь, возникает очередь сегментов в маршрутизаторе. Появление очереди длины Q приведет к увеличению времени RTT на величину Q/R. Однако для ARTCP, если разность RTT-minRTT превышает некоторое предельное значение, вероятность снижения скорости отправки потока R S станет отличной от нуля и скорость потока будет снижаться, пока значение разрешенного превышения RTT над minRTT не станет ниже предельного значения. Таким образом, выполняется неравенство: Q < R. Выбирая достаточно малое значение, алгоритм ARTCP гарантирует, что длина очереди не превысит определенного значения, меньшего, чем максимальная длина очереди Q < Qmax. Для выполнения этого, необходимо выбрать, так, чтобы < Qmax. Следовательно, при таком выборе предельного значения, R отсутствие потерь сегментов при работе ARTCP гарантировано. Следствие из теоремы 2: при числе потоков большем 1, протокол ARTCP в отличие от TCP, может быть настроен так, чтобы вообще не создавать потерь сегментов. Для протокола TCP факт потери сегмента служит индикатором возникновения перегрузки сети. Значение вероятности потери сегмента определяет развиваемую TCP соединением скорость передачи. Любая потеря сегмента вызывает скачкообразное уменьшение размера окна и, следовательно, снижение скорости передачи TCP. В условиях, когда причиной потерь является исключительно переполнение очереди, снижение скорости TCP при возникновении потерь приводит к тому, что выполняется равенство средней скорости TCP и скорости обслуживания канала. Очевидно, что снижение скорости вследствие дополнительных потерь, вызванных ошибками передачи, приведет к тому, что средняя скорость TCP потока станет меньше, чем скорость канала. Поскольку TCP не может определить причину потери сегмента и реагирует снижением скорости на любую потерю, то его эффективность в сетях, где потери сегментов могут являться следствием ошибок передачи, будет тем меньше, чем выше вероятность потери сегмента. Протокол ARTCP в отличие от TCP не снижает скорость передачи потока при возникновении потери сегмента. Потерянные данные ретранслируются, не оказывая влияния на скорость передачи. Вследствие этого, потери сегментов не оказывают влияния на скорость потока ARTCP. Сказанное выше можно сформулировать в следующем виде: Свойство: В отличие от TCP, протокол ARTCP не чувствителен к потерям сегментов. 2.8. Направления дальнейшего развития ARTCP Протокол ARTCP, предложенный в этой работе, способен работать более эффективно и качественно, чем TCP, однако можно выделить несколько направлений дальнейших исследований нового протокола, которые могут, во-первых, дать возможность эффективно использовать его в асимметричных системах, а во-вторых, достичь равноправия между потоками с разной длиной маршрута. 2.8.1. Асимметричные системы Поскольку в протоколе ARTCP устранена ACK-синхронизация, присущая TCP, то отправка сегментов происходит независимо от прибытия подтверждений вплоть до исчерпания максимального окна, то в отличие от TCP, ARTCP может быть усовершенствован так, чтобы эффективно работать в системах с асимметричными каналами. Для использования ARTCP в таких системах необходимо уменьшить частоту подтверждений. Поскольку искусственная задержка подтверждений вызовет увеличение задержки в петле обратной связи, то, измерение задержки передачи сегментов нужно также связать с получателем. Поскольку трудно добиться хорошей синхронизации системных часов получателя и отправителя, то получатель может лишь замечать изменение времени передачи сегментов, если отправитель использует стандартное поле временной метки [6]. Если разность значений метки в потоке и системных часов получателя изменяется, значит изменяется и абсолютное значение задержки. В этом случае получатель должен увеличить частоту подтверждений, чтобы отправитель мог среагировать на изменение нагрузки в сети. Когда значения скорости прибытия потока и задержки передачи не меняются, частота подтверждений может быть снова уменьшена.

Алгоритм ARTCP не содержит препятствий для этого усовершенствования, кроме того, модифицированный таким способом ARTCP для асимметричных каналов сохранит совместимость с представленным здесь протоколом. 2.8.2. Соединения с различными RTT Для соединений, обладающих различным временем RTT, из-за различий длин их маршрутов, среднее значение коэффициента F ограничивается некоторым числом, меньшим 1, как показано в работах [80, 81, 82, 83]. Это верно как для ARTCP, так и для TCP. Чтобы достичь равноправия разделения ПС между ARTCP потоками с разной длиной маршрута, необходимо устранить зависимость коэффициента speedup от минимального времени RTT. Этого результата можно достичь путем модификации алгоритма адаптации таким образом, чтобы в режиме FT полностью отказаться от использования измеренного RTT как индикатора перегрузки, используя лишь значения межсегментных интервалов потока.

Глава 3. Имитационная модель Для исследования возможностей протокола и отработки его механизмов была разработана программная имитационная модель самого протокола и сетевых компонентов, в среде которых должен функционировать протокол ARTCP. Модель представляет собой набор компонентов имитирующих реальные объекты в составе сети и объекты протоколов ARTCP и CBR (Constant Bit Rate). Изучаемая сеть может иметь топологическую схему достаточно большой сложности, которая строится из необходимого числа экземпляров имеющихся классов. Основными способами позволяющими исследовать и верифицировать сложные сетевые протоколы являются стенды для тестирования (экспериментальные сети), программные эмуляторы и системы автоматизированной верификации. Верификацию набора процедурных правил протокола можно осуществлять с помощью программного перебора состояний конечного автомата представляющего протокол [56, 57, 58], например, в интерпретаторе языка PROMELA, таком как SPIN [3]. Однако верификация набора процедурных правил, и изучение эффективности протокола преследуют различные цели и, соответственно, для них применяются различные инструменты. Верификация протокола означает применение к его набору процедурных правил формального метода, который позволяет доказать, что этот набор или моделирующая его система конечных автоматов (с обменом данными) полна, не содержит недостижимых состояний, свободна от статических и динамических блокировок. Верификация протокола не ставит задачей даже определение количественных характеристик его эффективности, с точки зрения верификации важно лишь то, что прогрессивный обмен данными вообще происходит. Вследствие этого методы верификации построены на полном или частичном анализе доступных состояний КА, представляющего протокол. Для систем с большим числом состояний ( > 105 ) верификация основанная на полном анализе затруднена на практике. Моделирование протокола не дает гарантии полного анализа достижимых состояний, но зато позволяет исследовать количественные характеристики системы. Вместе с тем моделирование позволяет сделать статистически обоснованный вывод о надежности протокола, по крайней мере, относительно отсутствия в нем блокировок. Сложность имитационного моделирования в том, что помимо реализации процедурных правил самого исследуемого протокола в состав модели должны входить все его компоненты: среда функционирования, словарь и способы кодировки сообщений, модель сервиса протокола. Однако при этом моделирование требует все же меньших затрат, чем разворачивание экспериментальной сети для исследования свойств протокола. В данном случае наша задача состоит не в верификации протокола ARTCP, а в определении численных значений его характеристик в различных условиях. Одним из наиболее мощных эмуляторов протоколов по своим функциональным возможностям является программный комплекс NS (Network Simulator) входящий в состав системы VINT13 (Virtual Internetwork Testbed) [59, 60, 61]. Однако эта система вследствие крайней обширности области применения является также очень требовательной к вычислительным ресурсам и не дает возможности эффективно работать с диспетчеризацией на уровне сегментов, поэтому для моделирования протокола ARTCP использовалось программное обеспечение собственной разработки. Для построения данной программной модели (ПМ) были использованы методы объектной разработки и реализация на языке C++ [62, 63] в среде Digital UNIX14. Далее мы рассматриваем формат сообщения, используемый в модели, иерархию и реализацию ее основных классов. 3.1. Формат сообщения Сегменты протоколов моделируется следующей структурой данных.

struct artcp_segment_s { int src, dst, port;

// адрес отправителя, получателя, порт назначения long int seq, psn;

// порядковый номер сегмента, смещение от предыдущего (поле PS) double psk;

// скорость потока, при получении этого сегмента (поле TI) long int rcv_wnd;

// окно объявленное получателем long int ack_trig, ack;

// порядковый номер сегмента вызвавшего это подтверждение, номер // подтверждения long int syn_ack;

// подтверждаемый порядковый номер SYN-сегмента unsigned char flags;

// управляющие флаги int hdr_size, payload_size;

// размер заголовка, размер поля данных Программное обеспечение комплекса VINT: Network Simulator и Network Animator является проектом университета Беркли США и его можно получить по адресу: http://www-mash.cs.berkeley.edu/ns/ns.html для разработки, отладки и использования модели применялся региональный кластер научных вычислений int link;

// число ссылок на этот сегмент (для корректной работы с памятью) long int id;

// уникальный в модели номер сегмента };

Новые сегменты создаются внутри объектов протоколов ARTCP или CBR. Все объекты топологии передают друг другу указатель на область памяти, содержащую соответствующий сегмент, вместо копирования реальных данных. Кроме того, размеры заголовка сегмента и поля полезной нагрузки задаются в самой структуре данных, и все объекты определяют размер сегмента, интерпретируя значения этих полей. Поскольку ссылка на объект может одновременно содержаться во всех объектах, где реализована буферизация: ARTCP, link, interface, то во избежание конфликтов счетчик ссылок хранит количество объектов, в буферах которых находится ссылка на данный сегмент. Освобождение области памяти, содержащей сегмент, разрешено только в случае обнуления счетчика. За исключением полей “TI” и “PS” и служебных полей link, id, все остальные поля сегмента соответствуют полям стандартного TCP заголовка. Поле заголовка ARTCP в модели не содержит проверочной суммы, повреждения сегментов в транзите могут моделироваться путем реализации случайного отбрасывания сегментов на сетевых узлах или в конечной системе с вероятностью, соответствующей вероятности битовых ошибок среды передачи, которую необходимо смоделировать. 3.2. Объектная структура ПМ Для моделирования самого протокола ARTCP и среды его исполнения используются организованные в топологическую модель сети экземпляры следующих основных классов: • • • • • • Объект протокола ARTCP Объект протокола CBR Конечная система (host) Симплексный канал (link) Маршрутизатор (router) Интерфейс (interface) состоящий из Alpha-станций под управление OS Digital UNIX Рис. 22. Иерархия объектов модели сети в ПМ. Буквами A, G, P обозначены основные компоненты интерфейсов объектов. Штриховые линии указывают отношение наследования. Сплошные линии - направления вызовов методов для передачи сегментов.

Все классы, описывающие топологические элементы сети: конечная система (host), канал (link), маршрутизатор (router), интерфейс (interface), являются наследниками базового класса element. Интерфейс каждого из этих классов определяется тремя важнейшими компонентами: прием сегмента - accept_packet(), запрос сервиса - get_service(), обработка прерывания - proc_int(). Эти методы являются переопределением виртуальных функций базового класса. Кроме того, каждый производный класс расширен дополнительными специфическими для него методами. Посредством этих элементов интерфейса моделируется передача данных в системе (рис. 22). Каждый из наследников класса element ссылается на элемент, с которым он связан топологически, по указателю на базовый класс. Экземпляр каждого из приведенных классов использует вызов accept_packet() топологически привязанного к нему объекта для передачи ему сегмента. В зависимости от наличия ресурсов метод вызываемого объекта может принять или не принять сегмент на обслуживание. Метод proc_int() каждого экземпляра вызывается из основной программы для обработки очереди и принятия решения об обслуживании очередного сегмента.

Рис. 23. Пример простейшей топологической схемы 1, состоящей из двух узлов и двух маршртутизаторов.

Объединение элементов сети в топологическую схему осуществляется с помощью вызова специального метода attach_next() для каждого экземпляра всех классов. Например, для организации модели сети по простейшей схеме (рис. 23) требуется набор из 14 объектов (рис. 24).

Рис. 24. Набор взаимодействующих объектов для топологической схемы 1. Закрашенная область обозначает топологические элементы сети (каналы и маршрутизаторы) 3.2.1. Класс link: аспекты реализации Класс, моделирующий канал, получает значения пропускной способности и задержки передачи при инициализации. Структура данных класса реализуется односвязной динамической очередью, в которую помещаются сегменты, принятые на обслуживание. После начала обслуживания сегмента канал блокирует последующие запросы в течение времени t=S/R, где S – размер сегмента, а R – скорость канала, т.е. времени приема сегмента размера S в канал. В очереди канала сегмент задерживается в течение установленного времени задержки передачи. По истечении этого времени, объект канала вызывает метод accept_packet() следующего объекта в топологической схеме сети. Если следующий объект отказывает в обслуживании сегмента, то этот сегмент отбрасывается. Для моделирования дуплексной связи применяются 2 экземпляра канала. Параметры каналов могут быть различными для моделирования асимметричных систем. Метод proc_int() всех экземпляров класса link вызывается из главного цикла. Обработка прерывания переводит внутренний счетчик времени и вызывает передачу готового сегмента из канала следующему объекту топологии. Для моделирования ошибок среды передачи экземпляр класса link может быть инициализирован перегружаемым инициализатором, который помимо параметров скорости и задержки канала получает также параметр соответствующий резидентному15 значению ошибки передачи BER. С вероятностью 1 (1 BER) S сегмент отбрасывается вместо передачи следующему элементу топологии. Таким образом, можно моделировать спутниковые, радио, сотовые каналы. 3.2.2. Класс router: аспекты реализации Структура класса router является сложной. В его состав входят несколько экземпляров класса interface. При инициализации класса router ему передаются два параметра: количество интерфейсов и объем буферного пространства (максимальная длина очереди), одинаковый для всех интерфейсов. Объект маршрутизатора создает заданное количество экземпляров класса interface. Указатели на каждый интерфейс располагаются в специальном массиве, проиндексированном по порядку создания интерфейсов. После этого на конкретный интерфейс можно ссылаться как router.interface(Х), где Х – номер нужного интерфейса. Каждый интерфейс при инициализации получает указатель на создавший его объект класса router, по которому он может ссылаться на методы класса router для передачи сегментов в матрицу коммутации (обозначена в схемах как "поле коммутации"). При приеме сегмента интерфейс незамедлительно передает его объекту маршрутизатора. Блокировки при этом произойти не может, т.е. моделируется не резидентной вероятностью ошибки называется ее вероятность после применения алгоритмов коррекции ошибок. блокирующая коммутационная матрица. Объект маршрутизатора вносит запись, состоящую из двух полей: {номер интерфейса, адрес отправителя} в таблицу маршрутизации. После этого сопоставление адреса назначения сегмента со вторым полем таблицы маршрутизации дает номер выходного интерфейса для данного сегмента. При отсутствии совпадения с записями таблицы маршрутизации, сегмент передается для рассылки всем интерфейсам маршрутизатора, кроме того, с которого он был получен. Полученный от коммутирующей матрицы, сегмент помещается в выходную очередь интерфейса, если свободное пространство в ней Qmax Q S, в противном случае сегмент отбрасывается. Очередь моделируется списком двойной связности, динамически выстраиваемом в памяти [63]. Очередь обслуживается со скоростью канала, к которому подключен интерфейс. Метод обработки прерывания каждого из интерфейсов вызывается методом обработки прерывания объекта маршрутизатора. Также объекты маршрутизатора и интерфейса снабжены методами для выдачи отчета по текущим параметрам трафика: средняя скорость, счетчики пропущенных/отброшенных сегментов, таблица маршрутизации, средняя длина очереди. Таким образом, объект маршрутизатора моделирует современное межсетевое устройство с не блокирующей коммутационной матрицей и буферизацией на выходе [67]. Возможно также расширение класса маршрутизатора алгоритмами RED и WFQ или CBQ [65, 66]. Поведение предложенной модели маршрутизатора относительно построения таблицы маршрутизации несущественно и совпадает со схемой функционирования коммутатора ЛВС. Таблицы маршрутизации заполняются на основании наблюдения за трафиком, а не в результате работы алгоритмов маршрутизации, поэтому не требуется никакой конфигурации маршрутизатора, в процессе работы он обучается топологии сети. 3.2.3. Класс host: аспекты реализации Класс host имеет в своем составе экземпляр класса ARTCP, моделирующего сам протокол и экземпляр класса CBR, моделирующий протокол передачи данных без подтверждений и управления потоком с постоянной битовой скорости. В каждый момент времени только один из протоколов может быть в активном состоянии. При отправке сегмента метод get_service() экземпляра класса host вызывается одним из протоколов. В случае приема сегмента на обслуживание объектом канала передачи, положительное подтверждение возвращается вызвавшему метод объекту протокола и указатель на область памяти, хранящую сегмент передается объекту канального уровня. В случае отсутствия возможности передать сегмент на канальном уровне, метод get_service() объекта host возвращает отрицательное подтверждение. При инициализации экземпляра класса host он получает сетевой адрес. Отдельно устанавливается сетевой адрес назначения. В случае приема сегмента от объекта канала, метод accept_packet() передает указатель протоколу определяемому по значению поля port заголовка сегмента. Сегменты, чей адрес назначения не совпадает с адресом данного экземпляра узла, отбрасываются. Метод proc_int() класса host используется для передачи запроса на обработку прерывания объекту активного протокола. 3.2.4. Объект протокола CBR Протокол постоянной скорости передачи напрямую соответствует реальному режиму передачи данных с постоянной битовой скоростью, например CBR в ATM [68] или (Circuit emulation services) CES [69] в IP сетях. Корректное взаимодействие с таким режимом передачи данных является актуальной задачей любого адаптивного транспортного протокола в современных сетях с интеграцией сервисов [30]. Именно поэтому протокол CBR включен в модель среды исполнения ARTCP. Протокол CBR генерирует сегменты и отправляет их в сеть с предустановленной скоростью RCBR, т.е. временные промежутки между моментами начала последовательных трансляций составляют CBR = S / RCBR.

Подтверждения и, следовательно, ретрансляция сегментов и контроль скорости не реализуется протоколом CBR. 3.2.5. Объект протокола ARTCP Модель ARTCP реализует управление скоростью отправки сегментов посредством механизма скользящего окна и собственно алгоритма ARTCP, коррекцию ошибок передачи не связанную с управлением передачи, быструю ретрансляцию сегментов и стандартную ретрансляцию по срабатыванию ТПП. Основные методы класса ARTCP таковы: Establish() – применяется для начальной синхронизации соединения, getarea() – вычисляет значение области компенсации, accept_packet(), proc_int(), status() – запрашивает результат отправки сегмента узлом. Из них три последние являются открытыми и составляют интерфейс класса. В состав класса ARTCP входят два экземпляра класса Queue, которые реализуют приемный и передающий буфер и методы для манипуляции с ними. 3.2.5.1. Класс Queue Данный класс реализует схему стандартного управления потоком по методу скользящего окна. Класс содержит динамический список двойной связности, в который записываются указатели на сегменты, поставленные в очередь вместе с экземпляром класса таймера, реализующего ТПП. Методы класса Queue позволяют осуществлять вставку сегмента с сортировкой, сканирование списка, нахождение очередного сегмента готового к передаче. Ретрансляция реализована посредством изменения очередности готовых к отправке сегментов. Взаимодействие очередей с объектом протокола и схема обработки сегментов приведены на рис. 25.

Рис. 25. Концептуальная схема взаимодействия очередей приема и передачи с алгоритмом управления потоком в объекте протокола ARTCP. Прямые линии указывают направление потоков данных, кривые - управляющей информации.

3.2.5.2. Обработка приема Сегмент, принятый узлом, передается объекту ARTCP. Метод accept_packet() принимает сегмент и обрабатывает его как подтверждение, если сегмент содержит поле подтверждения. Параметры ARTCP вычисляются, если установлено поле “TI” сегмента. Если номер подтверждаемого сегмента образует непрерывную последовательность с порядковыми номерами сегментов находящимися в очереди передачи, то вся последовательность, кроме подтверждаемого сегмента удаляется из очереди. Например, сегменты в очереди передачи: {k, k+1, k+2, k+3, k+4, …} и узел получает подтверждение {k+3}, из очереди удаляются сегменты k, k+1, k+2. Если сегмент содержит данные, то он помещается в приемную очередь, после чего приемная очередь сканируется, из нее убираются (передаются пользователю) сегменты, полученные в непрерывной последовательности порядковых номеров. Затем генерируется подтверждение следующего ожидаемого получателем сегмента, в поля которого заносятся следующие значения: ack – кумулятивное подтверждение, ack-trig – номер последнего полученного сегмента, adv_wnd – свободное пространство в очереди приема. Например, в очереди приема находятся сегменты {i+1, i+2, i+3}, после получения i-го сегмента и его записи в очередь, из нее удаляются сегменты i, i+1, i+2, i+3 и значение кумулятивного подтверждения становится равным i+4. Прототип контрольного сегмента с подтверждением ставится на очередь к передаче. 3.2.5.3. Обработка прерывания Метод proc_int() активного протокола вызывается из метода proc_int() содержащего его экземпляра класса узла. Данный метод обновляет значение внутреннего счетчика времени экземпляра объекта протокола, вычисляет текущую скорость передачи потока по формулам (19), (19а) в состоянии SS;

(24) и (25) в состоянии REC;

(27) в состоянии FT. Вычислив значение межсегментного интервала, метод proc_int() класса протокола ARTCP определяет, прошло ли это время с момента отправки предыдущего сегмента. Если да, то запрашивается экземпляр очереди передачи на предмет наличия в ней готового к отправке сегмента. Сегмент для отправки берется из очереди или создается новый (в случае отсутствия готового сегмента в очереди), после чего в поля ack, ack_trig, adv_wnd заносятся значения из прототипа контрольного сегмента и сегмент передается объекту узла для передачи. Если передача успешна, то узел, вызывая метод status(), уведомляет об этом объект протокола, который отмечает соответствующий сегмент как отправленный и запускает ТПП для него. 3.2.5.4. Ускоренная ретрансляция Поддержка ускоренной ретрансляции сегментов также включена в ПМ. Для этого объект протокола ARTCP отслеживает поступление дублирующих подтверждений. Если последовательно приходят два подтверждения одного и того же i-го сегмента, то ARTCP осуществляет ретрансляцию данного сегмента вне зависимости от значения его ТПП. После осуществления ретрансляции алгоритм переходит в состояние, в котором ускоренная ретрансляция не разрешена и остается в этом состоянии пока не придет хотя бы одно подтверждение следующего: (i+1)-го сегмента. 3.2.5.5. Начальная синхронизация Начальное значение RTT необходимо для вычисления начальной (минимальной) скорости работы соединения, равной S байт за время RTT. Для осуществления этого измерения при открытии нового соединения объект протокола ARTCP реализует обмен сегментом специального типа с противоположной стороной. При активации объект ARTCP попадает в "не синхронизированное" состояние. Сегмент, обозначенный как SYN (по наличию соответствующего флага), отправляется от инициирующей стороны обмена к получателю. Сегмент SYN несет порядковый номер, не влияющий на порядковые номера при обмене данными. Получатель сегмента SYN реагирует отправкой сегмента с установленными флагами SYN, ACK, где поле ack несет значение порядкового номера SYN сегмента. Получение SYN, ACK сегмента дает возможность отправителю измерить время RTT и переводит соединение в состояние "синхронизации", после чего начинается обмен данными. Наличие идентифицирующего SYN сегмент порядкового номера дает возможность различить их возможные копии и правильно измерить время RTT. Синхронизация соединения может быть инициирована одновременно обеими сторонами. Для протокола TCP, например начальная синхронизация имеет место при открытии соединения и имеет целью установить идентичные начальные значения переменных в контрольных блока обеих сторон соединения. 3.3. Главный цикл Главный цикл программы вызывает метод обработки прерывания proc_int() всех элементов топологии модели (host, link, router). В результате эмулируется ход внутренних часов каждого из объектов, и моделируются процессы передачи данных. Также из главного цикла с конфигурируемой периодичностью вызываются процедуры генерирующие отчеты. 3.4. Дуплексный режим Протокол ARTCP, как и TCP способен осуществлять симметричный обмен информацией по одному соединению. В таком режиме контрольная информация получателя транслируется не отдельными сегментами, а записывается в соответствующие поля сегментов с данными, следующими в противоположном направлении. Программная модель предусматривает наличие буфера под прототип заголовка контрольного сегмента. Этот заголовок, содержащий номер подтверждения, размер окна и другую управляющую информацию, формируется после получения очередного сегмента с данными. Однако вместо немедленной отправки пустого сегмента с подтверждением, созданным из прототипа, модель проверяет наличие сегмента с данными ожидающего передачи и если сегмент такой сегмент имеется, то подтверждение передается вместе с ним16. Иначе из прототипа контрольного в англоязычной литературе такой способ передачи называется piggy back сегмента создается отдельный сегмент не несущий данных, а лишь передающий подтверждение. 3.5. Трассировка модели Каждый из объектов топологии, таких как узел, канал и интерфейс маршрутизатора, при каждой операции с сегментом выводит запись в файл отчета. Формат этой записи таков:

"{+|-|d|s|r}" time elem src"->"dst "{-|D}{-|A}{-|S}" size seq"/"ack " … " psn psk ack_trig adv_wnd link seq/syn_ack id где: Действие: + прием в очередь, - из очереди, d отбрасывание, s отправка протоколом, r прием протоколом time время в секундах elem идентификатор объекта совершившего действие src адрес отправителя сегмента dst адрес получателя сегмента флаги: D данные, A подтверждение, S синхронизация size размер сегмента в байтах seq порядковый номер ack номер кумулятивного подтверждения psn поле "PS" psk поле "TI" ack_trig номер сегмента вызвавшего отправку подтверждения adv_wnd размер окна получателя в байтах link счетчик ссылок на область памяти syn_ack номер подтверждаемого SYN сегмента id уникальный идентификатор каждого сегмента например, следующий фрагмент отчета представляет передачу одного сегмента с данными и его подтверждения:

s + + + + r + s + + + + r 0.6251 0.6357 0.6358 0.8608 0.8609 0.8717 0.8717 0.8718 0.8817 0.8818 0.9868 0.9869 0.9970 0 6 22 11 24 1 25 1 11 23 6 17 0 0->1 0->1 0->1 0->1 0->1 0->1 1->0 1->0 1->0 1->0 1->0 1->0 1->0 D-D-D-D-D-D--A-A-A-A-A-A-A1000 1000 1000 1000 1000 1000 40 40 40 40 40 40 40 0/-1 0/-1 0/-1 0/-1 0/-1 0/-1 0/1 0/1 0/1 0/1 0/1 0/1 0/1....................................... 1 -1 -1 1 -1 -1 1 -1 -1 1 -1 -1 1 -1 -1 1 -1 -1 -1 -1 0 -1 -1 0 -1 -1 0 -1 -1 0 -1 -1 0 -1 -1 0 -1 -1 0 65536 65536 65536 65536 65536 65536 65536 65536 65536 65536 65536 65536 65536 2 2 3 2 3 1 1 1 1 2 1 2 0 0/-1 0/-1 0/-1 0/-1 0/-1 0/-1 0/1 0/1 0/1 0/1 0/1 0/1 0/1 2 2 2 2 2 2 4 4 4 4 4 4 С помощью информации отчета можно проследить путь каждого сегмента, т.е. до какого узла он дошел, был ли он подтвержден, потерян и ретранслирован. Исследование моделируемой системы производится при помощи визуализации информации отчета.

Помимо событий, происходящих с сегментом, в отчет записываются также значения переменных протокола ARTCP и характеристики, снимаемые с сетевых устройств (с определенных интерфейсов). В отличие от событий с сегментами, переменные ARTCP и данные с интерфейсов маршрутизаторов снимаются с заданной периодичностью. По каждому из событий отчет может выводиться как в краткой форме (приведенной выше для операций с сегментами) так и в развернутом виде в целях отладки. Для первичной обработки результатов моделирования применяется специально разработанный набор сценариев на языке командного интерпретатора UNIX C-shell [70] а также ряд небольших программ осуществляющих статистическую обработку результатов модельного эксперимента. Результаты работы модели фильтруются и записываются в несколько файлов в виде строк с полями, разделенными символом табуляции для последующей визуализации и статистической обработки. 3.6. Визуализация данных Для визуализации полученных при моделировании данных применялась программа gnuplot17 версии 3.7 для OS UNIX. Как правило, визуализация работы протокола TCP производится с помощью графиков зависимости размера окна CWND от времени, зависимости последовательности передачи сегментов от времени, позволяющей визуально определить различные фазы работы протокола. В подавляющем большинстве работ в области транспортных протоколов применяется именно такая схема [87].

программа gnuplot является широко используемым средством визуализации научных данных. Программа доступна по адресу http://www.cs.dartmoth.edu/gnuplot_info.html Рис. 26. График зависимости скорости отправки потока от времени. Sending rate устанавливаемая скорость отправки, measured received rate - измеряемая скорость приема потока.

В некоторых работах приводятся более сложные системы визуализации, например в [14, 15, 19]. В настоящей работе результаты моделирования наиболее наглядно представляются следующими способами: зависимость скорости потока, порядкового номера передаваемого сегмента, времени RTT, средней длины очереди от времени (рис. 26, 27, 28, 29).

Рис. 27. Зависимость порядковых номеров отправляемых сегментов от времени. Sent segments - отправленные сегменты, received - полученные.

Рис. 28. Зависимость RTT от времени. Smoothed - сглаженное усреднением по окну, measured - мгновенное значение измерения RTT.

Рис. 29. Зависимость порядковых номеров передаваемых и принимаемых данных и подтверждений от времени.

На рис. 26. изображается поведение алгоритма ARTCP в виде изменения скорости в зависимости от времени. Явно просматриваются режимы SS, MD1, REC и FT. В режиме FT, переход в которое произошел примерно на 5-й секунде, имеют место спонтанные осцилляции значения скорости передачи. Сплошная линия - задаваемое значение измеряемое значение Re Rs, точки. Из рис. 26 с рис. 21. Хорошо заметно совпадение ожидаемого и реального поведения системы. Рис. 27. изображает эволюцию соединения, sent segments соответствуют моментам отправки сегментов, received segments - моментам приема сегментов соответствующих порядковых номеров. Оценка скорости по графику дает: между моментами t=20 и t=40 секунд было отправлено 150 1000-байтовых сегментов, т.е. средняя скорость потока составляет 7.5 сегмента/с. Это дает 93.75% использования ресурсов канала, поскольку моделируемая ПС канала равна 64 Кб/с. Промежутки времени, когда задаваемая скорость потока превышает реальную ПС сети, выражаются в пиках значения RTT (рис. 28). На рис. 29. динамика соединения приведена в масштабе 0-6 с., что более наглядно отражает процессы происходящие при работе ARTCP. Отмечены моменты отправки сегментов (sent), приема (received), отправки подтверждения (ack sent) и приема подтверждения (ack received). Следует отметить, что подтверждение всегда содержит номер следующего ожидаемого получателем сегмента.

Глава 4. Результаты моделирования 4.1. Общая схема модельного эксперимента Проведенный в рамках диссертации модельный эксперимент ставил задачей определение эффективности работы сети с алгоритмом ARTCP, а также сравнение характеристик ARTCP и TCP. Модельные эксперименты проводились в нескольких сценариях. Все сценарии укладываются в схему соединения двух ЛВС через канал с ограниченной ПС. Между ЛВС существуют один или более ARTCP потоков, а также может присутствовать CBR поток. Численными результатами экспериментов являются следующие показатели: коэффициент использования ресурсов:

U= число _ принятых _ битов (скорость _ канала) время коэффициент равноправия разделения пропускной способности:

F= ( bi ) i =1 n, n ( b ) i =1 2 i n bi доля ПС приходящаяся на i-e соединение. Это стандартная характеристика протокола, согласно [73]. среднее значение длины очереди Q, среднее число отправленных и ретранслированных сегментов. Для получения средних значений показателей протокола в каждом из сценариев проводится большое число измерений (запусков программной модели). При визуализации эволюции соединений из всех экспериментов выбирался типичный для данного сценария. 4.1.1. Параметры моделируемой сети и диапазоны их изменения На работу протокола транспортного уровня в сложной сети оказывает влияние огромное число факторов: это и все промежуточные системы нижних уровней со своими алгоритмами и протоколами, это и пользователь транспортного уровня. Многоуровневая архитектура позволяет нам абстрагироваться от всех свойств нижних уровней, моделируя лишь тот сервис, который предоставляет протокол IP, а именно доставку сегментов пользователя по адресу без каких либо гарантий порядка доставки, значения транзитной задержки и вероятности отсутствия потерь. Таким образом, общность модели достигается за счет того, что протокол IP, моделируемый в виде стандартного сервиса сетевого уровня, скрывает от транспортного протокола все более низкоуровневые объекты и протоколы.

Помимо нижних уровней, на работу протокола влияет поведение его пользователя, каковым является приложение, исполняемое на данном узле. Мы рассматриваем ситуацию, когда нагрузка на транспортный уровень максимальна, т.е. источник всегда имеет данные для передачи, а получатель обрабатывает данные по мере поступления. Такая ситуация наиболее распространена в реальности. Практически во всех случаях информационных потоков, кроме удаленного доступа в диалоговом режиме, соединение транспортного протокола открывается для передачи некоторого объема информации. Передача этого объема данных ведется с максимальной скоростью, после завершения обмена соединение прерывается. В процессе передачи транспортный протокол формирует сегменты максимального размера. Для разных маршрутов могут задаваться различные ограничения размера сегментов. Типичные значения, обусловленные наиболее распространенными технологиями передачи, составляют 576, 1000 и 1500 байт. В частности трафик, обусловленный обращениями пользователей Ярославской региональной сети к серверам WWW и FTP, расположенным за пределами Ярославской области, полностью состоит из сегментов размером 1000 байт (кроме последнего сегмента в соединении). Этот трафик составляет более 95% суммарного трафика региональной сети. Именно для такого трафика и предназначен ARTCP. Основными характеристиками протокола, которые определяются посредством статистической обработки данных модельного эксперимента, являются: коэффициенты использования ПС: U, равноправия разделения ПС: F и средняя длина очереди Q. Нужно понять, зависят ли эти характеристики и если зависят, то как, от следующих параметров сети: ПС, RTT, BER, число потоков. Диапазоны изменения этих параметров сети в модельном эксперименте выбираются таким образом, чтобы максимально адекватно соответствовать ситуации в реальных сетях. Так, например большинство каналов Ярославской региональной сети имеют ПС от 64 Кб/с до 2 Мб/с. Каналы коммутируемых соединений в этой же сети имеют ПС от 28800 б/с до 56000 б/с. Пропускная способность каналов ЛВС в подавляющем большинстве случаев равна 10 Мб/с. Используемые в модельном эксперименте значения RTT характерны для соединений межрегионального типа, например: Ярославль-Москва. Значения BER соответствуют реальным вероятностям битовых ошибок, характерных для спутниковых каналов. 4.1.2. План модельного эксперимента Поскольку протокол ARTCP является совершенно новым, то сначала рассмотрим в деталях поведение изолированного ARTCP потока для проверки работы его алгоритма.

Далее из множества параметров сети выделим те, которые оказывают наибольшее влияние на поведение протокола, чтобы сократить число параметров в последующих исследованиях. После этого проводим сравнение протоколов ARTCP и TCP в различных условиях. Показав превосходство ARTCP над TCP, более детально рассмотрим взаимодействие нескольких потоков ARTCP между собой и влияние на них потока CBR. По большой серии измерений исследуем трафик ARTCP на наличие свойства самоподобия. Таким образом, план проведения экспериментов следующий: Сценарий 1. Сравнение функционирования реализации протокола ARTCP в модели с ожидаемым поведением его алгоритма и наглядная иллюстрация работы соединения протокола ARTCP. Сценарий 2. Изучение поведения основных характеристик протокола в зависимости от параметров моделируемой сети. Выделение набора параметров, оказывающих наибольшее влияние на поведение протокола. Дальнейшие эксперименты будут проводиться при фиксированных значениях параметров, не влияющих на функционирование протокола. Сценарий 3. Сравнение протоколов ARTCP и TCP при различных значениях битовых ошибок передачи на канале. Сценарий 4. Сравнение протоколов ARTCP и TCP по коэффициенту использования ПС при различных значениях числа потоков. Сценарий 5. Сравнение ARTCP и TCP по коэффициенту равноправия разделения ПС при различных значениях числа потоков. Сценарий 6. Произведем сравнение ARTCP и TCP по средней длине очереди при различных значениях числа потоков. Сценарий 7. Рассмотрим детально взаимодействие одного потока ARTCP и CBR. Сценарий 8. Рассмотрим детально взаимодействие двух ARTCP потоков и CBR потока. Сценарий 9. Исследуем трафик протокола ARTCP на предмет наличия у него свойства самоподобия. 4.2. Сценарий 1: изолированный ARTCP 4.2.1. Задача Задачей моделирования по сценарию 1 является детальная иллюстрация работы алгоритма протокола ARTCP в процессе адаптации к ПС канала. Проведем эксперименты при двух различных значениях ПС каналов: 32 Кб/с и 128 Кб/с.

4.2.2. Топология Для исследования поведения протокола ARTCP в условиях свободных о влияния других транспортных потоков используется топология, изображенная на рис. 30. Стрелкой указано направление передачи данных. Узел, отмеченный знаком S, является отправителем, узел R - получателем. Набор каналов 0, 1 моделирует дуплексную коммутируемую ЛВС18 или выделенный канал у отправителя, 2, 3 соответственно у получателя. Набор каналов 4, 5 моделирует канал типа точка-точка между двумя узлами территориальной сети.

Рис. 30. Топологическая схема 1 с одним потоком и парой конечных систем.

4.2.3. Эксперимент 1: 32 Кб/с Параметры: Параметр ПС каналов 0, 1, 2, 3 Задержка каналов 0, 1, 2, 3 ПС каналов 4, 5 Задержка каналов 4, 5 Время моделирования Макс. размер очереди маршрутизатора BER Результаты: Характеристика Коэффициент использования ПС в состоянии FT Средняя скорость потока Число потерянных сегментов Число переданных сегментов RTT (усреднение за время эксперимента) Минимальное RTT Q (усреднение за время эксперимента) Значение 10 Мб/с19 0.01 с 32 Кб/с 0.1 с 300 с 16 Кбайт 0 Значение 97.81% 31302.64 б/с 0 1173 0.614 ± 0.146 с. 0.519 с. 459.833 ± 716.51 байт обмен может независимо происходить в двух направлениях, канал использует только один узел. Это функциональный аналог сети IEEE802.3 [71]. Приставка М означает: 106, К: 103 Иллюстрация функционирования протокола ARTCP в данных условиях приведена на рис. 31, 32, 33, 34.

Рис. 31. Зависимость скорости потока от времени при скорости канала 32 Кб/с.

Рис. 32. Зависимость среднего и мгновенного значения RTT от времени при скорости канала 32 Кб/с. Sending rate - устанавливаемая скорость отправки, measured received rate - измеряемая скорость приема потока.

Рис. 33. Зависимость порядка передачи/приема сегментов от времени при скорости канала 32Кб/с. sent - отправленные, received - принятые, dropped - потерянные сегменты.

Рис. 34. Зависимость мгновенного значения длины очереди от времени.

4.2.4. Эксперимент 2: 128 Кб/с Параметры: Параметр ПС каналов 0, 1, 2, 3 Задержка каналов 0, 1, 2, 3 ПС каналов 4, 5 Задержка каналов 4, 5 Время моделирования Макс. размер очереди маршрутизатора Результаты: Характеристика Коэффициент использования ПС в состоянии FT Средняя скорость потока Число потерянных сегментов Число переданных сегментов Значение 10 Мб/с 0.01 с 128 Кб/с 0.1 с 300 с 16 Кбайт Значение 95.38% 122285.64 б/с 0 4558 0.335 ± 0.048 с. RTT Минимальное RTT 0.307 с. Q 452.667 ± 872.59 байт Функционирование протокола ARTCP в данных условиях проиллюстрировано на рис.

35, 36, 37, 38.

Рис. 35. Зависимость скорости потока от времени при скорости канала 128Кб/с.

Рис. 36. Зависимость среднего и мгновенного значения RTT от времени при скорости канала 128Кб/с.

Рис. 37. Зависимость порядка передачи/приема сегментов от времени при скорости канала 128 Кб/с.

Рис. 38. Зависимость мгновенного значения длины очереди от времени.

4.2.5. Выводы Эксперименты в сценарии 1 показали, как изолированный протокол ARTCP адаптируется к доступной ПС канала. При этом протокол ARTCP совершает переходы в необходимые режимы в полном соответствии с описанным ранее алгоритмом управления потоком. В двух проведенных экспериментах потерь пакетов не происходит. Для дальнейшего изучения протокола необходимо определить характер зависимости его показателей от основных параметров моделируемой сети. 4.3. Сценарий 2: определение важнейших параметров сети 4.3.1. Задача Перед тем, как переходить к дальнейшим экспериментам, определим характер зависимости основных характеристик протокола от параметров сети. Основными характеристиками протокола, которые определяются посредством статистической обработки данных модельного эксперимента, являются коэффициенты U, F и средняя длина очереди Q. Нужно понять, зависят ли эти характеристики и если зависят, то как, от следующих параметров сети: ПС, число потоков, RTT, BER. Пропускная способность сети является важнейшей ее характеристикой. Поскольку протокол ARTCP должен адаптироваться к доступной ПС сети, то именно значение ПС канала может оказывать наибольшее влияние на функционирование протокола. Коэффициент равноправия разделения ПС не должен зависеть от ПС канала, поскольку вероятность увеличения скорости потока ARTCP, в соответствии с его алгоритмом, определяется лишь его скоростью потока и разностью между минимальным и измеряемым RTT. Именно поэтому коэффициент F не должен зависеть от RTT. Таким образом, необходимо провести эксперименты для получения зависимостей характеристик ARTCP от ПС канала для разного числа соединений. По результатам экспериментов вычислим средние значения U, F, Q. Далее проверим, существует ли для этих коэффициентов зависимость от RTT. Влияние вероятности BER на характеристики ARTCP будем изучать при сравнении ARTCP с TCP. 4.3.2. Топология Для проведения измерений при разных значениях числа потоков были произведены эксперименты на 10-ти вариантах сетевой топологии, содержащих от 2 до 20 узлов, между которыми соответственно существовало 1-10 одновременных потоков. Общая схема эксперимента приведена на рис. 39. Значение ПС каналов между маршрутизаторами R1 и R2 изменяется в пределах 64 Кб/с и 2048 Кб/с.

Рис. 39. Топологическая схема 10, с 20-ю парами источник-получатель.

4.3.3. Эксперимент 1: влияние ПС и числа потоков Параметры: Значение 10 Мб/с 0.01 с От 64 Кб/с до 2.048 Мб/с, шаг 32 Кб/с Задержка каналов WAN 0.1 с Длительность эксперимента 500 с Макс. размер очереди 32 Кбайт маршрутизатора Число потоков ARTCP От 1 до 9 Число экспериментов 50 по каждому значению ПС Проведем по 50 экспериментов с одним потоком ARTCP для каждого значения ПС сети из диапазона 64-2048 Кб/с при шаге 32 Кб/с. Длительность каждого эксперимента в полученной серии из 3050 равна 300 с. По данным каждого эксперимента определяем значения U, F, Q. Проведем такие же серии измерений для сети с 2, 3, …, 9 ARTCP потоками. На рис. 40, 41 приведены графики зависимости коэффициента U от ПС канала для 1, 2, … 9 потоков.

1 1 2 3 4 5 6 7 8 Параметр ПС каналов LAN Задержка каналов LAN ПС каналов WAN 0. 0. 0. link utilisation 0. 0. 0. 0. 0. 0.82 0 500000 1e+06 bits/second 1.5e+06 2e+ Рис. 40. Зависимость коэффициента использования ПС от ПС канала для 1-9 потоков ARTCP.

1 1 5 0.98 0.96 0.94 0.92 0.9 0.88 0.86 0.84 0.82 0.8 0 500000 1e+06 bits/second 1.5e+06 2e+ Рис. 41. Зависимость коэффициента использования ПС от ПС канала для 1 и 5 потоков. Отрезками обозначено 2.

По графику можно сделать вывод, что в случае одного потока ARTCP существует зависимость между U и ПС канала. Коэффициент использования ПС канала для одного ARTCP потока снижается с ростом ПС. Однако даже при ПС канала равной 2 Мб/с эффективность использования ПС для ARTCP не меньше 0.825. Для двух потоков ARTCP снижение коэффициента U с ростом ПС происходит медленнее и прекращается на значении U 0.925. Для большего числа ARTCP потоков коэффициент U не падает с ростом ПС и приближается к единице для всего диапазона ПС с ростом числа потоков. Для числа потоков более 5 среднее значение коэффициента U не опускается ниже 0.95. Падение эффективности использования сети одним ARTCP потоком при росте ПС можно объяснить консервативностью алгоритма управления потоком ARTCP, стремящегося избежать любого накопления данных в буфере маршрутизатора. В режиме FT вероятность снижения скорости при росте RTT выше, чем вероятность увеличения скорости. Кроме того, вероятность увеличения скорости тем ниже, чем выше развитая соединением скорость (см. коэффициент speedup). Если же потоков ARTCP несколько, то снижение скорости одного из них компенсируется временным повышением скорости другого, поэтому с ростом числа потоков общее поведение системы становится более стабильным и ресурсы сети используются более полно.

link utilisation Коэффициент равноправия разделения ресурсов для любого числа ARTCP потоков не зависит от ПС сети и близок к единице (рис. 42). Средняя длина очереди Q зависит лишь от числа потоков и не зависит от ПС сети (рис. 47).

1. 0. fairness index 0. 0. 0. 0. 0.988 0 200000 400000 600000 800000 1e+06 1.2e+06 1.4e+06 1.6e+06 1.8e+06 2e+06 2.2e+06 bits/second Рис. 42. Зависимость коэффициента равноправия разделения ПС от ПС канала. Для числа потоков от 1 до 9.

Итак, коэффициент использования ПС для нескольких одновременных ARTCP потоков близок к единице при всех значениях ПС сети от 64 Кб/с до 2.048 Мб/с. 4.3.4. Эксперимент 2: влияние RTT Параметры: Параметр ПС каналов LAN Задержка каналов LAN ПС каналов WAN Задержка каналов WAN Длительность эксперимента Макс. размер очереди маршрутизатора Число потоков Число экспериментов Значение 10 Мб/с 0.01 с 54, 128, 256, 512 Кб/с От 0.01 до 0.33 с при шаге 0.02 с 300 с 32 Кбайт От 1 до 9 По одному задержки для каждого значения Проверим теперь наличие зависимости характеристик протокола от значения RTT. Предполагаем, что ни один из параметров U, F и Q не зависит от RTT, поскольку алгоритм ARTCP предполагает зависимость лишь от разности текущего и минимального значения RTT, а не от его абсолютного значения. Для проверки этой гипотезы проведем эксперимент длительностью 300 с для каждого из значений задержки передачи каналов WAN от 0.01 до 0.33 с шагом 0.02 для каждого из значений ПС: 64, 128, 256 и 512 Кб/с и каждого из 9 значений числа потоков. 36 средних значений U, полученных из 36 серий по 16 измерений не отличаются от соответствующих данному числу потоков и значению ПС результатов предыдущего эксперимента. Кроме того, в каждой из 36 серий не наблюдается зависимости U от RTT. Аналогичные измерения были проведены и для значений Q и F, которые также не обнаружили зависимости от RTT. 4.3.5. Выводы Таким образом, коэффициент использования ПС сети (U) зависит от ПС сети лишь для одного ARTCP потока, при наличии более 5 ARTCP потоков можно пренебречь зависимостью U от ПС. В этом случае при росте ПС значение U стабилизируется на величине тем более близкой к единице, чем больше число потоков. Кроме того, U не зависит от RTT соединения. Коэффициент равноправия разделения ПС не зависит от RTT или числа потоков. Зависимость его от ПС сети очень слаба в изученных пределах (64-2048 Кб/с) и ей можно пренебречь. Средняя длина очереди Q зависит лишь от числа потоков. С ростом количества одновременных соединений Q медленно растет. Поскольку для числа потоков, превосходящего 5, коэффициенты U и F практически не зависят от ПС канала, то дальнейшее исследование ARTCP будем приводить при одном или нескольких фиксированных значениях ПС. 4.4. Сценарий 3: ARTCP и TCP в условиях ошибок передачи 4.4.1. Задача Превосходство ARTCP над TCP должно наиболее ярко проявляться при работе по каналам, с ненулевой вероятностью битовых ошибок, поскольку в отличие от TCP, алгоритм протокола ARTCP нечувствителен к потерям сегментов. Задачей экспериментов в этом сценарии является сравнение коэффициента использования ПС протоколами ARTCP и TCP при разных значениях BER. Поскольку для более 5 потоков ARTCP область изменения коэффициента U мала, то будем проводить исследования при нескольких фиксированных значениях ПС канала.

4.4.2. Топология Для экспериментов по данному сценарию используется топологическая схема с 10 парами источник-получатель (рис. 39). Протокол TCP моделируется на такой же топологии в ПО NS. Время задержки передачи на канале с наименьшей ПС составляет 0.1 с в каждом направлении. Значения ПС канала фиксированы и составляют 256, 512 и 1024 Кб/с. 4.4.3. Эксперимент Параметры: Параметр ПС каналов LAN Задержка каналов LAN ПС каналов WAN Задержка каналов WAN Длительность эксперимента Макс. размер очереди маршрутизатора Число потоков Число экспериментов BER Значение 10 Мб/с 0.01 с 256, 512, 1024 Кб/с От 0.1 с 500 с 32 Кбайт 10 По 50 для каждого значения BER [ 0, 6 105 ] Определим значения суммарной скорости 10 ARTCP и 10 TCP потоков, разделяющих общий канал (отдельно, для каждого протокола) с ПС 256 Кб/с и значениями BER из промежутка [ 0, 6 105 ]. По каждому значению BER проводим по 50 экспериментов длительностью 500 с. В приведенных ниже результатах используются суммарная достигнутая всеми соединениями скорость потока. На графике зависимости скорости потоков от времени (рис. 43) ясно видно, что, начиная со значения 1 10 5, скорость TCP резко снижается, а скорость ARTCP потока остается близкой к максимальной скорости.

Рис. 43. Зависимость коэффициента использования ПС от вероятности битовых ошибок канала. ПС канала равна 256 Кб/с.

Рис. 44. Зависимость коэффициента использования ПС от вероятности битовых ошибок канала.

Максимальная ПС в данном случае вычисляется как ПС (1 BER) S. Для обобщения результатов построим график зависимости U от BER. Такой график представлен на рис. 44. Проведем аналогичную серию экспериментов для ПС канала, равной 512 и 1024 Кб/с. Как и следовало ожидать, экспериментальные значения зависимости U от ПС для других значений ПС канала практически неотличимы от уже полученной зависимости при ПС=256 Кб/с. Это происходит потому, что, как показано ранее, коэффициент U для большого числа ARTCP потоков почти не зависит от ПС канала. 4.4.4. Выводы Как видно на рис. 44, эффективность использования ПС канала протоколом ARTCP не зависит от вероятности битовых ошибок на канале. На канале с вероятностью битовых ошибок превышающей 1 10 5 протокол ARTCP существенно превосходит TCP по эффективности использования ПС. 4.5. Сценарий 4: ARTCP и TCP - коэффициент использования 4.5.1. Задача Создавая искусственную перегрузку в сети, TCP приводит к потерям сегментов, ретрансляция которых снижает эффективность TCP по сравнению с ARTCP. Вследствие этого, коэффициент использования ПС канала для TCP должен снижаться с увеличением числа потоков. Необходимо провести эксперимент для получения зависимости коэффициента U для протокола TCP в зависимости от ПС для разного числа потоков. 4.5.2. Топология Для моделирования 1-9 потоков ARTCP будем проводить эксперимент на топологических схемах использованных в эксперименте 1 сценария 2. 4.5.3. Эксперимент Параметры: Параметр ПС каналов LAN Задержка каналов LAN ПС каналов WAN Задержка каналов WAN Длительность эксперимента Макс. размер очереди маршрутизатора Число потоков TCP Число экспериментов Значение 10 Мб/с 0.01 с От 64 Кб/с до 2.048 Мб/с, шаг 32 Кб/с 0.1 с 500 с 32 Кбайт От 1 до 9 50 по каждому значению ПС Проведем серию измерений, аналогично, сценарию 2, теперь для протокола TCP. Значения коэффициента U для TCP проявляют выраженную тенденцию к снижению при росте числа потоков (рис. 45).

Рис. 45. Зависимость коэффициента использования ПС от ПС сети для 1, 3, 5, 9 одновременных потоков TCP Для изолированного TCP соединения значение коэффициента U всегда близко к единице. Это является следствием возникновения так называемой синхронизации по подтверждениям, которая в случае наличия одного соединения поддерживает его скорость равной скорости канала без возникновения потерь сегментов. Однако при увеличении числа потоков возникают потери сегментов (уже в случае двух потоков), которые приводят к снижению эффективности протокола. Так для 10 потоков коэффициент U составляет примерно 0.935. Сравнение рис. 45 и рис. 40 показывает явное превосходство ARTCP перед TCP при росте числа потоков. 4.5.4. Выводы Таким образом, даже в случае традиционных проводных сетей эффективность протокола ARTCP выше по сравнению с TCP уже при числе потоков равном 5 и более.

Для небольшого числа активных соединений эффективность использования ПС канала для TCP несколько выше. Это происходит за счет того, что TCP полностью заполняет очередь на выходном интерфейсе маршрутизатора так, что обслуживающее устройство никогда не простаивает. При таких же условиях ARTCP стремясь обеспечить минимальное заполнение очереди не всегда успевает передать очередной пакет. С ростом количества соединений растет и средняя длина очереди в маршрутизаторе для ARTCP, а коэффициент использования ПС канала приближается к единице. В случае протокола TCP рост числа соединений приводит к увеличению вероятности потери сегмента за счет переполнения очереди (при использовании дисциплины управления очередью DropTail20) или увеличения вероятности Ретрансляции отбрасывания отброшенных данных (при использовании приводят к дисциплины RED) [79]. сегментов уменьшению эффективности использования ресурсов сети. В экспериментальной топологии данный эффект минимален, поскольку потерянные пакеты проходят лишь высокоскоростной канал, соединяющий отправителя с первым маршрутизатором. Однако, как продемонстрировано в работе [78], для более сложной сети, в состав которой входят несколько перегруженных каналов эффект ретрансляции пакетов существенно снижает эффективность использования ресурсов. 4.6. Сценарий 5: ARTCP и TCP - коэффициент равноправия 4.6.1. Задача Рассмотрим поведение коэффициента равноправия разделения ПС для протоколов TCP и ARTCP в зависимости от числа соединений. Поведение коэффициента F для ARTCP было исследовано в экспериментах по сценарию 2. Было показано, что коэффициент F в случае ARTCP фактически не зависит от числа потоков и ПС канала. Необходимо определить поведение коэффициента F для протокола TCP. Как было показано в [80], коэффициент равноправия разделения ПС для TCP не зависит от скорости канала. Поставим эксперимент для определения значения F при разном числе потоков TCP и фиксированном значении ПС. 4.6.2. Топология Для проведения эксперимента используется топологическая схема идентичная схеме эксперимента 2, однако, значение ПС канала фиксировано и равно 256 Кб/с.

отбрасывание последнего полученного пакета в том случае, если количество свободного пространства в очереди не позволяет разместить в ней пакет данного размера. 4.6.3. Эксперимент Параметры: Параметр ПС каналов LAN Задержка каналов LAN ПС каналов WAN Задержка каналов WAN Длительность эксперимента Макс. размер очереди маршрутизатора Число потоков TCP Число экспериментов Значение 10 Мб/с 0.01 с 256 Кб/с 0.1 с 100 с 32 Кбайт От 1 до 9 100 по каждому значению числа потоков Для каждого из значений числа потоков от 1 до 9 проводим по 100 модельных экспериментов длительностью 100 с. По каждой из 9 серий определяем среднее значение коэффициента F (рис. 46) для каждого значения числа одновременных потоков.

Рис. 46. зависимость коэффициента равноправия разделения ПС от числа потоков. ARTCP и TCP. Время измерения 100 с.

Главным отличием здесь является то, что для ARTCP коэффициент равноправия разделения ПС растет при росте числа соединений, в то время как для TCP увеличение количества соединений приводит к снижению равноправия разделения ПС.

4.6.4. Выводы Соединения протокола ARTCP более равноправны между собой, чем TCP, причем с ростом числа соединений для протокола TCP значение F снижается, а для ARTCP постоянно и близко к 1. 4.7. Сценарий 6: ARTCP и TCP средняя длина очереди 4.7.1. Задача За счет использования более консервативного механизма определения максимальной доступной ПС, протокол ARTCP во всех случаях должен обеспечивать существенно меньшую, чем TCP среднюю длину очереди в маршрутизаторах. Проверим эти утверждения на экспериментальных данных. Эксперимент будем проводить с фиксированным значением ПС при различном числе потоков. Зависимость средней длины очереди от числа ARTCP потоков была получена в сценарии 2, поэтому здесь необходимо установить эту зависимость для TCP. 4.7.2. Топология Для проведения эксперимента используется топологическая схема идентичная схеме эксперимента 2, однако, значение ПС канала фиксировано и равно 256 Кб/с. 4.7.3. Эксперимент Параметры: Параметр ПС каналов LAN Задержка каналов LAN ПС каналов WAN Задержка каналов WAN Длительность эксперимента Макс. размер очереди маршрутизатора Число потоков TCP Число экспериментов Значение 10 Мб/с 0.01 с 256 Кб/с 0.1 с 500 с 32 Кбайт От 1 до 9 100 по каждому значению числа потоков Для каждого числа потоков от 1 до 9 проводим 100 экспериментов длительностью 500 с. По данным 9 серий определим средние значения длины очереди (рис. 47).

20000 18000 16000 ARTCP TCP queue limit average queue length per experiment 14000 12000 10000 8000 6000 4000 2000 0 0 2 4 6 number of flows 8 Рис. 47. Зависимость средней длины очереди от количества соединений.

Протокол TCP определяет доступную пропускную способность сети, полностью насыщая ее трафиком, и вызывая переполнение очередей в сетевых устройствах. Вследствие этого средняя длина очереди при моделировании TCP потоков всегда является максимальной (начиная с 5-ти активных соединений). Следствием этого являются постоянно происходящие потери пакетов, что проиллюстрировано на рис. 49 в отличие от ARTCP, заполнение очередей для которого минимально и отсутствуют связанные с переполнением буфера потери пакетов (рис. 48).

Рис. 48. Последовательность передачи для 10-ти ARTCP потоков при пропускной способности канала 256 Кб/с.

Рис. 49. Последовательность передачи для 10-ти TCP потоков при пропускной способности канала 256 Кб/с).

4.7.4. Выводы В отличие от протокола TCP, который максимально заполняет очередь маршрутизатора, стремясь определить ПС сети, ARTCP не допускает переполнения очередей, поддерживая минимальной среднюю длину очереди. Благодаря этому при работе ARTCP потери сегментов не происходят, а значение времени RTT близко к минимуму. Сокращение средней длины очереди также является важным преимуществом протокола ARTCP. 4.8. Сценарий 7: 1 ARTCP и 1 CBR 4.8.1. Задача Рассмотрим взаимодействие одного ARTCP потока с одним CBR потоком. Протокол ARTCP должен эффективно использовать оставшуюся от потока CBR пропускную способность сети. Работа соединения происходит в двух фазах: фаза, когда существует только один ARTCP поток на канале и фаза, когда включен CBR. Причем, после включения CBR потока, ARTCP, занимавший ранее всю ПС, должен снизить скорость своего потока. В этом сценарии CBR поток включается позже, чем ARTCP, поскольку нас интересует именно адаптация ARTCP к ПС канала, после ее скачкообразного понижения на величину скорости CBR ( RCBR ). Проверим, существует ли зависимость между коэффициентом U и значением (ПС- RCBR ), при фиксированном значении ПС канала 256 Кб/с. 4.8.2. Топология Для проведения эксперимента в данном сценарии используется топологическая схема с двумя источниками и двумя получателями, приведенная на рис. 50.

Рис. 50. Элементы топологии 2.

4.8.3. Эксперимент Параметры: Параметр Значение ПС каналов LAN 10 Мб/с Задержка каналов LAN 0.01 с ПС каналов WAN 256 Кб/с Задержка каналов WAN 0.1 с Длительность эксперимента 500 с Макс. размер очереди 32 Кбайт маршрутизатора Число потоков ARTCP 1 Число потоков CBR 1 Скорость потока CBR От 48 Кб/с до 208 Кб/с с шагом 16 Кб/с Число экспериментов 100 по каждому значению RCBR Момент запуска потока CBR Выбирается из интервала 90-110 с по случайному закону с равномерным распределением Момент остановки CBR Выбирается из интервала 390-410 с по случайному закону с равномерным распределением Проводим по 100 измерений U для каждого значения CBR от 48 до 208 Кб/с с шагом 16 Кб/с. Полученные средние значения U по 100 измерений для каждого из значений разности ПС- RCBR фактически не зависят от (ПС- RCBR ). Полученное значение U составляет 0.9726 ± 0.003 (рис. 51).

Рис. 51. Значения коэффициента использования ПС протоколом ARTCP при различных значениях скорости протокола CBR. ПС канала составляет 256 Кб/с.

Поведение соединений в типичном эксперименте этого сценария проиллюстрировано на рис. 52, 53, 54, 55.

Рис. 52. Зависимость скорости потока от времени.

Рис. 53. Зависимость последовательности передачи данных от времени.

Рис. 54. Зависимость мгновенной длины очереди от времени.

Рис. 55. Зависимость измеряемого RTT от времени.

4.8.4. Выводы По результатам эксперимента в этом сценарии можно сделать вывод о том, что протокол ARTCP качественно адаптируется к ПС канала не занятой потоком CBR. В данных условиях не происходит потерь ни ARTCP сегментов, ни сегментов CBR. Для фиксированных значений ПС канала скорость ARTCP в присутствии CBR практически не зависит от ПС- RCBR. 4.9. Сценарий 8: 2 ARTCP и 1 CBR 4.9.1. Задача Далее детально изучим взаимодействие двух ARTCP потоков разделяющих общий канал в присутствии CBR потока и без него. В работе системы выделяются периоды, когда в ней присутствует только один ARTCP поток, два ARTCP потока и два ARTCP потока совместно с CBR. После включения второго ARTCP потока, уже существующий должен уменьшить свою скорость до значения равного половине ПС канала. После включения CBR потока, оба ARTCP потока должны уменьшить свою скорость так, чтобы на долю каждого приходилась половина от разности ПС- RCBR. Задачей моделирования по сценарию 4 является проверка качества адаптации ARTCP к доступной доле пропускной способности канала. Необходимо рассмотреть взаимодействие двух ARTCP потоков до и после включения CBR. 4.9.2. Топология Для исследования аспектов взаимодействия потоков протокола ARTCP в условиях наличия потока протокола CBR используется топология, изображенная на рис. 56. Стрелкой указано направление передачи данных. Узлы, отмеченные знаком S являются источниками, узлы R - приемниками потоков.

Рис. 56. Элементы топологии 3.

4.9.3. Эксперимент Параметры: Параметр ПС каналов LAN Задержка каналов LAN ПС каналов WAN Задержка каналов WAN Длительность эксперимента Макс. размер очереди маршрутизатора Скорость потока CBR Число экспериментов Число потоков ARTCP Число потоков CBR Скорость потока CBR Число экспериментов Момент запуска потока CBR Момент остановки CBR Значение 10 Мб/с 0.01 с 256 Кб/с 0.1 с 500 с 32 Кбайт От 48 Кб/с до 208 Кб/с с шагом 16 Кб/с 100 2 1 Выбирается из интервала 50-200 Кб/с по случайному закону с равномерным распределением 100 по каждому значению RCBR Выбирается из интервала 90-110 с по случайному закону с равномерным распределением Выбирается из интервала 390-410 с по случайному закону с равномерным распределением Момент запуска второго ARTCP Выбирается из интервала 190-210 с по потока случайному закону с равномерным распределением Поскольку, как выяснилось в предыдущем сценарии, коэффициент U не зависит от ПС- RCBR, то значения скорости CBR выбираем по случайному закону с равномерным распределением из промежутка 50-200 Кб/с. Выбираем 100 значений и для каждого проводим эксперимент длительностью 500 с. По случайному закону с равномерным распределением выбираем и значения моментов запуска второго ARTCP потока и CBR потока из промежутков 90-110 и 190-210 с соответственно в каждом эксперименте. Полученные результаты таковы: для двух ARTCP потоков в присутствии CBR потока U = 0.981 ± 0.012 ;

для двух ARTCP потоков в отсутствие CBR потока U = 0.971 ± 0.023 ;

число потерянных сегментов во всех случаях равно нулю;

для двух ARTCP потоков в присутствии CBR потока F = 0.97 ± 0.028.

F = 0.989 ± 0.011 ;

для двух ARTCP потоков в отсутствие CBR потока График зависимости скорости соединений от времени приведены на рис. 57 и график зависимости порядкового номера передаваемых сегментов от времени - на рис. 58. Для визуализации выбран типичный эксперимент данного сценария.

Рис. 57. Зависимость скорости ARTCP потоков 1 и 2 от времени.

Рис. 58. Зависимость последовательности передачи данных от времени.

4.9.4. Выводы Таким образом, два ARTCP потока хорошо адаптируются к доступной ПС канала как на фоне CBR потока, так и без него. 4.10. Сценарий 9: свойство самоподобия трафика ARTCP 4.10.1. Задача Основным методом анализа коммуникационных сетей является теория систем массового обслуживания. Однако большинство результатов этой теории получено в предположении о конечности дисперсий как интервалов между поступлениями сегментов, так и длительностей их обслуживания. Экспериментальное изучение трафика в TCP/IP сетях (В. Леланд и др.) показало, что такое предположение о конечности дисперсии неверно. В классических работах В. Виллингера и М. Таггу показано, что трафик в сетях архитектуры TCP/IP обладают свойством самоподобия. На настоящий момент теория массового обслуживания для самоподобных потоков только начинает развиваться, и в ней отсутствуют изученные теоретические модели для систем, моделирующих сетевой трафик. Поэтому модельный эксперимент является основным способом изучения TCP/IP трафика.

Для определения того, обладает ли трафик свойством самоподобия, обычно вычисляется коэффициент Хёрста. Целью данного сценария является выявление свойства самоподобия ARTCP трафика. 4.10.2. Топология Топологическая схема эксперимента представлена на рис. 39. Согласно схеме через территориальную сеть проходит трафик между двумя ЛВС - по 10 узлов в каждой. Данные снимаются с маршрутизатора R1. ПС каналов WAN составляет 512 Кб/с. 4.10.3. Эксперимент Для вычисления коэффициента Хёрста ARTCP трафика, был проведен модельный эксперимент, результатом которого явилась серия из 147036 измерений, суммирующих события прихода сегментов с данными на маршрутизатор R1 от 10-и активных источников за периоды 0.1 с. Время моделирования составило 19174 с, а общее число событий поступления сегментов с данными в маршрутизатор R1: 1208031. График фрагмента (9000-12000 с) исходной серии измерений приведен на рис. 59, а на рис. 60 изображен результат сглаживания фрагмента последовательным применением wavelet symlet8 декомпозиции уровня 10, отбрасывания коэффициентов разложения превышающих 150 и восстановления сигнала. Для wavelet анализ применялась программа Matlab.

Рис. 59. Фрагмент полученной серии измерений.

Рис. 60. Фрагмент серии измерений после сглаживания с применением sym8 wavelet. Искажением на краях можно пренебречь.

Полученная исходная серия подверглась статистической обработке с применением методов R/S статистики (рис. 61) и aggregated variance (рис. 62). По результатам применения обоих методов был вычислен коэффициент Хёрста: по методу R/S он равен 0.63, по методу aggregated variance: 0.65. Для этого мною были разработаны программы на языке С, выполняющие вычисления по методам R/S и AVM достаточно быстро. Линейная аппроксимация по методу наименьших квадратов производилась с помощью программы статистического анализа PSPP21.

программа статистической обработки распространяется под лицензией GNU, информация о ней доступна по адресу http://www.gnu.org/software/pspp/pspp.html Рис. 61. результат применения метода Rescaled adjusted range (R/S).

Рис. 62. Результат применения метода aggregated variance.

4.10.4. Выводы Таким образом, трафик ARTCP, как и другой сетевой трафик по Вилингеру и Таггу [97, 95], обладает свойством самоподобия. Использование метода имитационного моделирования протокола ARTCP является в настоящий момент единственно возможным средством его исследования. Наличие свойства самоподобия у трафика, полученного на имитационной модели, так же как и у трафика реальных сетей, указывает на то, что разработанная модель хорошо воспроизводит процессы, происходящие в реальных сетях.

Основные выводы 1. В настоящей работе дано описание нового транспортного протокола ARTCP, отличающегося от стандартного протокола TCP в нескольких основных аспектах. ARTCP в качестве сигнала о перегрузке в сети использует не потерю сегмента, а темпоральные характеристики потока. Сегменты ARTCP отправляются в сеть не в виде всплеска, а разделенные заданными временными интервалами. Измерение значения межсегментных интервалов у получателя позволяет оценить значение доступной ПС. ARTCP определяет доступную ПС соединения, не доводя сеть до состояния перегрузки, поэтому средняя длина очередей существенно снижается, и устраняются связанные с этим потери сегментов. Благодаря механизму диспетчеризации сегментов их отправка в сеть происходит без всплесков, более равномерно. Поэтому, во-первых, снижается потребность в буферном пространстве маршрутизаторов, а во-вторых, уменьшается разброс времени задержки сегментов в сети. В работе приведено подробное описание алгоритма протокола ARTCP и создана его модельная реализация в виде класса на языке C++. 2. Для исследования свойств протокола ARTCP создана универсальная имитационная программная модель, позволяющая изучать процессы, происходящие в сети с точки зрения транспортного протокола. Эта модель, построенная с помощью объектноориентированных топологические методов схемы на языке С++, дает и возможность задавать любые конструировать условия их большой сложности функционирования. Имитационная модель состоит из набора топологических элементов сети и объектов протоколов. В модели полностью осуществлена реализация протокола ARTCP и сервиса сети с коммутацией пакетов. 3. Результаты модельного эксперимента, проведенного на имитационной модели, показывают существенное превосходство адаптивного алгоритма управления скоростью потока протокола ARTCP по сравнению с TCP. Особенно хорошо ARTCP должен функционировать в беспроводных сетях. Обнаруженное у трафика моделируемой сети, в которой функционирует протокол ARTCP свойство самоподобия, во-первых, свидетельствует о том, что модель хорошо воспроизводит свойства реальных сетей, а вовторых, служит основанием использования именно метода модельного эксперимента для исследования нового протокола.

Список литературы 1. Tanenbaum A.S. Computer Networks. Third edition, Prentice-Hall, New Jersey, 1996. 2. Jacobson V. Congestion Avoidance and Control. // ACM SIGCOMM'88. 1988. 3. Holzmann G. Design and Validation of Computer Protocols. Prentice Hall, New Jersey, 1991. 4. Postel J. Transmission Control Protocol. // RFC793 (STD7). 1981. 5. Braden R. T. Requirements for Internet Hosts – Communication Layers. // RFC1122. 1989. 6. Jacobson V., Braden R., Borman D. TCP Extensions for High Performance. // RFC1323. 1992. 7. Karn P., Partridge C. Estimating Round-trip Times in Reliable Transport Protocols. // ACM SIGCOMM'87. 1987. 8. Nagle J. Congestion Control in IP/TCP Networks. // ARPANET Working Group Requests for Comment (RFC-896), DDN Network Information Center, SRI International, Menlo Park, CA. 1984. 9. Бертсекас Д., Галлагер Р. Сети передачи данных. Пер. с англ. М., Мир. 1989. 10. George F., Young G. SNA Flow Control: Architecture and Implementation. // IBM System Journal, vol. 21, no. 2. - 1982. - pp. 179-210. 11. Digital Equipment Corporation. DECnet Digital Network Architecture [phase IV] General Description. // Order AA-N149A-TC, Digital Equipment Corporation. 1982. 12. Postel J. B., Sunshine C. A., and Cohen D. The ARPA Internet Protocol. // Computer Networks, vol. 5, no. 4. - 1981. - pp. 171-261. 13. Yang C., Reddy A. A Taxonomy for Congestion Control Algorithms in Packet Switching Networks. // IEEE Network Magazine. Vol. 9, Number 5. - 1995. 14. Brakmo L., O'Malley S., Peterson L. TCP Vegas: New Techniques for Congestion Detection and Avoidance. // ACM SIGCOMM. -1994.- pp. 24-35. 15. Brakmo L., Peterson L. TCP Vegas: End to End Congestion Avoidance on a Global Internet. // IEEE Journal on Selected Areas in Communications, 13(8). -1995. 16. Lefelhocz C., Lyles B., Shenker S., Zhang L. Congestion Control for Best-Effort Service: Why We Need a New Paradigm. // IEEE Network, Vol. 10, N. 1. -1996. 17. Braden. B., Clark D., Crowfort J., Deering S., Estrin D. Recommendations in Queue Management and Congestion Avoidance in the Internet. // RFC 2309 -1998. 18. Floyd S., Jacobson V. Random Early Detection gateways for Congestion Avoidance. // IEEE/ACM Transactions on Networking. Vol.1, N.4. -1993.- p. 397-413. 19. Brakmo L., Peterson L. Performance Problems in BSD4.4 TCP. // ACM Computer Communications Review. 25(5). -1995.- p. 69-86. 20. Caceres R., Danzig P., Jamin S., Mitzel D. Characteristics of Wide-Area TCP/IP Conversations. // ACM SIGCOMM’91. -1991. 21. Fall K., Floyd S. Simulation-based Comparisons of Tahoe, Reno, and SACK TCP. // Computer Communications Review. July -1996. 22. Tomey C. Rate-Based Congestion Control Framework for Connectionless Packet-Switched Networks. // Doctor of Philosophy Thesis. University of New South Wales Australian Defence Force Academy. -1997.

23. Benmohamed L., Meerkov S. M. Feedback Control of Congestion in Packet Switched Networks: The Case of a Single Congested Node. // IEEE Transactions on Networking. Vol. 1, No. 6. -1993.- p. 693-707. 24. Charney A. An Algorithm for Rate Allocation in a Packet-Switched Network with Feedback. // M.Sc. thesis. Department of EECS. MIT. -1994. 25. Ramakrishnan K., Jain R. A Binary Feedback Scheme for Congestion Avoidance in Computer Networks. // ACM Transactions on Computer Systems. Vol. 8, No. 2. -1990.- p. 158-181. 26. Keshav S. The Packet Pair Flow Control Protocol. // ICSI Tech. Rept. TR-91-028. Computer Science Division, Department of EECS, University of California, Berkeley and International Computer Science Institute. Berkeley, CA. May 1991. 27. Bennett J., Zhang H. Hierarchical Packet Fair Queueing Algorithms. // ACM SIGCOMM'96. Aug 1996. 28. Demers A., Keshav S., Shenker S. Analysis and Simulation of a Fair Queueing Algorithm. // ACM SIGCOMM’89. -1989.- p. 3-12. 29. Floyd S., Jacobson V. Link Sharing and Resource Management Models for Packet Networks. // IEEE/ACM Transactions on Networking. 3(4). -1995. 30. Алексеев И.В. Интегрированные услуги нового поколения Internet. // Сети. № 10. -1999.с. 102-108. 31. Geria M. Kleinrock L. Congestion Control in Interconnected LANs. // IEEE Network. vol. 2, N. 1. -1988. 32. Floyd S. TCP and Explicit Congestion Notification. // Computer Communications Review. 24(5). -1994.- p. 10-23. 33. Clark D., Lambert M., Zhang L. NETBLT: A High Throughput Transport Protocol. // ACM SIGCOMM '88. -1988.- p. 306-312. 34. Clark D., Lambert M., Zhang L. NETBLT: A Bulk Data Tranfer Protocol. // RFC 969. -1987. 35. Wang Z., Crowcroft J. A New Congestion Control Scheme: Slow Start and Search (Tri-S). // ACM Computer Communications Review. vol. 21. -1991.- p. 32-34. 36. Wang Z., Crowcroft J. Eliminating periodic packet losses in the 4.3-Tahoe BSD TCP congestion control algorithm. // ACM computer communications review. vol. 22. -1992.- p. 916. 37. Selecting Sequence Numbers. // SIGCOMM/SIGOPS Interprocess Commun. Workshop. ACM. -1975.- p. 11-23. 38. Sunshine C., Dalal Y. Connection Management in Transport Protocols. // Computer Networks. vol. 2. -1978.- p. 454-473. 39. Watson R. Timer-Based Mechanisms in Reliable Transport Protocol Connection Management. // Computer Networks. vol. 5. -1981.- p. 47-56. 40. End-to-End Arguments in System Design. // ACM Trans. on Computer Systems. vol. 2. -1984.p. 277-288. 41. Deering S., Hinden R. Internet Protocol Version 6 (IPv6) Specification. // RFC 2460. -1998. 42. Bartlett К., Scantlebury R., Wilkinson P. A note on reliable full-duplex transmission over halfduplex lines. // Comm. of the ACM. Vol. 12, No. 5. -1969.- p. 260-265. 43. Cerf V., Kahn R. A protocol for packet network intercommunication. // IEEE Trans. on communications. vol. COM-22, N. 5. -1974.- p. 637-648.

44. Chiu D., Jain R. Networks With Connectionless Network Layer;

Part III: Analysis Of The Increase And Decrease Algorithms. // Tech. Rep. DEC-TR-509. Digital Equipment Corporation, Stanford, CA. -1987. 45. Wang Z. Routing And Congestion Control In Datagram Networks. // Doctor Of Philosophy Thesis. University College London. London UK. -1992. 46. Padhye J., Firoiu V., Towsley D., Kurose J. Modelling TCP throughput: a simple model and its empirical validation. // ACM SIGCOMM’98. -1998. 47. Johnson D., Maltz D. Protocols for Adaptive Wireless and Mobile Networking. // IEEE Personal Communications. -February 1996. p. 34-42. 48. Eckhardt D., Steenkiste P. Measurement and Analysis of the Error Characteristics of an InBuilding Wireless Network. // Proc. of ACM SIGCOMM '96. -1996.- p. 243-254. 49. Cceres R., Iftode L. Improving the Performance of Reliable Transport Protocols in Mobile Computing Environments. // IEEE Journal of Selected Areas in Communication. 13(5). -1995.p. 850-857. 50. Balakrishnan H., Padmanabhan V.N., Seshan S., Katz R.H. A Comparison of Mechanisms for Improving TCP Performance over Wireless Links. // Proc. of ACM SIGCOMM. -1996.- p. 256269. 51. Balakrishnan H., Padmanabhan V.N., Katz R.H. The Effects of Asymmetry on TCP Performance. // Proc. Of ACM/IEEE International Conf. on Mobile Computing and Networking. -September 1997. 52. Alekseev I.V., Sokolov V.A. Compensation Mechanism for Adaptive Rate TCP. // 1-St International IEEE/Popov Seminar “Internet: Technologies A and Services”. P. 68-75, October 1999. 53. Алексеев И.В., Соколов В.А. Протокол TCP с адаптацией скорости. // Моделирование и анализ информационных систем. Т.6, №1. - 1999.- С. 4-12. 54. Алексеев И.В. Математическая модель протокола TCP с адаптацией скорости. // Моделирование и анализ информационных систем. Т.6, №2. - 1999.- С. 51-53. 55. Гольдштейн Б. Протоколы сети доступа. // М., Радио и связь. -1999. 56. Holzmann C. A Theory for Protocol Validation. // IEEE Transactions on Computers. Vol. C31, N. 8. - 1982. - p. 730-738. 57. Holzmann C. Tracing Protocols. // AT&T Technical Journal. vol. 64. - 1985.- p. 2413-2434. 58. An Improved Protocol Reachability Analysis Technique. // Software, Practice and Experience. vol. 18, N. 2. -1988.- p. 137-161. 59. Bajaj S., Breslau L., Estrin D., Fall K., Floyd S. Improving Simulation for Network Research. // Technical Report 99-702. University of Southern California. -March 1999. 60. Estrin D., Handley M., Heidemann J., McCanne S., Xu Y., Yu H. Network Visualization with the VINT Network Animator Nam. // Technical Report 99-703. University of Southern California. -March 1999. 61. K. Fall Network Emulation in the Vint/NS Simulator. // Proc. of ISCC’99. -1999. 62. Stroustrup B. The C++ Programming Language. Addison-Wesley. Third edition. 1997. 63. Schildt H. C the Complete Reference. // McGraw-Hill, Berkeley CA. Second edition. -1987. 64. McKusick M., Bostic K., Karels M., Osterman J. The Design and Implementation of the 4.4 BSD Operating System. Addison-Wesley, 1996.

65. Floyd S., Jacobson V. Link-sharing and Resource Management Models for Packet Networks. // IEEE/ACM Transactions on Networking. Vol. 3 No. 4. - 1995.- p. 365-386. 66. Wakeman I., Ghosh A., Crowcroft J., Jacobson V., Floyd S. Implementing Real Time Packet Forwarding Policies using Streams. // Usenix 1995 Technical Conference. -January 1995. 67. Keshav S., Sharma R. Issues and Trends in Router Design. // Department of computer science, Cornell University. -1998. 68. Ginsburg D. ATM: Solutions for Enterprise Internetworking. Addison Wesley Longman Limited. UK. -1996. 69. C. Nicoll Overview: Multiservice Networking. // Packet. Cisco Systems Inc. -January 1999. 70. Unix Unleashed. SAMS Publishing. Indiannapolis. 1994. 71. Miller M. Internetworking. M&T Books, New York, 1991. 72. Allman M., Glover D., Sanchez L. Enhancing TCP over Satellite Channels using Standard Mechanisms. // RFC 2488. -1999. 73. Chiu D., Jain R. Analysis of the Increase and Decrease Algorithms for Congestion Avoidance in Computer Networks. // Computer Networks and ISDN Systems. v. 17. -1989.- p. 1-14. 74. Bach M. J. THE DESIGN OF THE UNIX OPERATING SYSTEM. Prentice Hall, NJ, 1986. 75. Nemeth E., Snyder G., Seebass S., Hein T. UNIX System Administration Handbook. Prentice Hall PTR. NJ. Second edition. 1995. 76. Алексеев И. В. Модель и анализ транспортного протокола ARTCP. // Электронный журнал "Исследовано в России". № 27. - 2000.- С.395-404. http://zhurnal.mipt.rssi.ru/articles/2000/027.pdf 77. Balakrishnan H., Seshan S., Amir E., Katz R. Improving TCP/IP Performance over Wireless Networks. // Proc. Mobicom'95. - June 1995. 78. Floyd S. Connections with Multiple Congested Gateways in Packet Switched Networks, Part 1: One-Way Traffic. // ACM Computer Communications Review. 21 (5). -1991.- p. 30-47. 79. Morris R. TCP Behavior with Many Flows. // IEEE International Conference on Network Protocols. US. - October 1997. 80. Henderson T., Sahouria E., McCanne S., Katz R. On Improving the Fairness of TCP Congestion Avoidance. // Proc. IEEE Globecom '98. -1998. 81. Bonald T. Comparison of TCP Reno and TCP Vegas via Fluid Approximation. // Rapport de recherche N. 3563. INSTITUT NATIONAL DE RECHERCHE EN INFORMATIQUE ET EN AUTOMATIQUE. -1998. 82. Altman E., Bolot J., Nain P., Elouadghiri D., Erramdani M., Brown P., Collange D. Performance Modelling of TCP/IP in Wide-Area Network. // Rapport de recherche N. 3142. INSTITUT NATIONAL DE RECHERCHE EN INFORMATIQUE ET EN AUTOMATIQUE. - 1997. 83. Lakshman T., Madhow U. The Performance of TCP/IP for Networks with High Bandwidthdelay Product and Random Loss. // IEEE/ACM Transactions on Networking. -June 1997. 84. Comer D. Internetworking with TCP/IP, Vol. II: Design Implementation and Internals. Prentice Hall, NJ. 1994. 85. Comer D. Internetworking with TCP/IP, Vol. III: Client - Server Programming and Applications. Prentice Hall, NJ. 1994.

86. Stevens R. Advanced Programming in the UNIX Environment. Addison-Wesley. 1992. 87. Shepard T. TCP Packet Trace Analysis. // Masters of Science Thesis. Massachusetts institute of Technology. MIT/LCS/TR-494. -February 1991. 88. Frost V., Melamed B. Traffic modelling for telecommunications networks. // IEEE Communications Magazine. 32(2). -1994.- p. 70-80. 89. Leland W., Taqqu M., Willinger W., Wilson D. On the Self-Similar Nature of Ethernet Traffic (Extended Version). // IEEE/ACM Transactions on Networking. 2(1). -1994.- p. 1-15. 90. Gusella R. A Measurement Study of Diskless Workstations Traffic on an Ethernet. // IEEE Trans. on Communications. 38(9). - 1990.- p. 1557-1568. 91. Paxson V., Floyd S. Wide-Area Traffic: The Failure of Poisson Modelling. // IEEE/ACM Transactions on Networking. 3(3). - 1995.- p. 226-244. 92. Floyd S., Jacobson V. The Synchronization of Periodic Routing Messages. // IEEE/ACM Transactions on Networking. 2(2). - 1994.- p 122-136. 93. Willinger W., Taqqu M., Erramili A. A Bibliographical Guide to Self-Similar Traffic and Performance Modeling for Modern High-Speed Networks. // Stochastic Networks: Theory and Applications, Clarendon Press (Oxford University Press). Oxford. - 1996.- p. 339-366. 94. Taqqu M., Teverovsky V., Willinger W. Estimators for long-range dependence: an empirical study. // Fractals. vol. 3, n. 4. - 1995.- p. 785-788. 95. Taqqu M., Teverovsky V., Willinger W. Is network traffic self-similar or multifractal? // Fractals. n. 5 - 1997.- p. 63-73. 96. Riedi R., Vehel J. TCP traffic is multifractal: a numerical study. // INRIA research report 3129. -March 1997. 97. Riedi R., Willinger W. Towards an Improved Understanding of Network Traffic Dynamics. // preprint chapter from the book "Self-similar Network Traffic and Performance Evaluation". 1999. 98. Taqqu M., Willinger W., Sherman R. Proof of Fundamental Result in Self-Similar Traffic Modelling. // Computer Communications Review. n. 27. - 1997.- p. 5-23. 99. Crovella M., Taqqu M., Bestavros A. Heavy-Tailed Probability Distributions in the World Wide Web. // preprint chapter from the book "A Practical Guide to Heavy Tails: Statistical Techniques and Applications". Alder R., Feldman R., Taqqu M. Birkhauser. Boston, US. -1998. 100. Willinger W., Taqqu M., Sherman R., Wilson D. Self-similarity through high variability: Statistical analysis of Ethernet LAN traffic at source level. // IEEE/ACM Transactions of Networking. n. 5. -1997.- p. 71-86. 101. Хакен Г. Синергетика. М., Мир. С. 379. 1980.

Pages:     | 1 ||



© 2011 www.dissers.ru - «Бесплатная электронная библиотека»

Материалы этого сайта размещены для ознакомления, все права принадлежат их авторам.
Если Вы не согласны с тем, что Ваш материал размещён на этом сайте, пожалуйста, напишите нам, мы в течении 1-2 рабочих дней удалим его.