AQM -IMPLEMENTACIJA U NS2 SIMULATORU
Upcoming SlideShare
Loading in...5
×
 

AQM -IMPLEMENTACIJA U NS2 SIMULATORU

on

  • 581 views

 

Statistics

Views

Total Views
581
Views on SlideShare
581
Embed Views
0

Actions

Likes
0
Downloads
5
Comments
0

0 Embeds 0

No embeds

Accessibility

Categories

Upload Details

Uploaded via as Microsoft Word

Usage Rights

© All Rights Reserved

Report content

Flagged as inappropriate Flag as inappropriate
Flag as inappropriate

Select your reason for flagging this presentation as inappropriate.

Cancel
  • Full Name Full Name Comment goes here.
    Are you sure you want to
    Your message goes here
    Processing…
Post Comment
Edit your comment

AQM -IMPLEMENTACIJA U NS2 SIMULATORU AQM -IMPLEMENTACIJA U NS2 SIMULATORU Document Transcript

  • Aktivno upravljanje redovimaELEKTROTEHNIČKI FAKULTETSARAJEVO PROJEKAT: -Aktivno uravljanje redovima - Kvaliteta usluge u telekomunikacijskim mrežama Grupa: Aldina Bajraktarević Anida GaribSarajevo, 27.02.2011.god. Mia GusoSADRŽAJ 1
  • Aktivno upravljanje redovimaUVOD.......................................................................................................................................................3 1. AKTIVNO UPRAVLJANJE REDOVIMA ČEKANJA.............................................................4 2. AQM ALGORITMI KOJI SE TEMELJE NA VELIČINI REDA ČEKANJA...........................5 3. AQM ALGORITMI KOJI SE TEMELJE NA BRZINI PROMETA........................................9 3.1 BLUE..................................................................................................................................... 3.2 YELLOW.............................................................................................................................. 3.3 GREEN.................................................................................................................................. 3.4 POREĐENJE AQM ALGORITAMA.................................................................................. 4. KOMBINIRANI AQM ALGORITMI......................................................................................... 5. AQM ALGORITAM KOJI UZIMA U OBZIR STANJE REDA I OPTEREĆENJE................ZAKLJUČAK.........................................................................................................................................REFERENCE.......................................................................................................................................... 2
  • Aktivno upravljanje redovimaUVODS talan rast kompleksnosti (složenosti) IP mreže, kao i evolucija usluga i protokola, ostavljaotvoreno pitanje problematike poboljšanja kvaliteta usluge. Ključni izazov u IP mrežamaupravo predstavlja unapređenje kvalitete usluge. Pored povećanja korisničkih zahtjeva za bržei bolje usluge, najveći razlog za uvođenje QoS-a je proboj novih servisa na tržištetelekomunikacija. Jedan od najznačajnijih problema današnjeg Interneta je zagušenje. IakoInternet pruža servis najboljeg pokušaja na sloju mreže, rješenja za problem zagušenja suzastupljena od sloja povezivanja podataka do sloja transporta. QoS (engl.Quality of Service)je platforma koja pokušava da riješi mnoge nedostatke u današnjim mrežama. QoS koncept semože djelimično uspješno primjeniti u mrežama sa jedinstvenom politikom projektovanja iadministracije. Značajnije širenje QoS platforme zahtjeva suštinsku promjenu načinafunkcionisanja Interneta. Pored QoS koncepta postoje rješenja koja teže da podignu opštinivo servisa, iako bez čvrstih garancija. Ovakva rješenja se ostvaruju upravljanjem baferima iraspoređivanjem paketa u baferima.[1]Pri prosljeđivanju paketa kroz mrežu postoji kompromis između kašnjenja i propusnosti. Akosu redovi čekanja veliki, a spremnici gotovo puni, pristizanje velikog broja paketa rezultiratiće odbacivanjem većeg broja paketa. Ovo može dovesti do globalne sinkronizacije tokova idužeg vremena nedovoljnog iskorištenja mrežnih resursa. Cilj privremene pohrane paketa nausmjernicima je omogućavanje primitka praskova paketa koji će se dalje odaslati tokomperioda kada je dolazni promet manji od kapaciteta odlaznog kanala. Održavanje relativnomalih redova čekanja na usmjernicima stoga može dovesti do veće propusnosti i manjegkašnjenja.Rješenje problema punih spremnika je u tome da usmjernici pakete odbacuju prije nego sespremnici popune, tako da krajnji uređaji mogu ranije reagirati na nastanak zagušenja. Ovaj sepristup naziva aktivno upravljanje redovima čekanja (AQM – Active Queue Management), apreporuča ga IETF u RFC-u 2309 [2]. Održavanjem male veličine redova čekanja smanjuje sekašnjenje, što je od posebne važnosti za interaktivne tokove čija radna svojstva direktno oviseo kašnjenju. Aktivno upravljanje redovima čekanja osigurava da u spremnicima gotovo uvijekima mjesta za prihvatanje pristiglog paketa, čime se eliminira mogućnost Lock-Out-a* ipovećava pravednost prema praskovitim tokovima. Tehnike aktivnog upravljanja baferima (mogu da posredstvom ECN platforme (engl. Explicit Congestion Notification) sarađuju saTCP mehanizmima kontrole zagušenja. Ovo je veoma bitno jer se procenjuje da preko 90%Internet saobraćaja koristi TCP protokol. Još jedna bitna prednost AQM mehanizama jestemogućnost njihove postepene i nesmetane implementacije u postojeću arhitekturu Interneta.*Lock out-predstavlja jedan od najvećih problema Drop Tail-a, to je fenomen koji je najčešće uzrokovan sinhronizacijom TCPpredajnika.Odnosno, on nastaje u situacijama kada Drop Tail omogući jednom ili nekolicini tokova zauzimanje cijelog spremnika nausmjereniku. 3
  • Aktivno upravljanje redovima 1. AKTIVNO UPRAVLJANJE REDOVIMA ČEKANJAU nekim slučajevima ispuštanje paketa može biti veoma važno u prevenciji zagušenja, npr.signalizacija TCP koja čini veliki dio saobraćaja u današnjim mrežama. Način na koji mrežničvor ukaže izvoru da je riječ o zagušenju, utječe na kašnjenje i troughput koje će pojedinaTCP sesija iskusiti. Metod ispuštanja paketa ukoliko dođe do pretrpavanja reda se zove taildropping.[3] Drop Tail je najjednostavniji mehanizam koji prihvata svaki nadolazeći paketukoliko ima mjesta u međuspremniku, a ukoliko je međuspremnik pun, on počne da odbacujesvaki paket koji stigne. Ovakav način odbacivanja je najjednostavniji za implementaciju, alirezultuje problemima koji utiču na degradaciju QoS-a: zaključanje, punjenje redova dovrha,globalna sinhronitacija.[4] Pogotovo ukoliko dolazi do stalnih zagušenja ovaj semehanizam ne ponaša zadovoljavajuće, jer može dovesti do povećanja kašnjenja, odbacivanjaskupine paketa, nepravilne razdiobe propusnog opsega i globalne oscilacije prometnih izvora.U cilju rješavanja ovih problema objavljen je određenbroj algoritama za aktivno upravljanjeredovima cekanja (Active Queue Management (AQM) mehanizmi). Mrežni čvorovi morajuvladati s dužinom redova saobraćaja. AQM se sastoji od ispuštanja ili markacije paketa prijenego li red postane pun i nezavisan je od vrste posluživanja reda, odnosno od informisanjapošiljatelja o pojavi zagušenja prije nego što dode do prenapunjenost međuspremnika.[5]U posljednjih desetak godina razvijen je veći broj AQM mehanizama za ranu dojavuzagušenja. S obzirom na temelj za procjenu zagušenja, moguće je ove mehanizme podijeliti utri osnovne skupine (Slika 1) :  Mehanizme koji se temelje na veličini reda čekanja;  Mehanizmi koji procjenu stepena zagušenja temelje na brzini dolaznog prometa;  Kombinirani mehanizmi. Slika 1. Podjela AQM mehanizama [6] 4
  • Aktivno upravljanje redovima 2. AQM ALGORITMI KOJI SE TEMELJE NA VELIČINI REDA ČEKANJAOdbacivanje paketa je neučinkovito te je isplativije definirati metode nadzora, predviđenja ipreventivnog reagiranja na uvijete koji predstoje zagušenju mreže. U tu svrhu razvijene sumetode kontrole zagušenja aktivnim upravljanjem redom čekanja i izbjegavanje zagušenja.RED(Random Early Discard) koristi statističke metode kako bi ocijenio da li je potrebnoodbaciti paket prije nego se red čekanja napuni i dođe do zagušenja mreže. Ovaj mehanizamprati kolika je prosječna dužina reda čekanja i izračunava je svaki put kada u red stigne novipaket. Ciljevi pri dizajniranju RED algoritma bili su minimizacija kašnjenja igubitka paketa, osiguranje visoke razine iskorištenja mreže i izbjegavanje negativnediskriminacije praskovitog prometa. Slika 1. Funkcionisanje RED mehanizma**Pri proračunu prosječne veličine reda čekanja u obzir se uzima i period u kojem je red bio prazan (period neaktivnosti), i to na način da se procijeni broj m malih paketa koji su semogli transmitirati tijekom perioda neaktivnosti. Po završetku perioda neaktivnosti nova sevrijednost prosječne veličine reda čekanja računa kao da je m puta paket stigao u prazan redčekanja. Kako avg(prosječna veličina reda čekanja) raste od minth do maxth tako vjerojatnostoznačavanja paketa pb linearnoraste od 0 do maxp:Efikasnost RED algoritma ovisi, u velikoj mjeri, o prikladnom izboru vrijednosti parametaraza očekivani profil mrežnog prometa. Naime, iako je RED najpoznatiji i najčešće korištenialgoritam aktivnog upravljanja redovima čekanja, smjernice za izbor vrijednosti parametaraRED mehanizma nisu dobro definirane. Ideja da veličina reda čekanja može služiti kao jediniindikator zagušenja jer u potpunosti predstavlja opterećenost mreže potvrnena je simulacijamakoje pretpostavljaju idealiziranu verziju mrežnog prometa i značajno se razlikuju od stvarnogIP prometaNa primjer, u većini simulacija korišten je ograničen broj tokova koji su velikogtrajanja i konstantnog vremena obilaska (RTT). Takav je promet blage prirode, što je usuprotnosti s praskovitom prirodom prometa i rezultirajućim varijacijama opterećenja mrežekod stvarnih IP mreža. Stoga, u realnim uvjetima prometa, korištenje predloženog REDmehanizma nerijetko ne daje bolje rezultate od obične Drop Tail tehnike.**RED mehanizam koristi EWMA (eng. exponentially weighted moving average – ponderirani eksponencijalni pomični prosjek)filtra proračunava prosječnu veličinu reda čekanja. 5
  • Aktivno upravljanje redovimaUpravo ova činjenica rezultira razvojem različitih varijacija RED mahanizma, u ciljunjegovog poboljšanja kao što su:FRED (Flow RED), SRED (Stabilized RED), DSRED (Double Slope RED), ARED(Adaptive RED), PD-RED (Proporcionalno-derivacijski RED), LR-RED(Loss Ratio-basedRED), SHRED (Short Lived Flow Friendly RED), StoRED(Stochastic RED), RIO(RED In orOut). Pored RED algoritama, postoji i tkz. CBT (Class Based Thresholds) algoritamupravljanja redovima čekanja koji nastoji zaštititi TCP tokove od neaktivnih UDP tokova, ali iizolirati neke tipove UDP prometa od drugih. Naime, UDP tokovi koji služe za prijenosmultimedijskih aplikacija su obično konstantne male brzine i osjetljivi su na utjecaj brzihnereaktivnih tokova, posebno na povećanje broja odbačenih paketa. Stoga CBT nastojisačuvati pozitivna svojstva RED algoritma, ograničiti utjecaj nereaktivnih tokova, ali iomogućiti UDP tokovima zauzimanje određenog dijela ukupnog kapaciteta bez potrebe zavođenjem statistike o svakom aktivnom toku. CBT se može promatrati kao pojednostavljenjeFRED algoritma. Ideja CBT algoritma je izolirati TCP promet od utjecaja ostalog prometa nanačin da se ograniči prosječan broj ostalih paketa koji se istovremeno mogu nalaziti u redučekanja. Također mehanizam koji poboljšava RED je PI regulator (proporcionalno-integracijski regulator) čiji je cilj eliminirati grešku koju algoritmi poput RED-a imaju ustabilnom stanju i koja dovodi do oscilacija u veličini reda čekanja pri konstantnomopterećenju usmjernika. Greškom se smatra razlika u veličini reda čekanja pri stacionarnimuvjetima i konstantne referentne vrijednosti. Kako prema teoriji upravljanja integracijskiregulatori u stabilnom stanju nemaju pogrešku, PI algoritmom se nastoji zadržati veličina redačekanja oko referentne vrijednosti, neovisno o opterećenju. Nažalost, istraživanja dokazala daAQM sA PI kontrolerom nije robustan kao odgovor na nesigurnosti u mreži i povećanju brojaizvora.[11] Slika 3. PI integrator [10]Kako su kod većine AQM mehanizama parametri algoritma postavljeni za rad na tačnoodređenoj radnoj točki, radna su im svojstva u realnom scenariju s promjenjivim mrežnimuvjetima loša, predlaže se korištenje AQM mehanizma koji se temelji na upravljanjukorištenjem neizrazite logike (eng. fuzzy logic). Autori su na temelju lingvističkog modela (ane matematičkog, kao što je to bio slučaj kod do sada spomenutih AQM mehanizama) sistemarazvili FEM (Fuzzy Explicit Marking) mehanizam s nelinearnom funkcijom vjerojatnostioznačavanja paketa, koji nastoji održati veličinu reda čekanja oko ciljane vrijednosti. Slika 4. FEM sistem[10] 6
  • Aktivno upravljanje redovimaPostoje i CHOKe i PUNSI algoritmi, čije će osobenosti biti navedene u nastavku. Osnovni ciljCHOKe (CHOse and Keep for responsive flows, CHOse and Kill for unresponsive flows)algoritma jest što jednostavnijim mehanizmom kontrolirati nereaktivne tokove. Predlaže semala modifikacija običnog FIFO reda čekanja upravljanog RED algoritmom. CHOKealgoritam prikazan je Slikom 2, gdje osjenčana polja predstavljaju funkcije CHOKealgoritma, dok su ostale funkcije standardnog RED algoritma. Slika 2. CHOKe algoritam (preuzeto iz [8])Ideja ovog algoritma je u tome da sadržaj FIFO reda čekanja tvori „dovoljnu statistiku“dolaznog prometa i, kao takav, može se koristiti za kažnjavanje nereaktivnih tokova. Pridolasku paketa u zagušeni usmjernik (onaj kojemu je veličina reda čekanja veća od minth)CHOKe odabire slučajni paket iz reda čekanja (kandidat za odbacivanje) i uspoređuje ga spristiglim paketom. Ako paketi pripadaju istom toku, oba se odbacuju, a ako pripadajurazličitim tokovima slučajno se odabrani paket ostavlja dok se tek pristigli paket dodaje uFIFO red čekanja s odrenenom vjerojatnošću koja ovisi o stupnju zagušenja (ova sevjerojatnost računa kao u RED algoritmu). Sa slike 2. Možw se zaključiti da će se paketinereaktivnih tokova češće odbacivati od paketa reaktivnih tokova. CHOKe je vrlojednostavan za implementaciju, ne zahtijeva informaciju o aktivnim tokovima i kontroliranereaktivne tokove. Ipak, CHOKe ponekad kažnjava ne samo UDP tokove velike brzine, negoi TCP tokove. Također, CHOKe nema dobre rezultate ako se u redu čekanja nalazi samomanji broj paketa nereaktivnih tokova, što odgovara ranim fazama zagušenja. NedostatkeCHOKe algoritma pokušava ispraviti PUNSI (Penalizing Unresponsive flows with StatelessInformation). Slika 3. PUNSI algoritam (preuzeto iz [9] 7
  • Aktivno upravljanje redovimaRazlika u odnosu na CHOKe je u tome što se kod PUNSI algoritma algoritma kandidati zaodbacivanje biraju samo u slučaju da tek pristigli paket pripada nereaktivnom toku. Dakle, naTCP pakete primjenjuje se isključivo standardni RED algoritam. Razlika je, također, i u tomešto pri odabiru kandidata za odbacivanje iz reda čekanja vjerojatnost odabira nije uniformna,već geometrijska tako da paketi koji su menu zadnjima primljeni u red imaju većuvjerojatnost biti odabrani od paketa na početku reda čekanja. Naime, pokazalo se, u slučajukada praskoviti UDP promet uzrokuje zagušenje na usmjerniku, da je veća koncentracijapaketa toga toka na kraju (eng. tail) nego na početku (eng. head) reda čekanja. Stoga seprikladnom geometrijskom funkcijom distribucije vjerojatnosti odabira paketa iz reda čekanjapovećava vjerojatnost da će odabrani paket pripadati istom nereaktivnom toku kao i pristiglipaket. Na taj način PUNSI štiti reaktivne tokove u intervalima zagušenja i osigurava da velikavećina (oko 99%) odbačenih paketa pripada upravo nereaktivnim praskovitim tokovima. 3. AQM ALGORITMI KOJI SE TEMELJE NA BRZINI PROMETA 3.1 BLUEProblem kod algoritama koji su obrađeni u prethodnom naslovu ogleda se u u tome što se kaoindikator intenziteta zagušenja koristi veličina reda čekanja. Stoga se predlaže korištenjeBLUE algoritma, koji je suštinski različit od do sada spomenutih algoritama. Naime, premaBLUE algoritmu redom čekanja se ne upravlja s obzirom na trenutnu ili prosječnu veličinureda, već s obzirom na iskorištenost kapaciteta i učestalost odbacivanja paketa. BLUE imasamo jednu vjerojatnost označavanja (ili odbacivanja) paketa, pm. Ukoliko zbog popunjenostispremnika konstantno dolazi do odbacivanja novopristiglih paketa, BLUE povećavavjerojatnost pm, čime se se povećava brzina kojom se izvorima dojavljuje o nastanku 8
  • Aktivno upravljanje redovimazagušenja. S druge strane, ako se red čekanja isprazni pa kapacitet kanala ostane neiskorišten,BLUE smanjuje vjerojatnost označavanja paketa. Ovakav način rada omogućuje BLUEalgoritmu da „nauči“ optimalnu brzinu dojavljivanja zagušenja izvorima paketa. Algoritam jeprikazan na slici 4.: Slika 4. BLUE Algoritam [12]Na prethodnoj slici možemo vidjeti da se vjerojatnost označavanja paketa ažurira i kadaveličina reda čekanja premaši određenu vrijednost. Ovo omogućava prihvat prolaznihpraskova paketa te olakšava kontroliranje kašnjenja u situaciji kada je veličina spremnikavelika.Pri proračunu vjerojatnosti označavanja paketa pm BLUE algoritam se koristi trimaparametrima koji određuju koliko će se brzo ta vrijednost mijenjati. Parametar freeze_timeodređuje minimalan vremenski interval između dva ažuriranja vrijednosti pm. Time seomogućuje da utjecaj promjene u vjerojatnosti označavanja paketa stupi na snagu prije negose vjerojatnost opet ažurira. Kako bi se izbjegla globalna sinkronizacija, vrijednost parametrafreeze_time treba biti slučajno odabrana.Ostala dva parametra određuju iznos za koji se vrijednost pm inkrementira ako dođe dogubitka paketa zbog popunjenosti spremnika (δ1), odnosno iznos za koji se vrijednostdekrementira ako kapacitet kanala ostane neiskorišten (δ2). Budući da do gubitka paketa zbogpopunjenosti spremnika može doći samo ako je algoritam upravljanja zagušenjemprekonzervativan, a do neiskorištenosti kapaciteta ako je algoritam upravljanja zagušenjemprekonzervativan ili preagresivan, vrijednost parametra δ1 treba biti veća od vrijednosti δ2.Vrijednost parametra freeze_time treba se podesiti prema vremenu obilaska (RTT) tokova nausmjerniku, tako da promjene u vjerojatnosti označavanja paketa djeluju na izvore paketaprije novog ažuriranja vrijednosti pm. Dakle, za veze s velikim kašnjenjem (npr. Satelitskeveze) vrijednost parametra freeze_time bi trebala biti veća nego kod veza s malim kašnjenjem.Parametri δ1 i δ2 trebaju se podesiti tako da, ovisno o parametru freeze_time, omogućepromjenu vrijednosti vjerojatnosti pm iz 0 u 1 (i obratno) u onom vremenskom intervalu ukojem može doći do velike promjene u opterećenju usmjernika (najčešće 5 do 30 sekundi).Ovo je u suprotnosti s algoritmima koji upravljaju redovima čekanja prema veličini redačekanja, kod kojih se vjerojatnost označavanja (i odbacivanja) paketa može promijeniti iz 0 u1 u samo nekoliko milisekundi, čak i pri konstantnom opterećenju usmjernika. 9
  • Aktivno upravljanje redovima 3.2 GREENZagušenja u mreži vode do gubljenja paketa, mehanizmi za aktivno upravljanje redovima kaošto su RED i BLUE su uvedeni da rano detektuju zagušenja i na odgovarajući način reagirajuna ta zagušenja koji bi inače ispunili red i uzrokovali burst izgubljenih paketa. Osim toga,BLUE ima izravnu primjenjivost pri poboljšanju performansi multimedijalnih aplikacija zbogsmanjenja stope gubitaka paketa i čekanja u redu kašnjenja umreženih aplikacija kao što suinteraktivni audio i video. Veza propusnosti kod Green algoritma zadovoljava slijedećujednačinu, pod određenim uslovima: MSS × c BW = , gdje je BW propusnost veze, MSS najveća veličina segmenta, RTT round RTT × ptrip vrijeme, p je vjerovatnoća gubitka paketa i c je konstanta koja zavisi o priznanju strategijekoja se koristi (npr., kasni ili svaki paket) kao i da li se pretpostavlja da li se paketi gube,povremeno ili slučajno.[19] Osnovni rad GREEN-a ne zahtijeva informacije o stanjimasvakog toka. N i MSS se mogu lako procijeniti. GREEN ima minimalne zahtjeve za stanja.GREEN algoritam se opisuje sljedećim zakonom upravljanja: P( t + ∆T ) = P( t ) + ϕ ( t ) ⋅ U ( δ ( t ) )Gdje jeδ (t ) = α ⋅ ( X (t ) − u ⋅ C(t ) ) + 1 x ≥ 0U ( x) =  − 1 x < 0ϕ ( t ) = max( abs( δ ( t ) ) , ∆P )gdje je X ( t ) procijenjena brzina dolaska na linku (bps), C ( t ) je kapacitet linka, u je ciljkorištenja, α je kontrolni dobitak, P(t) je oznaka za brzinu ispada, ∆P određuje minimalne 1prilagodbe, i je ažurirana brzina[20]. Da bi vizualizirali GREEN algoritam, potrebno je ∆Tizvršiti prilagođenje P(t), αP( t ) za sve ∆T sekunde, kao funkcije od ( X ( t ) − u ⋅ C ( t ) ) jeprikazan za GREEN i linearni integrator zakona upravljanja na slici 6. Slika 5. Green P(t) (lijevo) i linearni integrator P(t) (desno) [18] 1Kontrolna dobit α i minimalna prilagodba ∆P bi trebali biti skalirani u omjeru , da bi se Cnapravila stabilnost invarijantna na kapacitet linka. Ažurirani interval ∆T treba biti manjegreda od najmanjeg RTT-a u mreži. GREEN primjenjuje znanje o stabilnom ponašanju TCPkonekcije na ruteru da intelegntno izbaci (ili označi) pakete za obavještavanje o zagušenju.Pomoću ovog mehanizma, ruter može dati svakoj konekciji njegov fer udio pojasne širine aistovremeno sprječava stvaranje redova paketa. Propusnost TCP konekcije zavisi, izmeđuostalog, od round trip vremena (RTT) i vjerovatnoće da su paketi izbačeni u mreži. Osnovni 10
  • Aktivno upravljanje redovimarad GREEN-a ne zahtijeva informacije o stanjima svakog toka. N i MSS se mogu lakoprocijeniti. GREEN ima minimalne zahtjeve za stanja. Poznato je da konvergencijska brzinaintegratora nije optimalna[18]. Za vrijeme dolaska na link važna je brza kontrola premaciljnom kapacitetu, jer ukoliko je dug period, gdje je brzina dolaska iznad kapaciteta, stvaramalu iskorištenost a tamo gdje je period brzine dolaska iznad kapaciteta stvara čekanje ikašnjenje. GREEN poboljšava integralani zakon upravljnja sa metodom prvog reda, na načinšto ograničava minimalne prilagodbe za obliježenu vjerovatnoću P(t) do ∆P po ažuriranomintervalu.Odlične performanse tradicionalnog GREEN-a dolaze sa tradeoff - ruter mora biti u stanjuzaključiti RTT toka. U radu [14] predstavljeni su preliminarni rezultati za GREEN usmjerivačgdje je pretpostavljeno da se RTT zna na ruteru. GREEN ne smije koristiti niti jedno stanjetoka da bi dokazao da posjeduje beneficiju za pravedno raspoređivanje. Stoga, APUKapadia[14] predstavlja dva pristupa za procjenu RTT-a bez potrebe stanja toka : UgrađeniRTTs i IDMaps.3.3 YALLOWYellow je algoritam koji je nastao kombinacijom najboljih osobina RED I BLUE algoritama.Ovaj algoritam koristi factor opterećenja (link utilization), kao glavnu mjeru za upravljanjezagušenjem.[21]Osnovna mjera zagušenja kod YELLOW mehanizma upravljanja redovima čekanja [37] jerazlika izmenu kapaciteta kanala i brzine dolaznog prometa. Uz ovu, dodatna je i manje važnamjera zagušenja trenutna veličina reda čekanja. YELLOW algoritam periodički ispitujeopterećenje kanala te za svaki vremenski interval odrenuje funkciju upravljanja redomčekanja i faktor opterećenja kanala. Ako je q trenutna veličina reda čekanja, a c kapacitetkanala, tada je YELLOW algoritam dan s:• U svakom intervalu, ažurira se funkcija upravljanja redom čekanja prema izrazu:   γαq ref  mac QDLF ,  za q > q ref  f ( q( t ) ) =    (α − 1) q + q ref    γβq ref za 0 ≤ q ≤ q ref   ( β − 1) q + q refgdje QDLF odrenuje gornju graničnu vrijednost brzine pražnjenja reda čekanja, qref jereferentna veličina reda čekanja (obično 20-30 paketa), a α i β su parametri koji predstavljajukompromis izmenu brzine odziva i stabilnih radnih svojstava sustava.Parametar γ je faktor iskorištenja kanala.• Dostupni virtualni kapacitet ĉ ažurira se korištenjem funkcije upravljanja redomčekanja, a zatim se računa faktor opterećenja z:ĉ(q)=f(q)cz = (brzina dolaznog prometa) / ĉ(q)• Vjerojatnost označavanja paketa ažurira se prema izrazima:  p + z∆ / c za z ≥ 1+ δ  p =  p − ∆ / ( zc ) za z <1  p za 1 ≤ z < 1+ δ Dakle, ako je iskorištenost kanala unutar ciljanog intervala [1, 1+δ), vjerojatnost odbacivanjapaketa se neće mijenjati. Ako je trenutna iskorištenost kanala z veća od ciljanog intervala,vjerojatnost označavanja paketa će se povećati, a u suprotnom će se smanjiti. Što je razlika 11
  • Aktivno upravljanje redovimaizmenu trenutne i ciljane iskorištenosti kanala veća, to će I vrijednost promjene vjerojatnostioznačavanja biti veća. Parametar δ definira raspon ciljanog pojasa iskorištenosti kanala.Vrijednost parametra α treba biti veća od vrijednosti parametra β, budući da je poželjno štoprije smanjiti broj paketa u redu čekanja ako je njegova veličina premašila referentnuvrijednost. Parametar utječe na brzinu promjene vjerojatnosti označavanja paketa u slučajunastanka ili prestanka zagušenja. Veća vrijednost ovog parametra omogućuje bržu reakciju napromjene u stanju mreže, ali i uzrokuje veće oscilacije u veličini reda čekanja na usmjerniku,dok će s manjom vrijednošću te oscilacije biti manje, ali će i vrijeme dovonenja sustava ustabilno stanje biti duže. Autori predlažu korištenje dvije različite vrijednosti ovog parametra,jedne za povećanje ( i), a druge za smanjenje vjerojatnosti označavanja paketa ( d). Stogaparametri i i α definiraju rad algoritma u trenucima kada je red čekanja veći od referentnevrijednosti, a d i β u trenutcima kada kapacitet kanala nije dovoljno iskorišten.[21]3.4 POREĐENJE NEKIH AQM ALGORITAMAUkoliko pogledamo AQM scenario na slijedećoj slici, gdje su A-J izvorni čvorovi, 2-destinacijski čvor i 1-čvor gdje su smješteni AQM mehanizmi i to: RED : minth = 20% i maxth = 80%REM: γ = 0.01 φ = 1.003 α = 0.1 update time = 0.01 bo = 55.GREEN: ΔT = 10ms, ΔP = 0.001, Cl = 0.97% , K = 0.1. Slika 6. Primjer AQM scenarija [20] 12
  • Aktivno upravljanje redovima Slika 7. Rezultati simulacije[20]Fig. 3.13 shows that the RB AQMs REM and GREEN both exhibited low queuing delay across all loads. Thisresulted in almost no packet loss as shown in Fig. 3.14. Notice from Fig. 3.12, that the 2 to 3 times lowerqueuing delay of RB AQMs as compared to the BB AQM occurs with only a 1-2% decrease in utilisation. Thisis consistent with basic queuing theory results for queuing with random arrival processesNa slici 7. Dato je poređenje AQM algoritama koji potiču iz iste skupine tj. bazirani na brziniprometa. Osnovne karakteristike ovih algoritama su:Blue->Responding fast; large queuing delay jitter under dynamic trafficYellow->Fast response; queue stability; small queuing delay jitter Slika 7. Poređenje Blue i yellow algoritama[21]Results: As shown in Fig. 2, GREEN provides significantlybetter bandwidth fairness than the other queuemanagementschemes. The curve for Drop Tail shows us thefairness that would be expected at most gateways in the Internettoday. FRED outperforms Drop Tail and SFB because itqueues at least two packets2 of a flow before marking a packet 13
  • Aktivno upravljanje redovimafrom that flow. This provides much better fairness as long aseach flow maintains one to two outstanding packets at the gateway.SFB exhibits poor fairness because it is sensitive to varyingRTTs between flows and breaks down under a large numberof connections with varying RTTs [4]. Slika 8. 4. KOMBINIRANI AQM ALGORITMIŠto se tiče kombiniranih algoritama za aktivno upravljanje redovima postoje dva algoritma:REM(Random exponentional marking) i SVB(Stabilized virtual buffer).Jedno od osnovnih svojstava REM algoritma je da se brzina dolaznog prometa stabilizira okokapaciteta kanala, a veličina reda čekanja oko ciljane (relativno male) vrijednosti, neovisno obroju aktivnih tokova na usmjerniku. REM algoritam održava varijablu koja predstavlja mjeruzagušenja na usmjerniku, a naziva se cijena. Još jedno svojstvo ovog algoritma je davjerojatnost označavanja (ili odbacivanja) paketa s kraja na kraj mreže, a koju opaža krajnji 14
  • Aktivno upravljanje redovimakorisnik, ovisi o sumi cijena (mjera zagušenja) na svim usmjernicima preko kojih promatranipaket prolazi kroz mrežu. Ukoliko pogledamo narednu sliku uočiti čemo niz zanimljivosti, okojima će nešto više biti rečeno u implementacijskom dijelu. Veće propusnosti i manji udioodbačenih paketa samo su neke od prednosti REM-a nad RED-om.Slika . Vjerojatnost odbacivanja paketa za REM i RED [15]Poput REM-a, i SVB algoritam [16] kao mjeru zagušenja koristi dolaznu brzinu paketa iveličinu reda čekanja. SVB održava virtualni red čekanja i ažurira mu stanje s obzirom nadodavanje paketa u i posluživanje paketa iz stvarnog reda čekanja. SVB algoritam zaoznačavanje paketa na usmjernicima relativno sličan AVQ algoritmu. Ipak, za razliku odAVQ-a, gdje je veličina virtualnog spremnika konstantna i jednaka veličini stvarnogspremnika na usmjerniku, a kapacitet virtualnog kanala je podesiv, kod SVB-a je brzinaposluživanja paketa iz virtualnog reda čekanja jednaka stvarnom kapacitetu kanala, dok seveličina virtualnog spremnika podešava u skladu s brzinom dolaznog prometa. Takoner,važna je razlika menu ovim algoritmima u tome što kod SVB-a vjerojatnost odbacivanjapaketa ovisi i o veličini reda čekanja, a ne samo o brzini dolaznog prometa, kao što je toslučaj kod AVQ algoritma. Simulacijama će biti pokazano da ovaj algoritam ima propusnost iprosječnu veličinu reda čekanja otprilike jednaku kao kod RED-a i REM-a, ali i znatno manjustandardnu devijaciju veličine reda čekanja( kao što se vidi u tabeli 1). Tabela 1. AQM mehanizmi s odbacivanjem paketa[16] 5. AQM ALGORITAM KOJI UZIMA U OBZIR STANJE REDA I OPTEREĆENJE 15
  • Aktivno upravljanje redovimaZAKLJUČAKPokazalo se da korištenje bilo kojeg AQM mehanizma značajno smanjuje udio odbačenihpaketa i kašnjenje na usmjernicima u odnosu na Drop Tail tehniku. Pritom ne dolazi do većegsmanjenja iskorištenosti kanala, kao ni, kod većine promatranih algoritama, do značajnogporasta standardne devijacije veličine reda čekanja. Iako su se neki algoritmi (ARED, FEM)pokazali boljima od drugih (PI), ne može se reći da je neki algoritam aktivnog upravljanjaredovima čekanja u svim aspektima bolji od ostalih, posebno ako se u obzir uzmejednostavnost simuliranih mrežnih scenarija.REFERENCE[1] Telfor2004, Beograd, Sava Centar[2] Braden B., Clark D., et.al, “Recommendations on queue management and congestion avoidance in the Internet”, IETF RFC (Information)2309, April 1998.[3] Telekomunikacije 9/28/2010. Naučno-stručni časopis za telekomunikacijske tehnologije[4] KUTM Radni materijal- Predavanje 6, ETF Sarajevo[5] K. I. Park, QoS in Packet Networks, Springer Science + Business Media, Inc., 2005.[6] Aktivno upravljanje redovima čekanja na Internetu, dipl.ing Ante Kristić, listopad 2010.[7] J. Chung, M. Claypool, “Dynamic-CBT and chips-Router support for improvedmultimedia performance on the Internet”, Proc. of ACM Multimedia Conference, Nov. 2000[8]Pan R., Parbhakar B., Psounis K., ”CHOKe, a Stateless Active Queue ManagementScheme for Approximating Fair Bandwidth Allocation”, Proceedings of IEEE INFOCOMM,February 2000.[9]Yamaguchi T., Takahashi Y., “A queue Management algorithm for fair bandwidthallocation”, Computer Communications, April 2007.[10] Hollot C.V., Misra V., Towsley D., Gong W., „Analysis and Design of Controllers forAQM Routers Supporting TCP Flows“, IEEE Transactions on Automatic Control, June 2002.[11] Fengyuan R. Y. R. and S. Xiuming (2002). Design of a Fuzzy Controller for ActiveQueue Management, Computer Communications, vol. 25, pp. 847-883, Elsevier Science.[12] {govindas, zaruba}@cse.uta.edu[13] Fuzzy Proactive Queue Management Technique,Saman Taghavi Zargar, MohammadHossein Yaghmaee, Amin Milani Fard[14] Kapadia, W. Feng, R. H. Campbell, "Green: a TCP equation-based approach to activequeue management", UIUC Technical Report: UIUCDCS-R-2004-2408/UILU-ENG-2004-1710, February 2004.[15]Athuraliya S., Lapsley D.E., Low S.H., ”Random Exponential Marking for internetcongestion control”, IEEE Transactions on Network, June 2001.[16] Dimitriou S., Tsaoussidis V., „Adaptive Head-to-Tail: Active Queue Managementbased on implicit congestion signals“, Computer Communications, February 2009.[17] Deng X., Yi S., Kesidis G., Das C.R., “Stabilised Virtual Buffer (SVB) – An ActiveQueue Management Scheme for Internet Quality of Service”, IEEE Globecom, November2002. 16
  • Aktivno upravljanje redovima[18] S. Athuraliya and S. H. Low, "Optimization Flow Control with Newton-Like Algorithm"Journal of Telecommunication Systems, vol. 15, pp. 345-358, 2000.[19] GREEN: Proactive Queue Management over a Best-Effort Network ,Wu-chun Feng,Apu Kapadia , Sunil Thulasidasa[20] Techniques in Internet Congestion Control ,Bartek Peter Wydrowski, Submitted forexamination for the fulfilment of the degree of Doctor of Philosophy, February 2003.[21] The Yellow active queue management algorithm, C. Long, B. Zhao, X. Guan, J. Yang,Computer Networks, Volume 47, Issue 4, March 2005.[22] Hong J., Joo C., Bahk S., ”Active queue management algorithm consideringqueue and load states”, Computer Communications, November 2006.[23] Sun J., Zukerman M., “RaQ: a robust active queue management scheme based onrate and queue length”, Computer Communications, February 2007. 17
  • Aktivno upravljanje redovima 18
  • Aktivno upravljanje redovima 19
  • Aktivno upravljanje redovima 20
  • Aktivno upravljanje redovima 21
  • Aktivno upravljanje redovima 22
  • Aktivno upravljanje redovima 23
  • Aktivno upravljanje redovima 24
  • Aktivno upravljanje redovima 25
  • Aktivno upravljanje redovima 26
  • Aktivno upravljanje redovima 27
  • Aktivno upravljanje redovima 28
  • Aktivno upravljanje redovima 29
  • Aktivno upravljanje redovima 30
  • Aktivno upravljanje redovima 31
  • Aktivno upravljanje redovima 32
  • Aktivno upravljanje redovima 33
  • Aktivno upravljanje redovima 34