AQM MEHANIZMI

914 views

Published on

Published in: Education, Technology
0 Comments
0 Likes
Statistics
Notes
  • Be the first to comment

  • Be the first to like this

No Downloads
Views
Total views
914
On SlideShare
0
From Embeds
0
Number of Embeds
4
Actions
Shares
0
Downloads
16
Comments
0
Likes
0
Embeds 0
No embeds

No notes for slide

AQM MEHANIZMI

  1. 1. UNIVERZITET U SARAJEVUELEKTROTEHNIČKI FAKULTET U SARAJEVU PROJEKAT: -Aktivno uravljanje redovima - Kvaliteta usluge u telekomunikacijskim mrežama Grupa: Aldina Bajraktarević Anida GaribSarajevo, 27.02.2011.god. Mia Guso
  2. 2. Aktivno upravljanje redovima2SADRŽAJUVOD.........................................................................................................................................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........................................................................................................................ 9 3.2 YELLOW...............................................................................................................10 3.3 GREEN...................................................................................................................11 4. KOMBINIRANI AQM ALGORITMI..........................................................................13 5. POREĐENJE NEKIH AQM ALGORITAMA.............................................................16ZAKLJUČAK...........................................................................................................................19REFERENCE............................................................................................................................20 2
  3. 3. Aktivno upravljanje redovima3 UVODS 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 naruterima je omogućavanje primitka bursty paketa koji će se dalje odaslati tokom perioda kadaje dolazni promet manji od kapaciteta odlaznog kanala. Održavanje relativno malih redovačekanja na ruterima stoga može dovesti do veće propusnosti i manjeg kašnjenja.Rješenje problema punih spremnika je u tome da ruteri pakete odbacuju prije nego sespremnici popune, tako da krajnji uređaji mogu ranije reagirati na nastanak zagušenja. Ovaj sepristup naziva aktivno upravljanje redovima čekanja (AQM – engl. Active QueueManagement), a preporučuje ga IETF u RFC-u 2309 [2]. Održavanjem male veličine redovačekanja smanjuje se kašnjenje, što je od posebne važnosti za interaktivne tokove čija radnasvojstva direktno ovise o kašnjenju. Aktivno upravljanje redovima čekanja osigurava da uspremnicima gotovo uvijek ima mjesta za prihvatanje pristiglog paketa, čime se eliminiramogućnost Lock-Out-a* i povećava pravednost prema bursty tokovima. Tehnike aktivnogupravljanja baferima (mogu da posredstvom ECN platforme (engl. Explicit CongestionNotification) sarađuju sa TCP mehanizmima kontrole zagušenja. Ovo je veoma bitno jer seprocenjuje da preko 90% internet saobraćaja koristi TCP protokol. Još jedna bitna prednostAQM mehanizama jeste mogućnost njihove postepene i nesmetane implementacije upostojeću 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
  4. 4. Aktivno upravljanje redovima4 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 do vrha,globalna sinhronizacija.[4] Pogotovo ukoliko dolazi do stalnih zagušenja ovaj se mehanizamne ponaša zadovoljavajuće, jer može dovesti do povećanja kašnjenja, odbacivanja skupinepaketa, nepravilne razdiobe propusnog opsega i globalne oscilacije prometnih izvora. U ciljurješavanja ovih problema objavljen je određen broj algoritama za aktivno upravljanjeredovima čekanja (Active Queue Management (AQM) mehanizmi). Slika 1.1. Osnovni zadatak AQM-a[26]Mrežni čvorovi moraju vladati s dužinom redova saobraćaja. AQM se sastoji od ispuštanja ilimarkacije paketa prije nego li red postane pun, i nezavisan je od vrste posluživanja reda,odnosno od informisanja pošiljatelja o pojavi zagušenja prije nego što dođe do prenapunjenostmeđuspremnika.[5] U posljednjih desetak godina razvijen je veći broj AQM mehanizama zaranu dojavu zagušenja. S obzirom na temelj za procjenu zagušenja, moguće je ove mehanizmepodijeliti u tri osnovne skupine (Slika 1.2) :  Mehanizme koji se temelje na veličini reda čekanja;  Mehanizmi koji procjenu stepena zagušenja temelje na brzini dolaznog prometa;  Kombinirani mehanizmi. Slika 1.2. Podjela AQM mehanizama [6] 4
  5. 5. Aktivno upravljanje redovima5 2. AQM ALGORITMI KOJI SE TEMELJE NA VELIČINI REDA ČEKANJAOdbacivanje paketa je neučinkovito te je isplativije definirati metode nadzora, predviđenja ipreventivnog reagiranja na uvjete 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 i gubitka paketa,osiguranje visoke razine iskorištenja mreže i izbjegavanje negativne diskriminacije burstyprometa. Slika 2.1. Funkcionisanje RED mehanizma**Pri proračunu prosječne veličine reda čekanja u obzir se uzima i period u kojem je red bioprazan (period neaktivnosti), i to na način da se procijeni broj m malih paketa koji su se moglitransmitirati 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 linearno raste od 0 do maxp: max p ( avg − min th ) pb = max th − min thEfikasnost RED algoritma zavisi, u velikoj mjeri, o prikladnom izboru vrijednosti parametaraza očekivani profil mrežnog prometa. Iako je RED najpoznatiji i najčešće korišteni algoritamaktivnog upravljanja redovima čekanja, smjernice za izbor vrijednosti parametara REDmehanizma nisu dobro definirane. Ideja da veličina reda čekanja može služiti kao jediniindikator zagušenja jer u potpunosti predstavlja opterećenost mreže potvrđena je simulacijamakoje pretpostavljaju idealiziranu verziju mrežnog prometa i značajno se razlikuju od stvarnogIP prometa. Na primjer, u većini simulacija korišten je ograničen broj tokova koji su velikogtrajanja i konstantnog vremena obilaska (RTT- engl. round trip time). Takav je promet blageprirode, što je u suprotnosti s bursty prirodom prometa i rezultirajućim varijacijamaopterećenja mreže kod stvarnih IP mreža. Stoga, u realnim uvjetima prometa, korištenjepredloženog RED mehanizma 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
  6. 6. Aktivno upravljanje redovima6Upravo ova činjenica rezultira razvojem različitih varijacija RED mahanizma, u ciljunjegovog poboljšanja kao što su: FRED (engl. Flow RED), SRED (engl. Stabilized RED),DSRED (engl. Double Slope RED), ARED (engl. Adaptive RED), PD-RED (Proporcionalno-derivacijski RED), LR-RED (engl. Loss Ratio-based RED), SHRED (engl. Short Lived FlowFriendly RED), StoRED (engl. Stochastic RED), RIO (engl. RED In or Out). Pored REDalgoritama, postoji i tkz. CBT (engl. Class Based Thresholds) algoritam upravljanja redovimačekanja koji nastoji zaštititi TCP tokove od neaktivnih UDP tokova, ali i izolirati neke tipoveUDP prometa od drugih. Naime, UDP tokovi koji služe za prenos multimedijskih aplikacijasu obično konstantne male brzine i osjetljivi su na utjecaj brzih nereaktivnih tokova, posebnona povećanje broja odbačenih paketa. Stoga CBT nastoji sačuvati pozitivna svojstva REDalgoritma, ograničiti utjecaj nereaktivnih tokova, ali i omogućiti UDP tokovima zauzimanjeodređenog dijela ukupnog kapaciteta bez potrebe za vođenjem statistike o svakom aktivnomtoku. CBT se može promatrati kao pojednostavljenje FRED algoritma. Ideja CBT algoritma jeizolirati TCP promet od utjecaja ostalog prometa na način da se ograniči prosječan brojostalih paketa koji se istovremeno mogu nalaziti u redu čekanja. Također mehanizam kojipoboljšava RED je PI regulator (proporcionalno-integracijski regulator) čiji je cilj eliminiratigrešku koju algoritmi poput RED-a imaju u stabilnom stanju i koja dovodi do oscilacija uveličini reda čekanja pri konstantnom opterećenju usmjernika. Greškom se smatra razlika uveličini reda čekanja pri stacionarnim uvjetima i konstantne referentne vrijednosti. Kakoprema teoriji upravljanja integracijski regulatori u stabilnom stanju nemaju pogrešku, PIalgoritmom se nastoji zadržati veličina reda čekanja oko referentne vrijednosti, neovisno oopterećenju. Nažalost, istraživanja dokazala da AQM sa PI kontrolerom nije robustan kaoodgovor na nesigurnosti u mreži i povećanju broja izvora.[11] Slika 2.2. PI integrator [10]Kako su kod većine AQM mehanizama parametri algoritma postavljeni za rad na tačnoodređenoj radnoj tački, radna svojstva su im u realnom scenariju s promjenjivim mrežnimuvjetima loša, predlaže se korištenje AQM mehanizma koji se temelji na upravljanjukorištenjem neizrazite logike (engl. fuzzy logic). Autori su na temelju lingvističkog modela (ane matematičkog kao što je to bio slučaj kod do sada spomenutih AQM mehanizama) sistemarazvili FEM (engl. Fuzzy Explicit Marking) mehanizam s nelinearnom funkcijomvjerojatnosti označavanja paketa, koji nastoji održati veličinu reda čekanja oko ciljanevrijednosti. Slika 2.3. FEM sistem[10] 6
  7. 7. Aktivno upravljanje redovima7Postoje i CHOKe i PUNSI algoritmi, čije će osobenosti biti navedene u nastavku. Osnovni ciljCHOKe (engl. CHOse and Keep for responsive flows, CHOse and Kill for unresponsiveflows) algoritma jest što nastoji jednostavnijim mehanizmom kontrolirati nereaktivne tokove.Predlaže se mala modifikacija običnog FIFO reda čekanja upravljanog RED algoritmom.CHOKe algoritam prikazan je slikom 2.4, gdje osjenčana polja predstavljaju funkcije CHOKealgoritma, dok su ostale funkcije standardnog RED algoritma. Slika 2.4. 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 (slika 2.5.). Slika 2.5. Osnovi princip rada CHOKe[26]Ako paketi pripadaju istom toku, oba se odbacuju, a ako pripadaju različitim tokovimaslučajno se odabrani paket ostavlja dok se tek pristigli paket dodaje u FIFO red čekanja sodređenom vjerojatnošću koja ovisi o stupnju zagušenja (ova se vjerojatnost računa kao uRED algoritmu). Sa slike 2. Može se zaključiti da će se paketi nereaktivnih tokova češćeodbacivati od paketa reaktivnih tokova. CHOKe je vrlo jednostavan za implementaciju, nezahtijeva informaciju o aktivnim tokovima i kontrolira nereaktivne tokove. Ipak, CHOKeponekad kažnjava ne samo UDP tokove velike brzine, nego i TCP tokove. Također, CHOKenema dobre rezultate ako se u redu čekanja nalazi samo manji broj paketa nereaktivnihtokova, što odgovara ranim fazama zagušenja. Nedostatke CHOKe algoritma pokušavaispraviti PUNSI (Penalizing Unresponsive flows with Stateless Information). 7
  8. 8. Aktivno upravljanje redovima8 Slika 2.6. PUNSI algoritam [9]Razlika 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 među 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 (engl. tail) nego na početku (engl. 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. 8
  9. 9. Aktivno upravljanje redovima9 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 vjerovatnoća 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 nastankuzagušenja. 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 3.1.: Slika 3.1. BLUE Algoritam [12]Na prethodnoj slici možemo vidjeti da se vjerovatnoća označavanja paketa ažurira i kadaveličina reda čekanja premaši određenu vrijednost. Ovo omogućava prihvatanje prolaznihbursty paketa te olakšava kontroliranje kašnjenja u situaciji kada je veličina spremnika velika.Pri proračunu vjerovatnoće 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 vjerovatnoći označavanja paketa stupi na snagu prije negose vjerovatnoća 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 zagušenjem 9
  10. 10. Aktivno upravljanje redovima10prekonzervativan ili preagresivan, vrijednost parametra δ1 treba biti veća od vrijednosti δ2.Vrijednost parametra freeze_time treba se podesiti prema vremenu obilaska (RTT - eng.round trip time) tokova na ruteru, tako da promjene u vjerovatnoći označavanja paketa djelujuna izvore paketa prije novog ažuriranja vrijednosti pm. Dakle, za veze s velikim kašnjenjem(npr. Satelitske veze) vrijednost parametra freeze_time bi trebala biti veća nego kod veza smalim kašnjenjem. Parametri δ1 i δ2 trebaju se podesiti tako da, ovisno o parametrufreeze_time, omoguće promjenu vrijednosti vjerovatnoće pm iz 0 u 1 (i obratno) u onomvremenskom intervalu u kojem može doći do velike promjene u opterećenju usmjernika(najčešće 5 do 30 sekundi). Ovo je u suprotnosti s algoritmima koji upravljaju redovimačekanja prema veličini reda čekanja, kod kojih se vjerovatnoća označavanja (i odbacivanja)paketa može promijeniti iz 0 u 1 u samo nekoliko milisekundi, čak i pri konstantnomopterećenju rutera. Spomenimo i tkz. Stohastic Fair BLUE (SFB) algoritam koji je proširenjeBLUE algoritma koje se temelji na Bloomovom filtru. Cilj je ovog mehanizma identificirati iograničiti nereaktivne tokove korištenjem malog skupa informacija o tokovima. 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 brzine 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 = , RTT × pgdje je BW propusnost veze, MSS najveća veličina segmenta, RTT round trip vrijeme, p jevjerovatnoća gubitka paketa i c je konstanta koja zavisi o priznanju strategije koja se koristi(npr., kasni ili svaki paket) kao i da li se pretpostavlja da li se paketi gube, povremeno ilislučajno.[19] Osnovni rad GREEN-a ne zahtijeva informacije o stanjima svakog toka. N iMSS se mogu lako procijeniti. GREEN ima minimalne zahtjeve za stanja. GREEN algoritamse opisuje sljedećim zakonom upravljanja: P( t + ∆T ) = P( t ) + ϕ ( t ) ⋅ U ( δ ( t ) )gdje je δ (t ) = α ⋅ ( X (t ) − u ⋅ C(t ) ) + 1 x ≥ 0 U ( x) =  − 1 x < 0 ϕ ( 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 10
  11. 11. Aktivno upravljanje redovima11 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 3.2. Slika 3.2. 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. Osnovnirad 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, stvara semala iskorištenost a tamo gdje je period brzine dolaska iznad kapaciteta stvara se čekanje ikašnjenje. GREEN poboljšava integralni zakon upravljanja 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 činjenicom da tradeoff - ruter morabiti u stanju zaključiti RTT toka. U radu [14] predstavljeni su preliminarni rezultati zaGREEN ruter gdje je pretpostavljeno da se RTT zna na ruteru. GREEN ne smije koristiti nitijedno stanje toka da bi dokazao da posjeduje beneficiju za pravedno raspoređivanje. Stoga,APU Kapadia[14] predstavlja dva pristupa za procjenu RTT-a bez potrebe stanja toka:Ugrađeni RTTs i IDMaps.3.3 YELLOWYellow je algoritam koji je nastao kombinacijom najboljih osobina RED i BLUE algoritama.Ovaj algoritam koristi faktor opterećenja (link utilization), kao glavnu mjeru za upravljanjezagušenjem.[21]Osnovna mjera zagušenja kod YELLOW mehanizma upravljanja redovima čekanja [21] jerazlika između 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 određuje funkciju upravljanja redom 11
  12. 12. Aktivno upravljanje redovima12čekanja 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  max QDLF ,  za q > q ref  f ( q( t ) ) =    (α − 1) q + q ref    γβq ref za 0 ≤ q ≤ q ref   ( β − 1) q + q ref gdje QDLF određuje gornju graničnu vrijednost brzine pražnjenja reda čekanja, qref je referentna veličina reda čekanja (obično 20-30 paketa), a α i β su parametri koji predstavljaju kompromis izmenu brzine odziva i stabilnih radnih svojstava sustava. Parametar γ je faktor iskorištenja kanala. • Dostupni virtualni kapacitet ĉ ažurira se korištenjem funkcije upravljanja redom čekanja, a zatim se računa faktor opterećenja z: ĉ(q)=f(q)c z = (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 odbacivanja paketa 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 između trenutne i ciljane iskorištenosti kanala veća, to će i vrijednost promjene vjerojatnosti označavanja biti veća. Parametar δ definira raspon ciljanog pojasa iskorištenosti kanala. Vrijednost parametra α treba biti veća od vrijednosti parametra β, budući da jepoželjno što prije smanjiti broj paketa u redu čekanja ako je njegova veličina premašilareferentnu vrijednost. Parametar Δ utječe na brzinu promjene vjerojatnosti označavanja paketau slučaju nastanka ili prestanka zagušenja. Veća vrijednost ovog parametra omogućuje bržureakciju na promjene u stanju mreže, ali i uzrokuje veće oscilacije u veličini reda čekanja nausmjerniku, dok će s manjom vrijednošću te oscilacije biti manje, ali će i vrijeme dovođenjasistema u stabilno stanje biti duže. Autori predlažu korištenje dvije različite vrijednosti ovogparametra, jedne za povećanje (Δ i), a druge za smanjenje vjerojatnosti označavanja paketa(Δd). Stoga parametri Δi i α definiraju rad algoritma u trenucima kada je red čekanja veći odreferentne vrijednosti, a Δd i β u trenucima kada kapacitet kanala nije dovoljno iskorišten.[21]Autori su u simulacijama pokazali da uvođenje funkcije upravljanja redom čekanja kodYELLOW algoritma kao dodatne mjere zagušenja (uz brzinu dolaznog prometa kao osnovnumjeru zagušenja) za rezultat ima robusnija radna svojstva s obzirom na promjenu vremenaobilaska (RTT) u odnosu na druge algoritme koji se temelje na brzini dolaznog prometa.Pokazano je, takoner, da korištenje YELLOW algoritma rezultira manjim kašnjenjem ivarijacijom kašnjenja na usmjernicima nego u slučaju korištenja AVQ ili BLUE mehanizma. 12
  13. 13. Aktivno upravljanje redovima13 3.4 JOŠ NEKI AQM ALGORITMISelective Fair Early Detection (SFED) algoritam temelji se na kontroliranju brzine prometana usmjerniku i može se koristiti i s veoma jednostavnim algoritmima za određivanjeredoslijeda posluživanja pristiglih paketa, poput FIFO algoritma. SFED održava filtar skreditima (eng. token bucket) za svaki aktivni tok (ili grupu tokova) na usmjerniku. Brzinapunjenja kredita u skladu je s dodijeljenim kapacitetom za svaki tok. Odluka o odbacivanju(označavanju) paketa nekog toka ovisi o trenutnom broju kredita u filtru promatranog toka.Pri svakom dodavanju paketa u red čekanja na usmjerniku smanjuje se broj kredita u filtrutoka kojem pristigli paket pripada. SFED osigurava ranu detekciju i dojavu zagušenjaizvorima. Slika 3.4 Vjerojatnost odbacivanja paketa u filtru s kreditimaNedostatke SFED algoritma (složenost algoritma) , rješava FABA (Fair Adaptive BandwidthAllocation) algoritam za upravljanje redovima čekanja. To je proširenje SFED algoritma kojezahtijeva O(1) računskih operacija pri dodavanju paketa u red čekanja i pri posluživanjupaketa, što FABA algoritam čini skalabilnim i znatno pogodnijim izborom za korištenje upraksi od SFED-a. Autori su simulacijom pokazali da, u odnosu na RED i CHOKe, korištenjeFABA algoritma rezultira pravednijom podjelom ukupnog kapaciteta kanala među aktivnimtokovima, čak i za veliki broj HTTP, FTP ili Telnet veza (oko 1000 aktivnih veza).Algoritam AVQ radi na principu da se stvarnom redu čekanja pridružuje i virtualni redčekanja sa spremnikom jednake veličine kao kod stvarnog reda čekanja i pripadnimvirtualnim kapacitetom manjim od kapaciteta stvarnog kanala. Pri svakom dolasku paketa ustvarni red čekanja ažurira se i popunjenost virtualnog reda. Paketi se označavaju (iliodbacuju) ako done do preteka virtualnog spremnika. Virtualni se kapacitet kanala ažuriratako da ukupan dolazni promet bude jednak ciljanoj iskorištenosti stvarnog kapaciteta kanala.Teško je postići zadovoljavajući kompromis između kašnjenja na ruterima i iskorištenjaukupnog kapaciteta kanala korištenjem konstantne vrijednosti parametra γ (ciljanoiskorištenje raspoloživog kapaciteta) AVQ algoritma. Ovo uzrokuje nastanak poboljšaneverzije AVQ algoritma, koja je nazvana SAVQ. 4. KOMBINIRANI AQM ALGORITMI 13
  14. 14. Aktivno upravljanje redovima14Što se tiče kombiniranih algoritama za aktivno upravljanje redovima postoje sljedećialgoritmi:REM (Random exponentional marking) i SVB (Stabilized virtual buffer), AQMalgortimi koji uzimaju u obzir stanje reda i opterećenja,te RaQ kombiniranialgoritam.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 krajnjikorisnik, 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 4.1. 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 4.1.).U slučaju korištenja SVB algoritma za dojavu zagušenja označavanjem paketa, pri povećanjubroja aktivnih tokova udio odbačenih paketa ostaje malen (udio je konstantno manji od 0,1%),iskorištenost kapaciteta kanala ostaje visoka, a veličine reda čekanja nema većih oscilacija. 14
  15. 15. Aktivno upravljanje redovima15 Tabela 4.1. AQM mehanizmi s odbacivanjem paketa[16]Posebno dobra svojstva SVB je pokazao za promet koji je mješavina kratkih i dugih tokova,gdje, za razliku od REM-a I RED-a, povećanje broja aktivnih kratkih tokova ne uzrokujepovećanje prosječne veličinereda čekanja.U [22] se predlaže korištenje još jednog algoritma koji u obzir uzima i veličinu reda čekanja ibrzinu prometa. To je AQM algoritam koji uzima u obzir stanje reda i opterećenje. Priračunanju vjerojatnosti odbacivanja paketa koriste se dvije funkcije: jedna za izračunprosječne veličine reda čekanja, a druga za procjenu brzine promjene te veličine.Prosječna veličina reda čekanja se računa korištenjemEWMA filtra. Procjena brzine dolazakapaketat računa se korištenjem eksponencijalnog usrednjavanja.Algoritam nastoji stabilizirati veličinu reda čekanja oko referentne vrijednosti na način dapredviđa promjenu veličine reda čekanja u kratkom vremenskom intervalu te prilagođavavjerovatnost odbacivanja paketa tako da buduća razlika između referentne i prosječneveličine reda čekanja bude minimalna.Vjerovatnost odbacivanja paketa se računa iz procjenebrzine dolaska paketa.U usporedbi s RED, A-RED i BLUE algoritmima, predloženi algoritam u dinamičkimuvjetima prometa ima mali udio odbačenih paketa i visoku iskoristivost kanala. Algoritamuspješno zadržava veličinu reda čekanja oko referentne vrijednosti, s malom standardnomdevijacijom.Pored prethodna tri gore navedena navest ćemo još jedan RaQ kombinirani AQM algortiam.U [23] se predlaže korištenje RaQ (Rate and Queue-based) algoritma, još jednog mehanizmaza upravljanje redovima čekanja koji se temelji na veličini reda i brzini dolaznog prometa. Sastajališta teorije upravljanja, RaQ se može promatrati kao upravljanje korištenjem dvostrukepovratne veze. Unutrašnja povratna veza služi za upravljanje brzinom tako da RaQ brzoreagira na promjene u stanju mreže, dok se vanjska koristi za kontrolu veličine reda čekanjaoko referentne vrijednosti, čime se na usmjerniku postiže predvidljivo kašnjenje s malomvarijacijom. RaQ koristi proporcionalnu regulaciju brzine dolaznog prometa i proporcionalnointegracijski regulator veličine reda čekanja. 15
  16. 16. Aktivno upravljanje redovima166. POREĐENJE NEKIH AQM ALGORITAMAU ovom naslovu biće predstavljena samo neka od mogućih poređenja AQM algoritama,detaljniji opisi biće u implementacijskom dijelu rada. Sljedeća tabela prikazuje osnovnerazlike pojedinih AQM mehanizama: Tabela 6.1. Poređenje AQM mehanizama[26]  Sa 80% opterećenja sve tri vrste AQM mehanizama ne pružaju pojačanje;  ARED daje performanse kao i Drop Tail;  Sa ECN omogućeni PI i REM dalju bolje rezultate pri 90%-tnom opterećenju nego  Drop Tail;  Sa 90%-tnim opterećenjem PI daje bolje performance nego Drop Tail;  Sa 98%-tnim i 105%-tnim opterećenjem PI i REM su malo bolji nego Drop Tail i ARED;Na slici 12. predstavljen je AQM scenario, gdje su A-J izvorni čvorovi, 2-destinacijski čvor i1-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 i GREEN: ΔT = 10ms, ΔP = 0.001, C l =0.97% , K = 0.1. Slika 6.1. Primjer AQM scenarija [20] 16
  17. 17. Aktivno upravljanje redovima17 Slika 6.2. Rezultati simulacije[20]Slika 6.2. prikazuje rezultate koji pokazuju da su REM i Green izloženi niskim kašnjenjima uredu čekanja pri svim opterećenjima.To je rezultiralo da gotovo nema gubitaka paketa prikorištenju ovih AQM algoritama. Ova problematika će biti detaljnije razmatrana uimplementacijskom dijelu rada. Na slici 6.3. predstavljeno je poređenje AQM algoritama kojipotiču iz iste skupine tj. bazirani na brzini prometa. Osnovne karakteristike ovih algoritamasu: Blue-> Velika varijacija kašnjenja pri dinamičnom prometu; Yellow->Brz odgovor, stabilan red, malo kašnjenje u redu čekanja. Slika 6.3. Poređenje Blue i yellow algoritama[21]U zavisnosti od propusnosti i opterećenja, na slici 6.4. je predstavljen potencijalni odabirobilježavanja paketa. Slika 6.4. Markiranje paketa u zavisnosti od propusnosti i opterećenja[25]Kao što je prikazano na slici 6.5., Green osigurava značajno bolju pravednost od drugih AQMmehanizama. Krivulja za Drop Tail prikazuje pravednost(fairness) koja se očekuje se očekujepri najvećem broju gateway-a na Internetu. FRED nadmašuje Drop Tail i SFB, jer raspoređujebarem dva paketa toka, prije označavanja paketa iz tog toka. To omogućuje puno većupravednost sve dok svaki tok održava jedan do dva paketa koji čekaju na gateway-u.SFB imamanju pravednost, jer je osjetljiv na različite RTT-ove. 17
  18. 18. Aktivno upravljanje redovima18 Slika 6.5. Poređenje indeksa pravednosti za različite tokove saobraćaja[19]U slijedećoj tabeli dato je poređenje AQM mehanizama na osnovu pravednosti(fairness): Tabela 6.2. Poređenje fairness-a za navedene AQM mehanizme[26]Svaki od AQM algoritama ima svoje mane i vrline, i s pravom se može reći da ne postojiidealni mehanizam.U narednoj tabeli biće predstavljeno poređenje AQM mehanizamaprema broju potrebnih predefinisanih parametara za svaki od algoritama. Tabela 6.3. Poređenje AQM mehanizama na osnovu broja predefinisanih parametara[26] 18
  19. 19. Aktivno upravljanje redovima19ZAKLJUČAKKompanija Cisco(r) objavila je 18. juna. 2010. godine rezultate godišnje Cisco(r) VisualNetworking Index (VNI) prognoze, 2009-2014 u kojoj se predviđa da će se globalni internetsaobraćaj do 2014. godine povećati bar četiri puta na više od 3/4 zetabajta, što je deset putaviše od količine ukupnog saobraćaja preko Internet protokol mreža u 2008. godini. Do 2014.godine, IP saobraćaj privatnih korisnika (web surfovanje, instant poruke, video sadržaj kojisu kreirali sami korisnici, itd) zauzimaće rekordnih 87 %, dok će biznis IP saobraćaj (email,glasovni sadržaj, HD i video konferensing na mreži) činiti 13 % ukupnog mjesečnogglobalnog IP saobraćaja. Za samo deset godina, prosječna brzina preuzimanja podataka prekokućne Internet konekcije povećala se 35 puta[24]. Ove činjenice rezultuju da poboljšanjenadzora zagušenja i algoritama upravljanja redovima čekanja na Internetu bude jedan odnajaktivnijih područja istraživanja u posljednjih nekoliko godina. Razlog tome je potražnja zavećom propusnosti mreže, odnosno opterećenje u internet mrežama često se povećava iznadmaksimalnog kapaciteta linkova. Cilj je razviti strategije koje će rasporediti dostupne resurse(opseg i kapacitet bafera) na kapacitet saobraćaja na željeni način.Pokazalo se da korištenje bilo kojeg AQM mehanizma značajno smanjuje udio odbačenihpaketa i kašnjenje na ruterima 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. 19
  20. 20. Aktivno upravljanje redovima20REFERENCE[1] Telfor2004, Beograd[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.[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.[24] http://www.cisco.com/global/YU[25] ABE: Providing a Low Delay within Best Effort,IEEE Network Magazine May/June2001[26] Taxonomy of Active Queue Management Strategies in Context of Peer-to-PeerScenarios, Kálmán Graffi, Konstantin Pussep, Nicolas Liebau, Ralf Steinmetz, 2006 20
  21. 21. Aktivno upravljanje redovima21 21

×