什么是拥塞控制 NS2仿真机拥塞控制研究

NS2仿真机拥塞控制研究

１ＴＣＰ拥塞控制基本算法 ＴＣＰ发送端使用ＡＣＫ（ａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｅｍ ｅｎｔ）来确认封包是否被接收［２］，若封包被接收，接 收端会根据收到的封包号码返回一个ＡＣＫ，并触发发送端 再发送新的封包。若收到的封包为非连续的，则返回号码相 同的ＡＣＫ（ｄｕｐｌｉｃａｔｅＡＣＫ）。ＴＣＰ使用Ａ ＣＫ以及重送的方式来提供可靠服务。ＴＣＰ的拥塞控制主 要分为５个阶段［３］，分别为慢启动（Ｓｌｏｗ－ｓｔａ ｒｔ）、拥塞避免（ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎａｖｏｉｄ－ａｎｃｅ）、快速重传（ｆａｓｔｒｅｔｒａｎｓｍｉｓｓｉ ｏｎ）、快速恢复（ｆａｓｔｒｅｃｏｖｅｒｙ）以及过期 重传（ｔｉｍｅｏｕｔｒｅｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ）。

ＴＣＰ利用ＡＣＫ检测网络状况并且提供可靠的服务，在调 整发送端发送速率时用慢启动门限（ｓｓｔｈｒｅｓｈ）与 ｃｗｎｄ的值来区分慢启动或者拥塞避免。其基本算法为 ［４－５］：式中，当ｃｗｎｄ小于ｓｓｔｈｒｅｓｈ时， ＴＣＰ处于慢启动阶段，每收到一个ＡＣＫ，ｃｗｎｄ值会 加１，因此每经过一个ＲＴＴ的时间，ｃｗｎｄ的值增加１ 倍。当ｃｗｎｄ的值大于ｓｓｔｈｒｅｓｈ时，ＴＣＰ处于 拥塞避免阶段。在这个阶段，ｃｗｎｄ以线性方式增加，大 约每过一个ＲＴＴ，ｃｗｎｄ值才会增加一个ｓｅｇｍｅｎ ｔ，以避免ｃｗｎｄ增加过快而导致封包丢失（ｐａｃｋｅ ｔｌｏｓｓ）。如果检测到封包丢失或者过期，则ＴＣＰ的 发送端会重新将ｓｓｔｈｒｅｓｈ值设定为发生拥塞时的 门限值的一半，然后使用慢启动重发遗失的封包。

２ＴＣＰＶｅｇａｓ算法 Ｖｅｇａｓ通过３种方法来提高网络性能，实现增加传 送吞吐量（ｔｈｒｏｕｇｈｐｕｔ）并减少封包遗失的发生。

这３种方法分别是：新的重送机制（ｎｅｗｒｅｔｒａｎｓ ｍｉｓｓｉｏｎｍｅｃｈａｎｉｓｍ）、新的拥塞避免机制 （ｎｅｗｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎａ－ｖｏｉｄａｎｃｅｍ ｅｃｈａｎｉｓｍ）、修改Ｓｌｏｗ－ｓｔａｒｔ阶段（ｍｏｄｉｆｉｅｄｓｌｏｗ－ｓｔａｒｔ）。

２．１新的重送机制ＴＣＰＶｅｇａｓ改进了重送机制， 每收到一个Ｄｕｐｌｉ－ｃａｔｅＡＣＫ时，Ｖｅｇａｓ会 注意ＲＴＴ是否大于超时的值，以便检查是否有超时发生；

若有，Ｖｅｇａｓ将会直接重发此包而不需等待经过３个Ｄ ｕｐｌｉｃａｔｅＡＣＫ。当封包被重发且返回新的ＡＣＫ 值时，Ｖｅｇａｓ会注意第一个或者第二个返回的ＡＣＫ值， 以检测随后的封包是否超时，并重发遗失的包。可见，Ｖｅ ｇａｓ能及早检测出是否有封包遗失并立即重送遗失的封 包。

２．２新的拥塞避免机制ＴＣＰＶｅｇａｓ通过观察Ｒ ＴＴ的变化来控制ｃｗｎｄ的大小。Ｖｅｇａｓ的拥塞控制 算法［６－７］如下。Ｖｅｇａｓ根据预期发送率和实际发 送率之间的差异（Ｄｉｆｆ）来调整ｃｗｎｄ的大小。当Ｄ ｉｆｆ的值大于β时，说明传送的速率太快，应降低ｃｗｎ ｄ的值来缓解发送速率；
反之，当Ｄｉｆｆ值小于α时，需 要增大ｃｗｎｄ的值来增加传送速率。

２．３修改Ｓｌｏｗ－ｓｔａｒｔ阶段ＴＣＰＶｅｇａ ｓ除了能有效使用额外频宽外，也要避免因发送率太高而发 生封包遗失的情况。因此在Ｓｌｏｗ－ｓｔａｒｔ阶段，Ｔ ＣＰＶｅｇａｓ减缓了ｃｗｎｄ增加的速度来检测及避免 封包遗失。Ｖｅｇａｓ修改了ＴＣＰ的Ｓｌｏｗ－ｓｔａｒ ｔ算法，ｃｗｎｄ在经过２个ＲＴＴ时间后才会增加１倍。与ＴＣＰＲｅｎｏ不同的是，Ｖｅｇａｓ根据预期的发送率 和实际发送率之间的差值来调整ｓｓｔｈｒｅｓｈ的值，当 Ｖｅｇａｓ检测到有队列产生时，Ｖｅｇａｓ就由Ｓｌｏｗ －ｓｔａｒｔ进入ＣｏｎｇｅｓｔｉｏｎＡｖｏｉｄａｎ ｃｅ阶段。

２．４影响ＴＣＰＶｅｇａｓ性能的因素在实际的网络 中，存在着很多能够影响ＴＣＰ效果的因素，但主要有３类 ［８］：平均往返时间（ＲＴＴ）；
时钟粒度（ｔｉｍｅｒ ｇｒａｎｕｌａｒｉｔｙ）；
慢启动门限（Ｓｌｏｗ－ｓｔ ａｒｔｔｈｒｅｓｈｏｌｄ）。（１）平均往返时间。网络 中同时有多条ＴＣＰＣｏｎｎｅｃｔｉｏｎ共用相同链路 时，由于ＲＴＴ较短的链接闲置时可以更快地取得Ｌｉｎｋ 上的可用频宽，因此ＲＴＴ较短的ＴＣＰＣｏｎｎｅｃｔｉ ｏｎ拥有较好的传输效果［９］。（２）时钟粒度。通常Ｔ ＣＰ在实际运作时不会随时关注封包是否过期（Ｔｉｍｅｏ ｕｔ），而是设置一个闲置时间值（Ｃｏａｒｓｅ－Ｇｒａ ｉｎＴｉｍｅｒ），每隔一段时间才会检查是否有封包过期 了。当有封包遗失时，则一个封包从遗失直到Ｔｉｍｅｏｕ ｔ被重送的时间会增加。（３）慢启动门限。ｓｓｔｈｒｅ ｓｈ的值决定终止Ｓｌｏｗ－ｓｔａｒｔ后开始进入Ｃｏ ｎｇｅｓｔｉｏｎＡｖｏｉｄａｎｃｅ时ｗｉｎｄｏｗ的 大小［１０］。若ｓｓｔｈｒｅｓｈ的值设置太大，ＴＣＰ 很可能因为发送太快而产生很多封包遗失；
若设置得太小，会使得ＴＣＰ因过早进入ＣｏｎｇｅｓｔｉｏｎＡｖｏｉ ｄａｎｃｅ阶段，而使得频宽的使用率降低。

３仿真与分析 本文使用ＮＳ２（ｎｅｔｗｏｒｋｓｉｍｕｌａｔｏｒ ｖｅｒｓｉｏｎ２）作为仿真平台，ＮＳ２是面向对象的、 离散事件驱动的网络环境模拟器［１１－１２］，主要用于 解决网络研究方面的问题。在ＮＳ２中建立网络模型，分别 仿真ＴＣＰＶｅｇａｓ在ＲＴＴ、ＴｉｍｅｒＧｒａｎｕｌ ａｒｉｔｙ和Ｓｌｏｗ－ｓｔａｒｔＴｈｒｅｓｈｏｌｄ 因素影响下的性能，并与ＴＣＰＲｅｎｏ版本进行对比。

３．１ＲＴＴ对Ｖｅｇａｓ的影响图１为仿真模型，我 们建立两条ＴＣＰ链路，第一条存在于Ａ０与Ｂ０之间（Ｆ ＴＰ０），第二条存在于Ａ１与Ｂ１之间（ＦＴＰ１），其 中ＦＴＰ０的ＲＴＴ时间较短。仿真时间设定为４０ｓ。图 ２为ｃｗｎｄ变化图。可以看出，由于ＦＴＰ０（ｃｗｎｄ ０－ｒｔｔ－ｖｅｇａｓ．ｔｒ）的ＲＴＴ较短，所以在Ｓ ｌｏｗ－ｓｔａｒｔ期间，ＡＣＫ回来的时间较短，ＦＴＰ ０的ｃｗｎｄ值可以有较快速度的增加。在频宽被塞满之前， ＦＴＰ０有较多时间来增加其ｗｉｎｄｏｗ值。与此同时， ＲＴＴ较长的ＦＴＰ１（ｃｗｎｄ１－ｒｔｔ－ｖｅｇａｓ． ｔｒ）的ｃｗｎｄ值就低于ＦＴＰ０。当Ｄｉｆｆ值维持在 稳定范围（α＜Ｄｉｆｆ＜β）之后，拥塞窗口不再变化， 维持在稳定状态。表１为在ＲＴＴ影响下，此模型中Ｒｅｎｏ版本与Ｖｅｇａｓ版本的吞吐量比较。

３．２ＴｉｍｅｒＧｒａｎｕｌａｒｉｔｙ对Ｖｅｇａ ｓ的影响ＴｉｍｅｒＧｒａｎｕｌａｒｉｔｙ仿真模型同 样建立２条ＴＣＰ链路（见图３），第一条存在于Ａ０与Ｂ ０之间（ＦＴＰ０），第二条建立在Ａ１与Ｂ１之间（ＦＴ Ｐ１）。在仿真中需要设定一组Ｃｏａｒｓｅ－ｇｒａｉｎ Ｔｉｍｅｏｕｔ的值，为了典型起见，将第一组ＦＴＰ０和 ＦＴＰ１都设定为０．５ｓ，第二组ＦＴＰ０设定为０．５ ｓ，ＦＴＰ１设定为０．１ｓ，仿真时间都设定为４０ｓ。

在本次仿真中，由于ＴＣＰＣｏｎｎｅｃｔｉｏｎ在Ｓｌｏ ｗ－ｓｔａｒｔ时都是以２的倍数方式增加，网络上的缓冲 区很快就被用完，进一步导致大量封包遗失情形出现。从表 ２中可以看出，Ｔｉｍｅｏｕｔ对Ｒｅｎｏ影响很大，将Ｃ ｏａｒｓｅ－ＧｒａｉｎＴｉｍｅｏｕｔ的值设置小后，由 于ＦＴＰ１恢复时间较短，所以Ｒｅｎｏ平均吞吐量明显好 转。由于ＮｅｗＲｅｎｏ在Ｔｉｍｅｏｕｔ发生前利用Ｆａ ｓｔＲｅｃｏｖｅｒｙ开始重发，因而差异不大。对于Ｖｅ －ｇａｓ因为没有发生Ｔｉｍｅｏｕｔ，在执行中得到的结 果相同见图４， ３．３Ｓｌｏｗ－ｓｔａｒｔＴｈｒｅｓｈｏｌｄ对Ｖ ｅｇａｓ的影响频带延迟乘积（ｂａｎｄｗｉｄｔｈ－ｄｅ ｌａｙｐｒｏｄｕｃｔ）代表在任意时间，发送端到接收端 路径上最多能容纳的包的个数。图５为仿真模型，当频带延迟乘积值较大而ｓｓ－ｔｈｒｅｓｈ值较小，发送端进入Ｃ ｏｎｇｅｓｔｉｏｎＡｖｏｉｄａｎｃｅ之后需要经过较 长时间ｃｗｎｄ的值才会增加到一个合适的值。从表３的仿 真结果中可以看到，频宽设置越大，频带利用率却越低。这 是由于假设的ＲＴＴ值不变，当进入Ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ Ａｖｏｉｄａｎｃｅ阶段后，ｃｗｎｄ的速度就稳定下来， 吞吐量也基本保持稳定。因此，在高速且频带延迟乘积很大 情况下，ｓｓｔｈｒｅｓｈ的值的设定非常重要。

４结束语 本文通过ＮＳ２仿真平台，研究了ＴＣＰＶｅｇａｓ协 议的性能。分别对ＴＣＰＶｅｇａｓ在平均往返时间，时钟 粒度以及慢启动门限３个因素影响下做出仿真，得出了ＴＣ ＰＶｅｇａｓ的性能曲线，通过对比平均吞吐量的变化情况， 可见ＴＣＰＶｅｇａｓ较其他版本的ＴＣＰ协议有更好的 性能。