31
UNIVERZITET U SARAJEVU ELEKTROTEHNIČKI FAKULTET U SARAJEVU PROJEKAT: -Aktivno uravljanje redovima - Kvaliteta usluge u telekomunikacijskim mrežama

AQM MEHANIZMI

Embed Size (px)

Citation preview

Page 1: AQM MEHANIZMI

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

Page 2: AQM MEHANIZMI

2Aktivno upravljanje redovima

SADRŽAJ

UVOD.........................................................................................................................................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.............................................................16

ZAKLJUČAK...........................................................................................................................19

REFERENCE............................................................................................................................20

2

Page 3: AQM MEHANIZMI

3Aktivno upravljanje redovima

UVOD

Stalan rast kompleksnosti (složenosti) IP mreže, kao i evolucija usluga i protokola, ostavlja otvoreno pitanje problematike poboljšanja kvaliteta usluge. Ključni izazov u IP mrežama upravo predstavlja unapređenje kvalitete usluge. Pored povećanja korisničkih zahtjeva za brže i bolje usluge, najveći razlog za uvođenje QoS-a je proboj novih servisa na tržište telekomunikacija. Jedan od najznačajnijih problema današnjeg interneta je zagušenje. Iako internet pruža servis najboljeg pokušaja na sloju mreže, rješenja za problem zagušenja su zastupljena 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 se može djelimično uspješno primjeniti u mrežama sa jedinstvenom politikom projektovanja i administracije. Značajnije širenje QoS platforme zahtjeva suštinsku promjenu načina funkcionisanja Interneta. Pored QoS koncepta postoje rješenja koja teže da podignu opšti nivo servisa, iako bez čvrstih garancija. Ovakva rješenja se ostvaruju upravljanjem baferima i raspoređivanjem paketa u baferima. [1]

Pri prosljeđivanju paketa kroz mrežu postoji kompromis između kašnjenja i propusnosti. Ako su redovi čekanja veliki, a spremnici gotovo puni, pristizanje velikog broja paketa rezultirati će odbacivanjem većeg broja paketa. Ovo može dovesti do globalne sinkronizacije tokova i dužeg vremena nedovoljnog iskorištenja mrežnih resursa. Cilj privremene pohrane paketa na ruterima je omogućavanje primitka bursty paketa koji će se dalje odaslati tokom perioda kada je dolazni promet manji od kapaciteta odlaznog kanala. Održavanje relativno malih redova čekanja na ruterima stoga može dovesti do veće propusnosti i manjeg kašnjenja.Rješenje problema punih spremnika je u tome da ruteri pakete odbacuju prije nego se spremnici popune, tako da krajnji uređaji mogu ranije reagirati na nastanak zagušenja. Ovaj se pristup naziva aktivno upravljanje redovima čekanja (AQM – engl. Active Queue Management), a preporučuje ga IETF u RFC-u 2309 [2]. Održavanjem male veličine redova čekanja smanjuje se kašnjenje, što je od posebne važnosti za interaktivne tokove čija radna svojstva direktno ovise o kašnjenju. Aktivno upravljanje redovima čekanja osigurava da u spremnicima gotovo uvijek ima mjesta za prihvatanje pristiglog paketa, čime se eliminira mogućnost Lock-Out-a* i povećava pravednost prema bursty tokovima. Tehnike aktivnog upravljanja baferima (mogu da posredstvom ECN platforme (engl. Explicit Congestion Notification) sarađuju sa TCP mehanizmima kontrole zagušenja. Ovo je veoma bitno jer se procenjuje da preko 90% internet saobraćaja koristi TCP protokol. Još jedna bitna prednost AQM mehanizama jeste mogućnost 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 TCP predajnika.Odnosno, on nastaje u situacijama kada Drop Tail omogući jednom ili nekolicini tokova zauzimanje cijelog spremnika na usmjereniku.

3

Page 4: AQM MEHANIZMI

4Aktivno upravljanje redovima

1. AKTIVNO UPRAVLJANJE REDOVIMA ČEKANJA

U 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 mrežni čvor ukaže izvoru da je riječ o zagušenju, utječe na kašnjenje i troughput koje će pojedina TCP sesija iskusiti. Metod ispuštanja paketa ukoliko dođe do pretrpavanja reda se zove tail dropping.[3] Drop Tail je najjednostavniji mehanizam koji prihvata svaki nadolazeći paket ukoliko ima mjesta u međuspremniku, a ukoliko je međuspremnik pun, on počne da odbacuje svaki paket koji stigne. Ovakav način odbacivanja je najjednostavniji za implementaciju, ali rezultuje problemima koji utiču na degradaciju QoS-a: zaključanje, punjenje redova do vrha, globalna sinhronizacija.[4] Pogotovo ukoliko dolazi do stalnih zagušenja ovaj se mehanizam ne ponaša zadovoljavajuće, jer može dovesti do povećanja kašnjenja, odbacivanja skupine paketa, nepravilne razdiobe propusnog opsega i globalne oscilacije prometnih izvora. U cilju rješavanja ovih problema objavljen je određen broj algoritama za aktivno upravljanje redovima 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 ili markacije 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 prenapunjenost međuspremnika.[5] U posljednjih desetak godina razvijen je veći broj AQM mehanizama za ranu dojavu zagušenja. S obzirom na temelj za procjenu zagušenja, moguće je ove mehanizme podijeliti 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

Page 5: AQM MEHANIZMI

5Aktivno upravljanje redovima

2. AQM ALGORITMI KOJI SE TEMELJE NA VELIČINI REDA ČEKANJA

Odbacivanje paketa je neučinkovito te je isplativije definirati metode nadzora, predviđenja i preventivnog reagiranja na uvjete koji predstoje zagušenju mreže. U tu svrhu razvijene su metode kontrole zagušenja aktivnim upravljanjem redom čekanja i izbjegavanje zagušenja. RED (Random Early Discard) koristi statističke metode kako bi ocijenio da li je potrebno odbaciti paket prije nego se red čekanja napuni i dođe do zagušenja mreže. Ovaj mehanizam prati kolika je prosječna dužina reda čekanja i izračunava je svaki put kada u red stigne novi paket. Ciljevi pri dizajniranju RED algoritma bili su minimizacija kašnjenja i gubitka paketa, osiguranje visoke razine iskorištenja mreže i izbjegavanje negativne diskriminacije bursty prometa.

Slika 2.1. 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 se mogli transmitirati tijekom perioda neaktivnosti. Po završetku perioda neaktivnosti nova se vrijednost prosječne veličine reda čekanja računa kao da je m puta paket stigao u prazan red čekanja. Kako avg (prosječna veličina reda čekanja) raste od minth do maxth tako vjerojatnost označavanja paketa pb linearno raste od 0 do maxp:

Efikasnost RED algoritma zavisi, u velikoj mjeri, o prikladnom izboru vrijednosti parametara za očekivani profil mrežnog prometa. Iako je RED najpoznatiji i najčešće korišteni algoritam aktivnog upravljanja redovima čekanja, smjernice za izbor vrijednosti parametara RED mehanizma nisu dobro definirane. Ideja da veličina reda čekanja može služiti kao jedini indikator zagušenja jer u potpunosti predstavlja opterećenost mreže potvrđena je simulacijama koje pretpostavljaju idealiziranu verziju mrežnog prometa i značajno se razlikuju od stvarnog IP prometa. Na primjer, u većini simulacija korišten je ograničen broj tokova koji su velikog trajanja i konstantnog vremena obilaska (RTT- engl. round trip time). Takav je promet blage prirode, što je u suprotnosti s bursty prirodom prometa i rezultirajućim varijacijama opterećenja mreže kod stvarnih IP mreža. Stoga, u realnim uvjetima prometa, korištenje predloženog 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

Page 6: AQM MEHANIZMI

6Aktivno upravljanje redovima

Upravo ova činjenica rezultira razvojem različitih varijacija RED mahanizma, u cilju njegovog 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 Flow Friendly RED), StoRED (engl. Stochastic RED), RIO (engl. RED In or Out). Pored RED algoritama, postoji i tkz. CBT (engl. Class Based Thresholds) algoritam upravljanja redovima čekanja koji nastoji zaštititi TCP tokove od neaktivnih UDP tokova, ali i izolirati neke tipove UDP prometa od drugih. Naime, UDP tokovi koji služe za prenos multimedijskih aplikacija su obično konstantne male brzine i osjetljivi su na utjecaj brzih nereaktivnih tokova, posebno na povećanje broja odbačenih paketa. Stoga CBT nastoji sačuvati pozitivna svojstva RED algoritma, ograničiti utjecaj nereaktivnih tokova, ali i omogućiti UDP tokovima zauzimanje određenog dijela ukupnog kapaciteta bez potrebe za vođenjem statistike o svakom aktivnom toku. CBT se može promatrati kao pojednostavljenje FRED algoritma. Ideja CBT algoritma je izolirati TCP promet od utjecaja ostalog prometa na način da se ograniči prosječan broj ostalih paketa koji se istovremeno mogu nalaziti u redu čekanja. Također mehanizam koji poboljšava RED je PI regulator (proporcionalno-integracijski regulator) čiji je cilj eliminirati grešku koju algoritmi poput RED-a imaju u stabilnom stanju i koja dovodi do oscilacija u veličini reda čekanja pri konstantnom opterećenju usmjernika. Greškom se smatra razlika u veličini reda čekanja pri stacionarnim uvjetima i konstantne referentne vrijednosti. Kako prema teoriji upravljanja integracijski regulatori u stabilnom stanju nemaju pogrešku, PI algoritmom se nastoji zadržati veličina reda čekanja oko referentne vrijednosti, neovisno o opterećenju. Nažalost, istraživanja dokazala da AQM sa PI kontrolerom nije robustan kao odgovor 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 tačno određenoj radnoj tački, radna svojstva su im u realnom scenariju s promjenjivim mrežnim uvjetima loša, predlaže se korištenje AQM mehanizma koji se temelji na upravljanju korištenjem neizrazite logike (engl. fuzzy logic). Autori su na temelju lingvističkog modela (a ne matematičkog kao što je to bio slučaj kod do sada spomenutih AQM mehanizama) sistema razvili FEM (engl. Fuzzy Explicit Marking) mehanizam s nelinearnom funkcijom vjerojatnosti označavanja paketa, koji nastoji održati veličinu reda čekanja oko ciljane vrijednosti.

Slika 2.3. FEM sistem[10]6

Page 7: AQM MEHANIZMI

7Aktivno upravljanje redovima

Postoje i CHOKe i PUNSI algoritmi, čije će osobenosti biti navedene u nastavku. Osnovni cilj CHOKe (engl. CHOse and Keep for responsive flows, CHOse and Kill for unresponsive flows) 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 CHOKe algoritma, 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. Pri dolasku 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 s pristiglim paketom (slika 2.5.).

Slika 2.5. Osnovi princip rada CHOKe[26]

Ako paketi pripadaju istom toku, oba se odbacuju, a ako pripadaju različitim tokovima slučajno se odabrani paket ostavlja dok se tek pristigli paket dodaje u FIFO red čekanja s određenom vjerojatnošću koja ovisi o stupnju zagušenja (ova se vjerojatnost računa kao u RED algoritmu). Sa slike 2. Može se zaključiti da će se paketi nereaktivnih tokova češće odbacivati od paketa reaktivnih tokova. CHOKe je vrlo jednostavan za implementaciju, ne zahtijeva informaciju o aktivnim tokovima i kontrolira nereaktivne tokove. Ipak, CHOKe ponekad kažnjava ne samo UDP tokove velike brzine, nego i TCP tokove. Također, CHOKe nema dobre rezultate ako se u redu čekanja nalazi samo manji broj paketa nereaktivnih tokova, što odgovara ranim fazama zagušenja. Nedostatke CHOKe algoritma pokušava ispraviti PUNSI (Penalizing Unresponsive flows with Stateless Information).

7

Page 8: AQM MEHANIZMI

8Aktivno upravljanje redovima

Slika 2.6. PUNSI algoritam [9]

Razlika u odnosu na CHOKe je u tome što se kod PUNSI algoritma algoritma kandidati za odbacivanje biraju samo u slučaju da tek pristigli paket pripada nereaktivnom toku. Dakle, na TCP pakete primjenjuje se isključivo standardni RED algoritam. Razlika je, također, i u tome što 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 veću vjerojatnost biti odabrani od paketa na početku reda čekanja. Naime, pokazalo se, u slučaju kada praskoviti UDP promet uzrokuje zagušenje na usmjerniku, da je veća koncentracija paketa toga toka na kraju (engl. tail) nego na početku (engl. head) reda čekanja. Stoga se prikladnom geometrijskom funkcijom distribucije vjerojatnosti odabira paketa iz reda čekanja povećava vjerojatnost da će odabrani paket pripadati istom nereaktivnom toku kao i pristigli paket. Na taj način PUNSI štiti reaktivne tokove u intervalima zagušenja i osigurava da velika većina (oko 99%) odbačenih paketa pripada upravo nereaktivnim praskovitim tokovima.

8

Page 9: AQM MEHANIZMI

9Aktivno upravljanje redovima

3. AQM ALGORITMI KOJI SE TEMELJE NA BRZINI PROMETA

3.1 BLUE

Problem kod algoritama koji su obrađeni u prethodnom naslovu ogleda se u u tome što se kao indikator intenziteta zagušenja koristi veličina reda čekanja. Stoga se predlaže korištenje BLUE algoritma, koji je suštinski različit od do sada spomenutih algoritama. Naime, prema BLUE algoritmu redom čekanja se ne upravlja s obzirom na trenutnu ili prosječnu veličinu reda, već s obzirom na iskorištenost kapaciteta i učestalost odbacivanja paketa. BLUE ima samo jednu vjerovatnoća označavanja (ili odbacivanja) paketa, pm. Ukoliko zbog popunjenosti spremnika konstantno dolazi do odbacivanja novopristiglih paketa, BLUE povećava vjerojatnost pm, čime se se povećava brzina kojom se izvorima dojavljuje o nastanku zagušenja. S druge strane, ako se red čekanja isprazni pa kapacitet kanala ostane neiskorišten, BLUE smanjuje vjerojatnost označavanja paketa. Ovakav način rada omogućuje BLUE algoritmu da „nauči“ optimalnu brzinu dojavljivanja zagušenja izvorima paketa. Algoritam je prikazan na slici 3.1.:

Slika 3.1. BLUE Algoritam [12]

Na prethodnoj slici možemo vidjeti da se vjerovatnoća označavanja paketa ažurira i kada veličina reda čekanja premaši određenu vrijednost. Ovo omogućava prihvatanje prolaznih bursty paketa te olakšava kontroliranje kašnjenja u situaciji kada je veličina spremnika velika.Pri proračunu vjerovatnoće označavanja paketa pm BLUE algoritam se koristi trima parametrima koji određuju koliko će se brzo ta vrijednost mijenjati. Parametar freeze_time određuje minimalan vremenski interval između dva ažuriranja vrijednosti pm. Time se omogućuje da utjecaj promjene u vjerovatnoći označavanja paketa stupi na snagu prije nego se vjerovatnoća opet ažurira. Kako bi se izbjegla globalna sinkronizacija, vrijednost parametra freeze_time treba biti slučajno odabrana.

Ostala dva parametra određuju iznos za koji se vrijednost pm inkrementira ako dođe do gubitka paketa zbog popunjenosti spremnika (δ1), odnosno iznos za koji se vrijednost dekrementira ako kapacitet kanala ostane neiskorišten (δ2). Budući da do gubitka paketa zbog popunjenosti spremnika može doći samo ako je algoritam upravljanja zagušenjem prekonzervativan, a do neiskorištenosti kapaciteta ako je algoritam upravljanja zagušenjem

9

Page 10: AQM MEHANIZMI

10Aktivno upravljanje redovima

prekonzervativan 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 djeluju na 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 s malim kašnjenjem. Parametri δ1 i δ2 trebaju se podesiti tako da, ovisno o parametru freeze_time, omoguće promjenu vrijednosti vjerovatnoće pm iz 0 u 1 (i obratno) u onom vremenskom intervalu u kojem 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 reda čekanja, kod kojih se vjerovatnoća označavanja (i odbacivanja) paketa može promijeniti iz 0 u 1 u samo nekoliko milisekundi, čak i pri konstantnom opterećenju rutera. Spomenimo i tkz. Stohastic Fair BLUE (SFB) algoritam koji je proširenje BLUE algoritma koje se temelji na Bloomovom filtru. Cilj je ovog mehanizma identificirati i ograničiti nereaktivne tokove korištenjem malog skupa informacija o tokovima.

3.2 GREEN

Zagušenja u mreži vode do gubljenja paketa, mehanizmi za aktivno upravljanje redovima kao što su RED i BLUE su uvedeni da rano detektuju zagušenja i na odgovarajući način reagiraju na ta zagušenja koji bi inače ispunili red i uzrokovali burst izgubljenih paketa. Osim toga, BLUE ima izravnu primjenjivost pri poboljšanju performansi multimedijalnih aplikacija zbog smanjenja brzine gubitaka paketa i čekanja u redu kašnjenja umreženih aplikacija kao što su interaktivni audio i video. Veza propusnosti kod Green algoritma zadovoljava slijedeću jednačinu, pod određenim uslovima:

,

gdje je BW propusnost veze, MSS najveća veličina segmenta, RTT round trip vrijeme, p je vjerovatnoća 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 ili slučajno.[19] Osnovni rad GREEN-a ne zahtijeva informacije o stanjima svakog toka. N i MSS se mogu lako procijeniti. GREEN ima minimalne zahtjeve za stanja. GREEN algoritam se opisuje sljedećim zakonom upravljanja:

gdje je

gdje je procijenjena brzina dolaska na linku (bps), je kapacitet linka, u je cilj korištenja, je kontrolni dobitak, P(t) je oznaka za brzinu ispada, određuje minimalne

prilagodbe i je ažurirana brzina[20]. Da bi vizualizirali GREEN algoritam, potrebno je

10

Page 11: AQM MEHANIZMI

11Aktivno upravljanje redovima

izvršiti prilagođenje P(t), za sve sekunde, kao funkcije od je prikazan 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]

Kontrolna dobit i minimalna prilagodba bi trebali biti skalirani u omjeru , da bi se

napravila stabilnost invarijantna na kapacitet linka. Ažurirani interval treba biti manjeg reda od najmanjeg RTT-a u mreži. GREEN primjenjuje znanje o stabilnom ponašanju TCP konekcije 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 a istovremeno sprječava stvaranje redova paketa. Propusnost TCP konekcije zavisi, između ostalog, od round trip vremena (RTT) i vjerovatnoće da su paketi izbačeni u mreži. Osnovni rad GREEN-a ne zahtijeva informacije o stanjima svakog toka. N i MSS se mogu lako procijeniti. GREEN ima minimalne zahtjeve za stanja. Poznato je da konvergencijska brzina integratora nije optimalna[18]. Za vrijeme dolaska na link važna je brza kontrola prema ciljnom kapacitetu, jer ukoliko je dug period gdje je brzina dolaska iznad kapaciteta, stvara se mala iskorištenost a tamo gdje je period brzine dolaska iznad kapaciteta stvara se čekanje i kašnjenje. GREEN poboljšava integralni zakon upravljanja sa metodom prvog reda, na način što ograničava minimalne prilagodbe za obliježenu vjerovatnoću P(t) do po ažuriranom intervalu. Odlične performanse tradicionalnog GREEN-a dolaze sa činjenicom da tradeoff - ruter mora biti u stanju zaključiti RTT toka. U radu [14] predstavljeni su preliminarni rezultati za GREEN ruter gdje je pretpostavljeno da se RTT zna na ruteru. GREEN ne smije koristiti niti jedno 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 YELLOW

Yellow je algoritam koji je nastao kombinacijom najboljih osobina RED i BLUE algoritama. Ovaj algoritam koristi faktor opterećenja (link utilization), kao glavnu mjeru za upravljanje zagušenjem.[21] Osnovna mjera zagušenja kod YELLOW mehanizma upravljanja redovima čekanja [21] je razlika između kapaciteta kanala i brzine dolaznog prometa. Uz ovu, dodatna je i manje važna mjera zagušenja trenutna veličina reda čekanja. YELLOW algoritam periodički ispituje opterećenje kanala te za svaki vremenski interval određuje funkciju upravljanja redom čekanja i faktor opterećenja kanala. Ako je q trenutna veličina reda čekanja, a c kapacitet kanala, tada je YELLOW algoritam dan s:

11

Page 12: AQM MEHANIZMI

12Aktivno upravljanje redovima

U svakom intervalu, ažurira se funkcija upravljanja redom čekanja prema izrazu:

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)cz = (brzina dolaznog prometa) / ĉ(q)

Vjerojatnost označavanja paketa ažurira se prema izrazima:

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 je poželjno što prije smanjiti broj paketa u redu čekanja ako je njegova veličina premašila referentnu vrijednost. Parametar Δ utječe na brzinu promjene vjerojatnosti označavanja paketa u slučaju nastanka ili prestanka zagušenja. Veća vrijednost ovog parametra omogućuje bržu reakciju na promjene 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 dovođenja sistema u stabilno stanje biti duže. Autori predlažu korištenje dvije različite vrijednosti ovog parametra, 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 od referentne 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 kod YELLOW algoritma kao dodatne mjere zagušenja (uz brzinu dolaznog prometa kao osnovnu mjeru zagušenja) za rezultat ima robusnija radna svojstva s obzirom na promjenu vremena obilaska (RTT) u odnosu na druge algoritme koji se temelje na brzini dolaznog prometa. Pokazano je, takoner, da korištenje YELLOW algoritma rezultira manjim kašnjenjem i varijacijom kašnjenja na usmjernicima nego u slučaju korištenja AVQ ili BLUE mehanizma.

3.4 JOŠ NEKI AQM ALGORITMI

12

Page 13: AQM MEHANIZMI

13Aktivno upravljanje redovima

Selective Fair Early Detection (SFED) algoritam temelji se na kontroliranju brzine prometa na usmjerniku i može se koristiti i s veoma jednostavnim algoritmima za određivanje redoslijeda posluživanja pristiglih paketa, poput FIFO algoritma. SFED održava filtar s kreditima (eng. token bucket) za svaki aktivni tok (ili grupu tokova) na usmjerniku. Brzina punjenja 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 filtru toka kojem pristigli paket pripada. SFED osigurava ranu detekciju i dojavu zagušenja izvorima.

Slika 3.4 Vjerojatnost odbacivanja paketa u filtru s kreditima

Nedostatke SFED algoritma (složenost algoritma) , rješava FABA (Fair Adaptive Bandwidth Allocation) algoritam za upravljanje redovima čekanja. To je proširenje SFED algoritma koje zahtijeva O(1) računskih operacija pri dodavanju paketa u red čekanja i pri posluživanju paketa, što FABA algoritam čini skalabilnim i znatno pogodnijim izborom za korištenje u praksi od SFED-a. Autori su simulacijom pokazali da, u odnosu na RED i CHOKe, korištenje FABA algoritma rezultira pravednijom podjelom ukupnog kapaciteta kanala među aktivnim tokovima, 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 red čekanja sa spremnikom jednake veličine kao kod stvarnog reda čekanja i pripadnim virtualnim kapacitetom manjim od kapaciteta stvarnog kanala. Pri svakom dolasku paketa u stvarni red čekanja ažurira se i popunjenost virtualnog reda. Paketi se označavaju (ili odbacuju) ako done do preteka virtualnog spremnika. Virtualni se kapacitet kanala ažurira tako da ukupan dolazni promet bude jednak ciljanoj iskorištenosti stvarnog kapaciteta kanala.

Teško je postići zadovoljavajući kompromis između kašnjenja na ruterima i iskorištenja ukupnog kapaciteta kanala korištenjem konstantne vrijednosti parametra γ (ciljano iskorištenje raspoloživog kapaciteta) AVQ algoritma. Ovo uzrokuje nastanak poboljšane verzije AVQ algoritma, koja je nazvana SAVQ.

4. KOMBINIRANI AQM ALGORITMI

13

Page 14: AQM MEHANIZMI

14Aktivno upravljanje redovima

Što se tiče kombiniranih algoritama za aktivno upravljanje redovima postoje sljedeći algoritmi:REM (Random exponentional marking) i SVB (Stabilized virtual buffer), AQM algortimi koji uzimaju u obzir stanje reda i opterećenja,te RaQ kombinirani algoritam. Jedno od osnovnih svojstava REM algoritma je da se brzina dolaznog prometa stabilizira oko kapaciteta kanala, a veličina reda čekanja oko ciljane (relativno male) vrijednosti, neovisno o broju aktivnih tokova na usmjerniku. REM algoritam održava varijablu koja predstavlja mjeru zagušenja na usmjerniku, a naziva se cijena. Još jedno svojstvo ovog algoritma je da vjerojatnost označavanja (ili odbacivanja) paketa s kraja na kraj mreže, a koju opaža krajnji korisnik, ovisi o sumi cijena (mjera zagušenja) na svim usmjernicima preko kojih promatrani paket prolazi kroz mrežu. Ukoliko pogledamo narednu sliku uočiti čemo niz zanimljivosti, o kojima će nešto više biti rečeno u implementacijskom dijelu. Veće propusnosti i manji udio odbačenih 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 i veličinu reda čekanja. SVB održava virtualni red čekanja i ažurira mu stanje s obzirom na dodavanje paketa u i posluživanje paketa iz stvarnog reda čekanja. SVB algoritam za označavanje paketa na usmjernicima relativno sličan AVQ algoritmu. Ipak, za razliku od AVQ-a, gdje je veličina virtualnog spremnika konstantna i jednaka veličini stvarnog spremnika na usmjerniku, a kapacitet virtualnog kanala je podesiv, kod SVB-a je brzina posluživanja paketa iz virtualnog reda čekanja jednaka stvarnom kapacitetu kanala, dok se veličina virtualnog spremnika podešava u skladu s brzinom dolaznog prometa. Takoner, važna je razlika menu ovim algoritmima u tome što kod SVB-a vjerojatnost odbacivanja paketa ovisi i o veličini reda čekanja, a ne samo o brzini dolaznog prometa, kao što je to slučaj kod AVQ algoritma. Simulacijama će biti pokazano da ovaj algoritam ima propusnost i prosječnu veličinu reda čekanja otprilike jednaku kao kod RED-a i REM-a, ali i znatno manju standardnu devijaciju veličine reda čekanja( kao što se vidi u tabeli 4.1.).

U slučaju korištenja SVB algoritma za dojavu zagušenja označavanjem paketa, pri povećanju broja 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

Page 15: AQM MEHANIZMI

15Aktivno upravljanje redovima

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 uzrokuje povećanje prosječne veličinereda čekanja.

U [22] se predlaže korištenje još jednog algoritma koji u obzir uzima i veličinu reda čekanja i brzinu prometa. To je AQM algoritam koji uzima u obzir stanje reda i opterećenje. Pri računanju vjerojatnosti odbacivanja paketa koriste se dvije funkcije: jedna za izračun prosječne veličine reda čekanja, a druga za procjenu brzine promjene te veličine.Prosječna veličina reda čekanja se računa korištenjemEWMA filtra. Procjena brzine dolazaka paketat računa se korištenjem eksponencijalnog usrednjavanja.

Algoritam nastoji stabilizirati veličinu reda čekanja oko referentne vrijednosti na način da predviđa promjenu veličine reda čekanja u kratkom vremenskom intervalu te prilagođava vjerovatnost odbacivanja paketa tako da buduća razlika između referentne i prosječne veličine reda čekanja bude minimalna.Vjerovatnost odbacivanja paketa se računa iz procjene brzine dolaska paketa.

U usporedbi s RED, A-RED i BLUE algoritmima, predloženi algoritam u dinamičkim uvjetima prometa ima mali udio odbačenih paketa i visoku iskoristivost kanala. Algoritam uspješno zadržava veličinu reda čekanja oko referentne vrijednosti, s malom standardnom devijacijom.

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 mehanizma za upravljanje redovima čekanja koji se temelji na veličini reda i brzini dolaznog prometa. Sa stajališta teorije upravljanja, RaQ se može promatrati kao upravljanje korištenjem dvostruke povratne veze. Unutrašnja povratna veza služi za upravljanje brzinom tako da RaQ brzo reagira na promjene u stanju mreže, dok se vanjska koristi za kontrolu veličine reda čekanja oko referentne vrijednosti, čime se na usmjerniku postiže predvidljivo kašnjenje s malom varijacijom. RaQ koristi proporcionalnu regulaciju brzine dolaznog prometa i proporcionalno integracijski regulator veličine reda čekanja.

15

Page 16: AQM MEHANIZMI

16Aktivno upravljanje redovima

6. POREĐENJE NEKIH AQM ALGORITAMA

U ovom naslovu biće predstavljena samo neka od mogućih poređenja AQM algoritama, detaljniji opisi biće u implementacijskom dijelu rada. Sljedeća tabela prikazuje osnovne razlike 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 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 i GREEN: ΔT = 10ms, ΔP = 0.001, C l = 0.97% , K = 0.1.

Slika 6.1. Primjer AQM scenarija [20]

16

Page 17: AQM MEHANIZMI

17Aktivno upravljanje redovima

Slika 6.2. Rezultati simulacije[20]

Slika 6.2. prikazuje rezultate koji pokazuju da su REM i Green izloženi niskim kašnjenjima u redu čekanja pri svim opterećenjima.To je rezultiralo da gotovo nema gubitaka paketa pri korištenju ovih AQM algoritama. Ova problematika će biti detaljnije razmatrana u implementacijskom dijelu rada. Na slici 6.3. predstavljeno je poređenje AQM algoritama koji potiču iz iste skupine tj. bazirani na brzini prometa. Osnovne karakteristike ovih algoritama su: 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 odabir obilježavanja 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 AQM mehanizama. Krivulja za Drop Tail prikazuje pravednost(fairness) koja se očekuje se očekuje pri najvećem broju gateway-a na Internetu. FRED nadmašuje Drop Tail i SFB, jer raspoređuje barem dva paketa toka, prije označavanja paketa iz tog toka. To omogućuje puno veću pravednost sve dok svaki tok održava jedan do dva paketa koji čekaju na gateway-u.SFB ima manju pravednost, jer je osjetljiv na različite RTT-ove.

17

Page 18: AQM MEHANIZMI

18Aktivno upravljanje redovima

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 postoji idealni mehanizam.U narednoj tabeli biće predstavljeno poređenje AQM mehanizama prema broju potrebnih predefinisanih parametara za svaki od algoritama.

Tabela 6.3. Poređenje AQM mehanizama na osnovu broja predefinisanih parametara[26]

18

Page 19: AQM MEHANIZMI

19Aktivno upravljanje redovima

ZAKLJUČAK

Kompanija Cisco(r)  objavila je 18. juna. 2010. godine rezultate godišnje Cisco(r) Visual

Networking Index (VNI) prognoze, 2009-2014 u kojoj se predviđa da će se globalni internet saobraćaj do 2014. godine povećati bar četiri puta na više od 3/4 zetabajta, što je deset puta više od količine ukupnog saobraćaja preko Internet protokol mreža u 2008. godini. Do 2014. godine, IP saobraćaj privatnih korisnika  (web surfovanje, instant poruke, video sadržaj koji su kreirali sami korisnici, itd) zauzimaće rekordnih 87 %, dok će biznis IP saobraćaj (email, glasovni sadržaj, HD i video konferensing na mreži) činiti 13 % ukupnog mjesečnog globalnog IP saobraćaja.  Za samo deset godina, prosječna brzina preuzimanja podataka preko kućne Internet konekcije povećala se 35 puta[24]. Ove činjenice rezultuju da poboljšanje nadzora zagušenja i algoritama upravljanja redovima čekanja na Internetu bude jedan od najaktivnijih područja istraživanja u posljednjih nekoliko godina. Razlog tome je potražnja za većom propusnosti mreže, odnosno opterećenje u internet mrežama često se povećava iznad maksimalnog 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 odbačenih paketa i kašnjenje na ruterima u odnosu na Drop Tail tehniku. Pritom ne dolazi do većeg smanjenja iskorištenosti kanala, kao ni, kod većine promatranih algoritama, do značajnog porasta 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 upravljanja redovima čekanja u svim aspektima bolji od ostalih, posebno ako se u obzir uzme jednostavnost simuliranih mrežnih scenarija.

19

Page 20: AQM MEHANIZMI

20Aktivno upravljanje redovima

REFERENCE

[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 improved multimedia performance on the Internet”, Proc. of ACM Multimedia Conference, Nov. 2000[8]Pan R., Parbhakar B., Psounis K., ”CHOKe, a Stateless Active Queue Management Scheme 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 for AQM 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 Active Queue 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, Mohammad Hossein Yaghmaee, Amin Milani Fard[14] Kapadia, W. Feng, R. H. Campbell, "Green: a TCP equation-based approach to active queue 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 internet congestion 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 Active Queue Management Scheme for Internet Quality of Service”, IEEE Globecom, November 2002.[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 for examination 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/June 2001

20

Page 21: AQM MEHANIZMI

21Aktivno upravljanje redovima

[26] Taxonomy of Active Queue Management Strategies in Context of Peer-to-Peer Scenarios, Kálmán Graffi, Konstantin Pussep, Nicolas Liebau, Ralf Steinmetz, 2006

21