Tiểu luận mạng và kỹ thuật truyền số liệu

Tiểu luận mạng và kỹ thuật truyền số liệu

MỤC LỤC

PHẦN I – MỞ ĐẦU

Mặc dù rất nhiều giao thức được đưa ra nhằm áp dụng cho Internet, nhưngchỉ một bộ giao thức nổi bật được sử dụng rộng rãi nhất cho liên mạng Bộ giaothức đó là bộ giao thức Internet TCP/IP (the TCP/IP Internet Protocols) Giaothức TCP (Transmission Control Protocol - "Giao thức điều khiển truyền vận")

là một trong các giao thức cốt lõi của bộ giao thức TCP/IP Sử dụng TCP, cácứng dụng trên các máy chủ được nối mạng có thể tạo các "kết nối" với nhau, màqua đó chúng có thể trao đổi dữ liệu hoặc các gói tin Giao thức này đảm bảochuyển giao dữ liệu tới nơi nhận một cách đáng tin cậy và đúng thứ tự TCP cònphân biệt giữa dữ liệu của nhiều ứng dụng

Với tốc độ giao tiếp ngày càng cao trên mạng như hiện nay thì vấn đề đặt

ra là làm thế nào để tăng tốc độ truyền tin, sao cho lượng thông tin có thể đượcchuyển tải nhanh nhất mà không xảy ra tình trạng tắc nghẽn Để tránh sự tắcnghẽn mạng, giao thức TCP cần tổ chức hàng đợi hợp lý với quá trình truyền lại

để hạn chế sự giảm thông lượng mà không dẫn đến tắc nghẽn

Băng thông chia sẻ giữa nhiều kết nối TCP đã được nghiên cứu theo giảđịnh rằng các cửa sổ của các kết nối khác nhau một cách đồng bộ Sự đồng bộhóa này là một kết quả chính của việc triển khai bộ đệm Drop Tail trong cácrouter mạng Việc triển khai các kỹ thuật quản lý hàng đợi hoạt động như RED

sẽ làm giảm bớt vấn đề này của đồng bộ hóa Dựa trên bài báo “Fairness

Analysis of TCP/IP” của nhóm tác giả Eitan Altman, Chadi Barakat, Emmanuel

Laborde, và Patrick Brown, Denis Collange, tôi xin giới thiệu một mô hình toán

học để nghiên cứu băng thông nút cổ chai sẽ được chia sẻ như thế nào nếu cửa

sổ TCP là không đồng bộ Điều này cho phép đánh giá sự cải thiện trong côngbằng và sử dụng đưa ra bởi việc triển khai các hoạt độngbộ đệm Ngoài ra, điềunày chỉ ra việc nghiên cứu dựa trên sự đồng bộ hóa đánh giá không đúng mứchiệu suất của TCP bao nhiêu trong môi trường không đồng bộ

Tôi xin chân thành cảm ơn TS Võ Thanh Tú đã nhiệt tình giảng dạy vàcung cấp tài liệu để tôi có thể thực hiện tiểu luận này

PHẦN II – NỘI DUNG

I. Giới thiệu

Một trong các mục tiêu chính của TCP là điều khiển tắc nghẽn trên Internet[12] Việc điều khiển này là không hiệu quả nếu nó không đảm bảo việc chia sẻ

tài nguyên mạng Một vấn đề lớn của TCP là tương phản của nó với Thời gian

đi trọn một vòng - Round-Trip Times (RTT) [3, 9, 12], Những kết nối này là

không thể để đạt được các thông lượng tương tự như các kết nối khác chia sẻcùng một đường dẫn và có một RTT nhỏ hơn Điều này được gây ra bởi cácthuật toán tăng cửa sổ thông qua TCP Thật vậy, TCP sử dụng một chiến lượctăng cấp số cộng và giảm cấp số nhân để kiểm soát tắc nghẽn [11, 17] Đượcbiết rằng những loại chiến lược dẫn đến sự công bằng khi tất cả các kết nối tăng

tỷ lệ của họ ở mức tương tự [6], chúng ta đang nói ở đây về một sự công bằngtrong việc chia sẻ băng thông của liên kết nút cổ chai, bất kể khối lượng tàinguyên sử dụng bởi một kết nối vào các liên kết khác trong mạng Loại côngbằng được gọi trong các tài liệu công bằng max-min [9], các loại khác của sựcông bằng tuy nhiên tồn tại mà mục tiêu là để chia sẻ một cách công bằng khôngchỉ các nguồn tài nguyên tại các nút cổ chai, nhưng còn các nguồn lực trong các

bộ phận khác của mạng Trong trường hợp của giao thức TCP và trong sự hiệndiện kết nối của RTT khác nhau, sự công bằng không có thể được bảo đảm từcác tỷ lệ tăng cửa sổ là tỉ lệ nghịch RTT (một trong các gói tin mỗi RTT trongcác chế độ tránh tắc nghẽn [17]) dẫn đến tăng tỷ lệ truyền với tốc độ tỉ lệ nghịchvới RTT2 Lưu ý rằng tỷ lệ truyền của cửa sổ dựa trên giao thức như TCP có thểđược xấp xỉ bất cứ lúc nào bằng cách kích thước cửa sổ chia cho RTT Các kếtnối với RTT nhỏ tăng nhanh chóng các cửa sổ của họ và lấy hầu hết băng thông

có sẵn

Thông lượng đạt được bởi một kết nối TCP đã được chứng minh là tỉ lệnghịch với với 1 < α <2 [12] T là sự trì hoãn truyền hai chiều của kết nối.Thông lượng này đã được tính toán bằng cách sử dụng giả định rằng các cửa sổcủa các kết nối khác nhau chia sẻ các nút cổ chai khác nhau trong đồng bộ [5,12] Tất cả các kết nối được cho rằng phải giảm bớt các cửa sổ đồng thời vàomột thời điểm tắc nghẽn Hiện tượng đồng bộ này đã được quan sát thấy thực sựtrong trường hợp kết nối của RTT đóng [18] Nó chủ yếu được gây ra bởi việc

sử dụng bộ đệm Drop Tail (DT) Một bộ đệm Drop Tail bắt đầu bỏ rơi các góitin đi đến khi nó được lọc, do đó thông báo cho tài nguyên TCP đã xảy ra tắc

nghẽn Tuy nhiên, phản ứng của các trạm nguồn để những tín hiệu tắc nghẽnmất một RTT để đạt được bộ đệm tắc nghẽn Trong thời gian này, các trạmnguồn tiếp tục chèn các gói tin vào mạng mà gây ra kết quả là mấy toàn bộ kếtnối.

Hiện tượng đồng bộ hóa có thể biến mất trong các mạng trong tương lai.Các kỹ thuật hoạt động quản lý hàng đợi như RED (Random Early Detection)[10] đã được khuyến cáo [4] Những bộ đệm mới nhằm mục đích khắc phục cácvấn đề của Drop Tail Tắc nghẽn là dự kiến và các gói tin được giảm xuống(hoặc đánh dấu) trước khi tràn bộ đệm của bộ đệm Thả gói tin được thực hiệnsớm với một xác suất tăng theo mức độ tắc nghẽn Điều này tránh một số lượnglớn các gói khi tắc nghẽn Xác suất thấp mất một gói tin khi tắc nghẽn là tỷ lệvới chia sẻ băng thông Điều này phát hiện tắc nghẽn sớm cùng với sự sụt giảmxác suất đã được chứng minh để giải quyết vấn đề đồng bộ hóa và do đó cảithiện sự công bằng TCP và sử dụng băng thông [10] Với RED, một số ít tínhiệu tắc nghẽn được gửi đến các dòng tiêu thụ nhiều hơn chia sẻ công bằng của

họ về băng thông Các dòng khác được bảo vệ khỏi thiệt hại Kỹ thuật quản lý

bộ đệm (ví dụ, FRED [14]) đã được đề xuất để bảo vệ mức thấp hơn nữa bằngcách sử dụng ít hơn chia sẻ công bằng của họ và cải thiện hơn nữa hiệu suấtTCP Kỹ thuật đơn giản là thả từ những nguồn trước [13] cũng đã được chứngminh là một giải pháp cho các vấn đề đồng bộ hóa Trong trường hợp của những

bộ đệm tinh vi, một mô hình dựa trên sự đồng bộ của mức thấp là không thểđánh giá chính xác hiệu suất của điều khiển tắc nghẽn TCP

Một vấn đề khác với mô hình giả định đồng bộ hóa mà họ sử dụng mộtcách tiếp cận thay đổi [5, 12] mà không phá hủy các xuất hiện của lưu lượngTCP Một cách tiếp cận thay đổi bao gồm giả sử rằng các gói tin TCP được lantruyền trên đường dẫn và không tập hợp lại khi tràn đầy Tuy nhiên, những môhình thay đổi phân phối với bộ đệm Drop Tail được biết đến [10] không thể hấpthụ sự bùng lên của các gói dữ liệu được tạo ra bởi TCP Sự bùng lên TCP cóthể gây hại một bộ đệm Drop Tail ngay cả trước khi sử dụng đầy đủ băng thôngnút cổ chai Các mô hình thay đổi giả định đồng bộ hóa sau đó có thể thất bại đểđánh giá chính xác hiệu suất của TCP thậm chí trong một môi trường đồng bộ.Một lợi thế của các bộ đệm hoạt động là họ có thể để giảm bớt thiên vị chống lạilưu lượng bùng nổ Bằng cách sử dụng chiều dài trung bình của hàng đợi trongviệc phát hiện tắc nghẽn hơn là chiều dài tức thời, và cố định ngưỡng thấp hơnnhiều so với tổng kích thước bộ đệm, sự dao động nhanh chóng trong chiều dàihàng đợi do sự xuất hiện của các vụ bùng nổ được hấp thụ [10] Vì vậy, mô hìnhthay đổi nên sử dụng tốt hơn trong một môi trường nơi mà đồng bộ hóa khôngtồn tại

Trong bài tiểu luận này, chúng tôi phát triển một mô hình toán học thay đổi

để nghiên cứu hiệu suất của TCP khi xuống mức thấp là chưa được đồng bộ.Điều này có thể được coi là một mô hình cho TCP trong một mạng, nơi bộ đệmhoạt động như RED được triển khai Để đơn giản của phân tích, chúng ta xemxét trường hợp có hai kết nối đồng thời Tổng quát của mô hình cho trường hợpcủa nhiều kết nối đồng thời có thể được tìm thấy [2] Thay vì đồng bộ hóa,chúng tôi giả định rằng các kết nối giảm cửa sổ của mình khi tắc nghẽn với mộtxác suất bằng nhau để chia sẻ băng thông khi tắc nghẽn Cách tiếp cậnMarkovian được sử dụng để giải quyết mô hình xác suất này Chúng tôi so sánhkết quả số của chúng tôi với một đồng bộ hóa mô hình giả định, sau đó chúngtôi xác nhận thông qua mô phỏng Một trong những kết quả công việc của chúngtôi là phương pháp giả định dẫn đồng bộ hóa với một đánh giá thấp hiệu năngcủa TCP Sự thiếu đồng bộ cải thiện khả năng công bằng của TCP Nó có thểđược coi là một kết quả toán học cho thấy sự công bằng tốt hơn của giao thứcTCP trong trường hợp của các bộ đệm hiệu lực

Trong phần tiếp theo chúng tôi trình bày mô hình của chúng tôi Phần 3 cóchứa các phân tích Trong phần 4 chúng tôi so sánh kết quả số của chúng tôi vớimột đồng bộ hóa mô hình giả định Kết quả mô phỏng giới thiệu ở Mục 5 Phần

6 kết thúc công việc

II. Mô hình toán học

Giả sử rằng hai nguồn TCP 1 và 2 chia sẻ băng thông µ Hai nguồn đượccho là gói có cùng một chiều dài Ký hiệu RTT những kết nối này của T1 và T2

Ký hiệu W1(t) và W2(t) là kích thước cửa sổ của hai kết nối tại thời điểm t Tỷ lệkết nối tại thời điểm t có thể được viết như sau:

Xk(t) = với k = 1,2

Chúng tôi giả định rằng hai nguồn chạy một phiên bản của TCP có thểphục hồi thiệt hại mà không cần dùng đến thời gian chờ và bắt đầu chậm (slowstart) Một phiên bản SACK hoặc một phiên bản New-Reno có thể được sử dụng[8] Khi phát hiện mất mát, nguồn TCP phân chia cửa sổ làm hai, phục hồi thiệthại, và sau đó bắt đầu tăng lên cửa sổ của nó Chúng tôi cho rằng quá trìnhtruyền là rất dài và chúng ta hãy đặt mình vào chế độ tĩnh Chúng tôi cũng giảđịnh rằng sự trì hoãn hàng đợi (the queueing delay) là nhỏ đối với sự chậm trễtruyền do đó RTT là khoảng không đổi Điều này là hợp lý với bộ đệm hoạt

động, nơi chiều dài hàng đợi được duy trì ở giá trị nhỏ [10] Chúng tôi xem xéttrường hợp khi các cửa sổ của TCP tăng một gói mỗi RTT (tức là, sự chậm trễ

cơ chế ACK [17] bị vô hiệu hóa, phân tích của các trường hợp chậm trễ ACKs

có thể được xử lý một cách chính xác cùng một phân tích của chúng tôi dướiđây) Cửa sổ và tỷ lệ của từng nguồn sau đó tăng tuyến tính như là một hàm củathời gian như thể hiện [12], trong đó một mô hình hay thay đổi cho sự tăng cửa

sổ được sử dụng Chúng tôi viết cho k = 1,2

= x x =

Sự tăng tuyến tính tiếp tục cho đến khi tắc nghẽn xảy ra Do giả định củachúng tôi là thời gian hàng đợi là nhỏ, ta có thể xem xét rằng tắc nghẽn xảy rakhi tổng số tỷ lệ của hai kết nối đến các băng thông nút cổ chai µ Sự khác trong

mô hình của chúng tôi so với các mô hình trước đó là việc loại bỏ các giả thuyếtđồng bộ hóa Một sự kiện tắc nghẽn gây thiệt hại cho một kết nối và chỉ có kếtnối này phân chia cửa sổ của nó làm hai Sự tăng cửa sổ của các kết nối kháckhông phải là giả tạo Do giảm xác suất của các gói tin lúc bắt đầu của tắcnghẽn, xác suất mà một kết nối cụ thể được tác động có thể được xấp xỉ bằngcách chia sẻ băng thông nút cổ chai khi có tắc nghẽn

Định nghĩa 1: Ký hiệu tn là trường hợp tắc nghẽn thứ n xảy ra W1(tn) (hay

W2(tn)) là kích thước cửa sổ của nguồn 1 (hay nguồn 2) ngay trước khi sự kiệnnày Chúng tôi giả định rằng tn được đưa ra bởi,

X1(tn) + X2(tn) = ) + = µ (1)

Chúng tôi thu được khả năng xảy ra khi nguồn k (k=1, 2) giảm cửa

sổ của nó tại thời điểm tn bằng

pk = =

Bây giờ chúng tôi tiến hành phân tích khả năng thực hiện của hai quá trìnhtruyền Mục đích là để tính toán công bằng họ chia sẻ băng thông nút cổ chai µ,tốt như thế nào họ sử dụng băng thông này, và bao nhiêu thông số mạng ảnhhưởng đến hiệu suất tổng thể

III. Tính toán thông lượng

Cho rằng hai quá trình W1(tn) và W2(tn) có liên quan với nhau theophương trình (1), chúng ta có thể biến đổi các vấn đề từ vấn đề hai chiều thànhvấn đề một chiều Nghiên cứu của một trong hai quá trình là có khả năng để mô

tả khác Trong phần tiếp theo chúng tôi tập trung vào nghiên cứu kết nối 1.Chúng tôi bắt đầu bằng cách tính toán mối quan hệ giữa W1(tn) và W1(tn+1)cũng như thời gian (tn+1 - tn) giữa hai sự kiện tắc nghẽn liên tiếp Thay đổi cửa

sổ như một chức năng của thời gian và tổng số tỷ lệ tại thời điểm tn và tn+1 được

sử dụng Trước tiên, chúng tôi nói rõ những kết quả chính,

Định lý 1: Nếu kết nối 1 bị ngắt bởi tắc ngẽn tại thời điểm tn, tắcnghẽn tiếp theo sẽ xuất hiện sau thời gian

tn+1 - tn = x (µ - )

Trong trường hợp này, cửa sổ của kết nối 1 trước khi sự kiện nghẽnmạng tiếp theo sẽ bằng

W1(tn+1) = x (µ - ) + W1(tn) (3)

Chứng minh: Giả sử đầu tiên rằng kết nối 1 trở nên tồi tệ tại thời

điểm tn Nó chia cửa sổ làm hai trong khi nguồn 2 tiếp tục tăng cửa sổcủa nó mà không giảm Tại thời điểm tn+1 chúng ta có thể viết

W1(tn+1) = +

W2(tn+1) = W2(tn) +

W2(tn+1) = T2(µ - )

W2(tn) = T2(µ - )Giải quyết cho hệ thống phương trình trong W1(tn+1) và (tn+1-tn) làchức năng của W1(tn) quyết định phần đầu tiên của sự kiểm chứng Phầnthứ 2 tương ứng với trường hợp khi kết nối 2 là bị ngắt bởi mất gói tin.Tại thời điểm tn+1 chúng ta có thể viết

W1(tn+1) = W1(tn) +

W2(tn+1) = +

W2(tn+1) = T2(µ - )

W2(tn) = T2(µ - ) Giải pháp cho hệ thống này quyết định sự kiểm chứng

Sự phân phối trạng thái của kết nối 1 tại thời điểm tn+1 chỉ là một chức năngcủa trạng thái tại thời điểm tn Như vậy, quá trình ngẫu nhiên W1(tn) tạo thànhmột quá trình Markov1 [19] Để tính toán số lượng phân phối ổn định, chúng tôidiscritize không gian của quá trình này và chúng tôi mô tả nó với một chuỗiMarkov Gán biểu thị không gian trạng thái của chuỗi này và gán P = (pij) i, jbiểu thị ma trận chuyển đổi của nó Cửa sổ kết nối được giả định có kích thướctối thiểu là 1 gói dữ liệu (packet) và kích thước tối đa của các gói tin được tínhbằng cách sử dụng phương trình (1) khi kết nối khác là một cửa sổ 1 gói tin Sửdụng Định lý 1 cũng như khả năng một kết nối kém chất lượng từ tắc nghẽn ởthời điểm tn, chúng ta có thể tìm thấy ma trận chuyển tiếp P

Giả sử kết nối 1 ở tình trạng i tại thời điểm tn Định nghĩa g(i) như là trạngthái của kết nối này tại thời điểm tn+1 khi nó bị ảnh hưởng bởi tắc nghẽn tại thời

1 Trong lí thuyết xác suất, quá trình Markov là một quá trình mang tính ngẫu nhiên

(stochastic process) với đặc tính như sau: trạng thái Cktại thời điểm k là một giá trị trong tập

hữu hạn [1 n] Với giả thiết rằng quá trình chỉ diễn ra từ thời điểm 0 đến thời điểm n và rằng trạng thái đầu tiên và cuối cùng là đã biết, chuỗi trạng thái sẽ được biểu diễn bởi một vectơ hữu hạn C=(c0,…, cn)

điểm tn chỉ trạng thái của nó nếu kết nối 2 bị ảnh hưởng do tắc nghẽn tại thờiđiểm t Như vậy, sử dụng phương trình (2) và (3),

độ cố định duy nhất Dùng = () i biểu thị sự phân phối không thay đổi của nó.Trong các phần sau, chúng tôi cho thấy làm thế nào để tính toán các thông lượng

từ chế độ cố định của chuỗi Markov Chúng tôi định nghĩa cho mục đích này làmột quá trình bán-Markov và một số hàm số chi phí

1. Định nghĩa quá trình semi-Markov

Chúng tôi định nghĩa quá trình A(t) như sau:

A(t) = Wi(tn) với tn t < tn+1

Thời gian chuyển tiếp của quá trình này phụ thuộc vào trạng thái hiện tại vàtiếp theo, và lần này không được phân phối theo cấp số nhân Lớp A(t) sau đó làmột quá trình bán Markov Trung bình của nó trong một khoảng thời gian dàikhác với mức trung bình của quá trình W1(t) thay đổi tuyến tính giữa hai lầnthay đổi đột ngột của A(t) Để loại bỏ sự khác biệt này giữa A(t) và W1(t), chúngtôi xác định một số hàm số chi phí phụ thuộc vào trạng thái hiện tại của quátrình A(t) Chúng tôi tăng tích phân quá trình A(t) trong một khoảng thời giandài với những hàm số chi phí để biến đổi nó thành tích phân của quá trình W1(t)

2. Định nghĩa chức năng chi phí

Giả sử rằng A(t) tiến tới trạng thái i sau đó nhảy đến trạng thái j ở lần tắcnghẽn tiếp theo Chúng tôi định nghĩa fij là tích phân của W1(t) giữa hai quá

trình chuyển đổi này Chúng tôi biểu thị thời gian giữa các quá trình chuyển đổinày bằng Hàm số chi phí liên quan đến trạng thái được xác định bằng giá trị kỳvọng của fij trên tất cả các giá trị có thể có của j Chúng tôi biểu thị hàm số chiphí bởi fi Sử dụng (4) và (5) như sau:

3. Tính toán thông lượng

Thông lượng của kết nối 1 bằng trung bình thời gian của cửa sổ tắcnghẽn được chia bởi T1

cố định cũng như thời gian trung bình giữa các lần tắc nghẽn không thay đổi.Thông lượng của kết nối 2 một lần nữa lại được tính bằng cách chia trung bìnhthời gian của W2(t) cho T2