高级计算机网络.ppt

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1、2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,1,高级计算机网络,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,2,内容提要,7.1 概述7.2 现代通信中的排队理论 7.3 现代通信业务的自相似特性 7.4拥塞控制7.5 通信量控制 7.6 ABR通信量管理,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,3,7.1 概述,高速网络设计的关键是对性能参数的进行建模和估计的能力。设计者需要有能力在观察到的通信量的基础上估计未来的通信量的大小和特性。通信量的统计特性对很多类设计和配置问题都有影响,这些问题包括资源预留协议,在路由器和ATM交换机上使用的排队规则和缓存大小。另外,为了做出明智的资源预

2、留决定,用户也需要能够对计划的通信量特性进行描述。对描述数据通信量而言由许多参数很重要。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,4,吞吐量特性,平均速率: 信源提供的平均负载对于确定分配给该信源的总量是十分关键的。平均速率表示信源在较长的时间里持续发出的流量。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,5,吞吐量特性,峰值速率 这个参数告诉网络通信量最大的速率是多少,以便网络能够通过预留足够的数据传输容量和缓存空间接纳此通信量。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,6,吞吐量特性,可变性 峰值是可变性的一种度量;一种更直接的度量是吞吐量的变化。可变性衡量一个信源的突发性,

3、它是统计复用被用于提高资源利用效率的程度的一个度量。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,7,时延特性,传输时延 这个参数度量的是数据从信源到目的地的过程中网络所施加的时延。最大传输时延也常常被应用程序作为一项需求提出来。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,8,时延特性,时延偏差 传输时延的偏差大小是实时应用的一个重要参数,在实时应用中目的端应该以平滑连续的速率播放收到的数据,该速率与信源产生的速率匹配。这些以及相似的参数对于网络配,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,9,网络性能分析,排队分析提供了一个简单的,容易处理的方法来得到有用的结果,这些结果可以用来知

4、道网络的设计和扩展。几十年来,基于泊松通信量假设的排队分析一直是网络性能分析人员的应用工具。然而,近些年出现了一个对于大家来讲是惊人的结果:至少在某些情况下,数据通信量实质上不是泊松分布的而是自相似(self-similar)或分形(fractal)的。对于这种通信量,网络的性能不能再用排队分析的清楚的公式来描述,网络的时延比预期的更大,吞吐量更低。自从最初的发现之后,对于许多的通信量类型自相似的结果被证实了很多次。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,10,7.2 现代通信中的排队理论,排队理论也称为随机服务理论，是现代运筹学以及通信网理论的重要基础之一。然而尽管经典的排队论有一些

5、漂亮的数学结果，它还是与现代通信技术所要研究的排队问题有一定的差距。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,11,主要的排队分析法,早期的排队研究，主要针对一类输入为泊松过程，服务时间为负指数分布的排队系统。在这种系统中，由于到达和服务的无后效性特点，可用生灭过程(或称生死过程)描述。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,12,扩大状态空间的方法,当输入或服务不再具有无后效性时，直接应用生灭过程理论求解就显得无能为力。这时采用补充变量，用扩大状态空间的方法将非马尔柯夫过程的排队化成一个状态空间为多维的马尔柯夫过程求解。这类方法统称为扩大状态空间法。处理M/Er/1/和Er/M

6、/1/等排队系统便可以采用这种方法。我们经常提到的相位法属于此类方法。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,13,半马氏分析法,当一个排队系统的服务过程不是马尔柯夫过程，但到达或服务二者之间有一个具有无后效性时，往往可以采用嵌入马氏链法。当可以用半马氏过程描述排队队长变化过程，或输入过程(或服务时间)本身即为一个半马氏过程时，或可嵌入一个半马氏过程时，往往采用半马尔柯夫(Semi-Markov)理论对这类系统进行分析。这种方法称为半马氏分析法。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,14,近似逼近法,对于更一般的排队系统，如G/G/1排队系统，其队长变化过程是一般的随机过程。

7、这时，要求出平稳分布极为困难。可采用积分微分方程法近似求解。不等式定界法近年来也用于分析一般的排队系统，可将之看作近似逼近法的一种。另外的近似逼近法包括系统逼近法和过程逼近法。流体流方法就是一种过程逼近法。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,15,现代通信中排队的特点,现代通信的发展趋势之一是业务综合。它要求实现多种业务在同一个网中传输。显然排队系统的输入将是复合业务流，也就是说输入过程将更加复杂，不再具有Poisson输入过程的无后效性(马尔柯夫性)特点。另外，服务过程和排队策略(规则)也变得更复杂。即使是现有的通信网络在引入新业务之后也会表现出这些特点。比如传统的PSTN网主要

8、是针对普通电话业务设计的，在拨号入(Internet)网业务大量出现之后，描述呼叫的排队系统发生了深刻的变化，Erlang公式不再适应。自然依据该公式设计的PSTN网出现呼损急剧增大甚至系统崩溃等现象便不足为奇了。下面具体地针对ATM这一通信领域最新技术来加以分析。我们需要在三个层次上利用排队理论，分别是呼叫级、突发级和信元级。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,16,ATM网,对于呼叫级分析而言，由于ATM网中可以同时传输多种业务，包括面向连接的数据业务、语音业务和视频业务，以及无连接的业务等。业务呼叫的发生(即顾客到达)具有相当复杂的特点，用简单的Poisson输入过程或Erl

9、ang输入过程描述也许是不精确的。同时每种业务的持续时间(即服务时间)也将是比较复杂的。突发级排队也具有类似的特点。呼叫级排队分析的目的是要了解呼损的大小等参数。突发级排队分析的目的是要了解以突发级为单位的丢失大小等参数。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,17,信元级分析,需要指出，ATM网中的呼叫接入控制，带宽分配等是以是否能满足一定的业务要求(QOS)为判断标准的，而QOS是以信元丢失率、时延等量描述的。因此还需要将以上两个层次上的分析结果，特别是以突发为单位的丢失，转化为信元丢失率、时延等量。因此更为关键的是信元级分析。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,18,

10、排队策略,ATM排队系统的排队策略(规则)比较复杂。首先，ATM网中存在优先级，包括丢失优先级和时延优先级。这样，信元到达排队系统后就要根据其优先级采取相应的排队策略，这是一个多优先级排队问题。其次，为了满足多种业务的QOS要求，控制策略多种多样，对应于排队系统便是排队策略的不一致。比如ABR业务的引入使得其排队是一个有反馈的闭环系统。另外，根据ATM 论坛关于业务分类的新建议，多队列排队将是ATM排队系统的另一特点。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,19,业务建模,业务模型 On-Off模型 MMPP模型 MMDP模型,排队系统模型B/D/1/K(这里B表示On-Off输入)M

11、MPP/D/1/KMMDP/D/1/K,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,20,现代通信研究中常用的排队分析方法,不等式定界逼近方法扩大状态空间法半马氏分析法流体流方法,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,21,分组语音通信,半马尔柯夫过程模型及连续时间马尔柯夫链模型。在前一个模型中，首先利用扩大状态空间法将状态定义为一个二维变量，包括信源状态和排队队长。由于采用了多个On-Off语音模型的复合信源作为排队输入，可以用一个马尔柯夫链(在这里更特殊地它是一个生死链)描述，在每一个信源状态下语音分组按一个与状态有关的速率均匀发出。在该文限定的条件下排队状态(二维)服从一个半马

12、尔柯夫过程。我们可以认为这前一个排队模型所采用的分析方法是扩大状态空间法与半马氏分析法的结合。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,22,分组语音通信,后一个模型中，也利用扩大状态空间法将状态定义为一个二维变量，包括信源状态和排队队长。不过它的排队输入是多个两状态MMPP模型的复合信源(即多状态MMPP)，在每一个信源状态下语音分组的发出服从Poisson过程。于是整个排队状态(二维)服从一个连续时间马尔柯夫过程。显然这个排队模型所采用的分析方法是扩大状态空间法。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,23,流体流方法,流体流方法(Fluid Flow Method)是一种排

13、队近似分析法。它忽略到达过程及排队队长的离散性质，将到达及队长变化看成连续变化，属于前面介绍的系统逼近法。由于它计算简单、物理意义明确，在文献Anick 82将之引入通信领域之后很快得到广泛运用。例如，文献Daigle 86分析了它在分组语音通信中的应用。文献Yin 90利用它研究语音通信(多On-Off复合输入)中的拥塞控制；文献Stamoulis 94将之用于视频业务(生死链模型)的排队分析；文献Yin 91用它分析了On-Off数据业务输入的漏桶监管策略；文献蒋志刚95用它分析了突发业务(多On-Off复合的生死链模型)输入的漏桶监管策略。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,

14、24,流体流方法,流体流方法的计算复杂度与排队容量大小无关，这是一个优良性质。在信元缓冲区有增大趋势的今天，这是非常有利的。它在计算中的稍微困难之处在于特征值及特征向量的求取。同时，在大维数情况下，稳定的数值解较难获得。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,25,流体流方法,其中一方面是对输入信源适用范围的拓展，采用马尔柯夫调制的确定速率过程(MMDP)，指出流体流方法可用于所有MMDP信源的排队分析。On-Off模型、生死链调制速率过程只是其中特例。另一方面发展了一套分析ATM网部分缓冲共享(Partial Buffer Sharing,PBS)流量控制策略的流体流法，它可用于对基

15、于缓冲门限的流量控制策略的分析。采用这种方法分析具有优先级管理的漏桶监管器的性能。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,26,大偏差理论,是一种近似分析方法，可以归结为不等式定界逼近方法一类。这种方法往往只能求出信元丢失率的近似值，而且在分析过程中涉及到求解超越方程。然而需要着重指出，这种方法可以没有Markov假设，对于业务长时相关性(long range dependence,LRD)的研究或许有特别的意义。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,27,7.3 现代通信业务的自相似特性,高速网络业务具有自相似性自相似性反映了业务在所有（或至少一个较大范围）时间标度上的统计

16、相似性，突出表现为突发（）没有明确的长度，我们不可能将它们平滑掉从传统模型得到的结论是：当业务源数目增加时，突发性会被吸收，聚集业务将变得越来越平滑；而对于自相似模型，其聚集业务的突发性将更突出而不是减少近年来的研究结果表明，自相似性对网络性能产生一些意想不到的影响，它直接影响到网络的设计、控制、分析和管理目前，国外围绕这一新课题的研究工作刚刚开始，取得了一些成果，大量的问题有待解决主要的困难在于传统排队论基本上是在短相关的假定下研究队列性能，目前还没有一套完整的技术能解决长相关下队列性能的分析问题,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,28,自相似的定义,对于广义平稳随机变量序列X(

17、X1，X2，)，设其均值为EXt，自相关函数为,r(k)=E(Xi-)(Xi+k )/E(Xi-)2,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,29,自相似的定义,我们定义Xmt为： Xmt = (1/m)*(X(t-l)(m-l)+Xtm)对于广义平稳随机变量序列Xm(Xm1，Xm2，)，rm(k)为过程Xm的自相关函数。如果r(k)满足, 则称随机变量序列X为长相关(自相似)的。如果VAR(X1+X2+Xn)的增长速度为n2H，则参数H称为随机变量序列X的Hurst参数(H1-/2)。自相似随机变量序列可以分为严格自相似序列和渐近自相似序列。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网

18、络,30,自相似的定义,如果对所有k，满足r(k)1/2(k+1)2H-2k2H+(k-1)2H (7.3)则随机变量序列X称为具有Hurst参数H的严格自相似序列。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,31,自相似的定义,则过程X称为渐近自相似序列。,如果对所有k，满足,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,32,自相似的业务建模,通过生成具有自相似性的业务进行仿真研究，是目前一种有效的研究方法生成自相似业务的方法，主要有以下几种：（） 考察队列系统/，队列的到达过程为泊松过程，服务时间服从方差无穷的重尾分布记Xt为时刻牠系统中的顾客数，则Xt是渐进自相似过程该方法需要在计

19、算量和计算精度之间进行折衷处理（） 随机中点置换方法是产生自相似过程的另一种方法它通过不断分割间隔来产生样本值每次分割时，利用一个高斯置换来确定子间隔中点的样本值通过高斯置换方差的标度变化，可以产生自相似性这种方法的优点是计算速度快，在上生成个样本只需几分钟的时间，而缺点是只能产生渐进自相似过程 (3) 等利用模型产生渐进自相似过程，他们没有分析所生成样本的精度，但指出，产生N个样本点的时间复杂度为O（n），因此运算速度相对较慢限于篇幅其他方法不能在此一一列举,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,33,7.4拥塞控制,已经开发出来的用于控制分组交换网和帧中继拥塞的方法不适合于ATM网

20、络，因为如下一些因素：1. 很多通信量不接受拥塞控制。例如，话音和视频通信量甚至在网络发生拥塞时也不能停止发送信元。2. 由于信元的发送时间大大小于通过网络的传播时延，因此反馈就很慢。3. ATM网络通常可支持很大范围的应用，其所需带宽从几kbps到几百mbps，相对简单的拥塞控制方法只能适用于其中的一种。4.,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,34,7.4拥塞控制,4. 在ATM网络上的各种应用可以产生非常不同的通信量模式（例如，恒定比特率和可变比特率的信源）。另外，常规的拥塞控制技术难于公平的处理这样多的种类。5. ATM网络上的不同应用需要有不同的网络服务（例如，对话音和视频

21、的时延敏感服务，以及对数据的丢失敏感服务）。6. 非常高速的交换和传输使得ATM网络随着拥塞控制和通信量控制的方式不同而有很大的变化。若一种方法主要依赖于对情况的变化作出反应，那么这将产生选路策略和流量控制的极大的和不必要的波动。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,35,高速率的信元插入,考虑在一个网络中以150Mbps的数据率传送ATM信元。在此速率下，每隔（538bit）/(15010bps)=310秒向网络发送一个信元。从源用户到目的用户传送此信元所需的时间取决于中间的ATM交换机的个数、在每个交换机的交换时间、以及从源站到目的站的通路中所有链路上的传播时间。为简单起见，忽略

22、ATM的交换时延，并假定信号以光速传输。这样，如果源站和目的站横跨美国的东西海岸，则此往返传播时延约为3010秒。在这种情况下，假定丛源站A到目的站B传送一个长文件，并使用了隐式拥塞控制（即没有显式拥塞通知；源站根据有数据丢失就推论出发生了拥塞）。如果网络由于拥塞丢弃了信元，B就返回一个拒绝报文给A，A又重传丢弃的信元，和所有可能的后继信元。在网络拥塞通知返回到A以前，A有可能已经发送了另外的N个信元，而在A可能对拥塞作出反应之前已经有超过4Mb的数据发送出去了：,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,36,高速率的信元插入,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,37,信元时延

23、偏差,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,38,信元时延偏差,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,39,UNI上的信元时延偏差,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,40,ATM层通信量和拥塞控制的目标,l ATM层通信量和拥塞控制必须能够支持一组ATM层的各种QoS类，它们能够满足所有可预计的网络服务。 l ATM层通信量和拥塞控制必须不依赖于特定网络服务的AAL协议，也必须不依赖于特定应用的高层协议。ATM层以上的各层协议可以利用ATM层所提供的信息，以改变它们从网络得到的设施（utility）。 lATM层通信量和拥塞控制的最佳设计必须使网络和端系统的复杂性最

24、小，同时使网络的利用率最大。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,41,4级时间间隔,l 信元插入时间：这一级的功能在信元发送时就立刻作用到信元上。l l往返传播时间：网络在信元在网络中的生存时间内作出反应，同时提供反馈指示给信源。l l连接持续时间：网络要决定是否能够接受一个给定QoS的新的连接，以及要同意那些性能等级。 l长期：这些是控制影响一个以上的ATM连接，并且是建立为长期使用的。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,42,相应时间的关系,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,43,通信量控制策略的基本要点,1. 确定是否可以接受一个给定的新的ATM连接

25、2. 同意向用户支持一些性能参数,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,44,通信量控制功能,l 使用虚通道进行资源管理l 连接准许控制（CAC）l 使用参数控制（UPC）l 有选择的丢弃信元l 通信量整形,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,45,使用虚通道进行资源管理,一个虚通道VPC提供了一种很方便的手段将一些相似的虚通路VCC构成组。网络给虚通道提供聚集的容量和性能特性，而这些可以为许多虚通路共享。网络资源管理主要考虑的QoS参数是：信元丢失率、最大信元传送时延、峰值信元时延偏差，它们都受网络分配给VPC的资源数量的影响。如果一个VCC延伸经过几个VPC，则VCC的性

26、能就取决于这几个连续的VPC的性能，以及取决于在实现VCC相关功能的任何一个接点上这些连接是怎样被处理的。这些接点可以是一个交换机、集中器或其他的网络设备。每一条VPC的性能取决于该VPC的容量，以及该VPC中所包含的VCC的通信量特性。每一个VCC相关功能的性能取决于结点的交换/处理速率，以及不同信元在处理时的优先级。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,46,连接准许控制,连接准许控制（connection admission control）是网络保护自己免受过分负荷的第一道防线。当一个用户请求一条新的VPC或VCC时，用户就必须（显式的或隐式的）指明在该连接的每个方向所需的服

27、务。请求包括以下一些内容：l 服务种类（CBR，rtVBR，nrtVBR，ABR，UBR）l 通信量描述符，包括：源通信量描述符（PCR，SCR，MBS，MCR）CDVT请求的一致性定义l 每一个QoS参数的请求值和接受值（峰值CDV，maxCTD，CLR）,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,47,使用参数控制（UPC）,一旦连接准许控制（CAC）接受了一个连接，网络的使用参数控制UPC（Usage Parameter Control）功能就监视此连接，以决定通信量是否与通信量合约相一致。使用参数控制UPC的主要目的就是保护网络的资源，通过检测是否违背了已指派的参数并采取适当的措施

28、，可使得一条连接上的过载不致使另一条连接的QoS恶化。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,48,通信量合约参数值,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,49,虚拟调度算法,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,50,连续状态漏桶算法,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,51,峰值信元速率算法,l 峰值信元速率的控制和相关的CDVT l 持续信元速率的控制和相关的突发容许W,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,52,一般信元速率算法GCRA,当CDVT增加时，信元的到达可以漂移得离开TAT很远。更重要的是，这使得信元聚集成块的可能性增大，而这又是造

29、成网络资源紧张的一种现象。信元最大程度的聚集成块出现在当信源可能以背靠背（back to back） 的方式发送信元（即以链路的全速率）。当超过时就可能出现这种情况。特别是，当时，背靠背信元的最大数目N等于,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,53,漏桶算法,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,54,漏桶算法,算法维持了一个计数器对已发送的数据量进行连续的累计记数。计数器以每一个时间单位一个单位的恒定速率减少，一直到最小值零；这相当于一个桶以速率1漏出。每到达一个信元，计数器就增加，但受到的限制是计数器的最大值。任何到达的信元，如果试图引起计数器超过其最大值，就被定义为不遵

30、守合约的信元；这就相当于桶的容量是。图7.5（b）表示与图7.5（a）等效的漏桶算法。这个算法定义了一个有限容量的桶，其排水的连续速率是每时间单位流出一个单位，而当每一个遵守合约的信元到达时，桶的容量就增加，桶的总容量是。在第个信元到达后，算法检测桶是否已溢出。如果是，则此信元就是不遵守合约的。如不是，桶的容量就增加。增加量取决于在信元的到达时间桶的容量是否已全部排光。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,55,持续信元速率算法,（1）可作为持续信元速率与突发容许的关系的工作定义（2）可用于使用参数控制以监视是否遵守通信量合约。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,56,持

31、续信元速率算法,（它可从对通信流量的突发性的了解推导出来。特别是，我们可以令等于在峰值速率下信元之间的时间间隔。如果通信量受到使用GCRA的峰值信元速率和使用GCRA的持续信元速率这两方面的约束，那么在峰值信元速率下的最大突发长度应为,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,57,持续信元速率算法,在信令报文中，突发容许是用以信元数编码的来传递的。可用来推导出，它在GCRA算法中用来监视持续信元速率。若给出，和，则可以是以下区间中的任何一个数值：,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,58,使用参数控制UPC的动作,(1)一个CLP=0的信元若遵守CLP=0的通信量和约，则使之通

32、过。(2)一个CLP=0的信元若不遵守CLP=0的通信量合约但遵守（CLP=0+1）的通信量合约，则打上标记并使之通过。(3)一个CLP=0的信元若不遵守CLP=0的通信量合约也不遵守（CLP=0+1）的通信量合约，则被丢弃。(4)一个CLP=1若遵守（CLP=0+1）的通信量合约，则使之通过。(5)一个CLP=1若不遵守（CLP=0+1）的通信量合约，则被丢弃。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,59,通信量整形,通信量整形的一种简单方法就是使用漏桶算法的一种形式，叫做令牌桶（token bucket）。GCRA漏桶只是简单的监视通信量，并拒绝或丢弃不遵守合约的信元。通信量整形漏

33、桶则与GCRA漏桶相反，它控制遵守合约的信元流,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,60,通信量整形,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,61,通信量整形,一个令牌产生器以每秒个令牌的速率产生令牌，并将其放入令牌桶中，此令牌桶的最大容量为各令牌。离开信源到达的信元被放入一个缓存，其最大容量为个信元。要从服务器发送一个信元，必须从桶中移走一个令牌。若令牌桶已空，则信元必须排队等待下一个令牌。这种方式的结果是：如果已经储备了一些信元并且桶是空的，那么信元就以每秒个信元的平滑速率发送出去，同时在储备的信元用完之前都没有信元时延偏差。这样，令牌桶就平滑了信元的突发。,2019/10

34、/20,史忠植 高级计算机网络,62,ABR通信量管理,允许多个信源共享尚未被CBR和VBR使用的容量，但是可以提供到信源的反馈，以便动态调整负荷，因而可避免信元的丢失和更公平的共享网络的容量。这称为闭环控制，因为它使用了反馈。这就是ABR使用的方法。下面阐述ABR服务的概念，并详细的讨论用来控制信元流的反馈机制。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,63,反馈机制,1.l 容许的信元速率ACR（Allowed Cell Rate）：是信源被准许发送的当前速率。信源可以在零到ACR之间的任何速率发送信元。ll 最小信元速率MCR（Minimum Cell Rate）： ACR可取的最

35、小值（这就是说，网络并不限制信源发送的信元流的速率要小于MCR）。但是，对于一个给定的连接，MCR可以置为零。ll 峰值信元速率PCR（Peak Cell Rate）：ACR可取的最大值。 l初始信元速率ICR（Initial Cell Rate）：指派给ACR的初始值。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,64,资源管理信元,每个RM信元包括3个字段向信源提供反馈：一个拥塞指示比特CI（Congestion Indication）,一个不增加比特NI（No Increase），以及一个显式信元速率字段ER（Explicit Cell Rate）。信源按如下规则进行反应：若CI=1

36、则将ACR减少一个正比于当前ACR的量，但不小于MCR；否则， 若NI=0，则将ACR增加一个正比于PCR的量，但不大于PCR； 若ACRER，则将ACR置为maxER，MCR。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,65,容许的信元速率ACR,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,66,容许的信元速率的变化,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,67,反馈的方法,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,68,速率控制反馈到信源,l 设置EFCI：当一个正向传输的ATM数据信元通过交换机时，交换机可对信元首部（使用负荷类型字段）中的显式前向拥塞指示EFCI（Exp

37、licit Forward Congestion Indication）进行设置。这将引起目的端系统在反向资源管理信元BRM中CI比特置1。 l 设置相对速率：交换机可以直接对一个经过的RM信元的CI或NI比特进行设置。若这种比特的设置是在一个前向资源管理信元FRM中，则当在目的站出现信元调头传输时，该比特将在相应的BRM中保持置1。若在一个通过的BRM信元中设置其中的一个比特，则可获得更快的结果。要得到更快的结果，一个交换机可产生一个将CI或NI置1的BRM信元，而不需要等待一个通过的BRM信元。 l设置显式速率：交换机可减少一个FRM或BRM信元中的ER字段中的值。,2019/10/20,

38、史忠植 高级计算机网络,69,RM信元的格式,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,70,RM信元的格式,l 首部（5字节）：ATM信元首部中的PT=110即表示是一个RM信元。要进行在一个虚通路上的速率控制，其VPI和VCI就要和该连接上的数据信元的VPI和VCI一样。若要在一条虚通路上进行速率控制，就要使用同样的VPI，并使VCI=6。l 协议标示符（1字节）：使用这个RM信元标示服务。对于ABR，ID=1。l 报文类型（1字节）：包括下列1bit的指示符：方向（DIR）：FRM（DIR=0）或BRM（DIR=1）。BECN信元（BN）：指出信元最初是由信元产生（BN=0）还是由一

39、个交换机或目的站产生（BN=1）。拥塞指示（CI）：（CI=1）表示拥塞。不增加（NI）：（NI=1）表示不再允许负荷的增加。请求/确认（RA）：在I。371中定义；在ATM论坛的ABR中不使用。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,71,ABR容量分配,l 拥塞控制：因为ABR服务是要提供最小的信元丢失，因此交换机必须使用ABR的速率控制机制来限制到达的分组的速率，使得网络能够进行处理。为此，交换机必须监视队列长度，并且当缓存快满时就要抑制信元的速率。l l 公平容量分配：一个ATM交换机必须将其容量在所有的通过此交换节点的连接之间进行公平分配。因此，当拥塞发生时，交换机必须对使用

40、容量超过其公平份额的那些连接进行速率抑制。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,72,二进制反馈方式,最简单的处理方法就是将每个输出端口的缓存分配给一个单个先进先出队列（single FIFO queue）。当缓存的占有率超过一定的门限时（例如，80%的缓存大小），交换机就开始发出二进制通知并继续这样做，直到缓存的占有率下降到低于该门限。通知可以这样发出：将每个入数据信元中的EFCI值1，或在每个通过的RM信元上将CI或NI值1。一个较小的改进时使用两个门限。当队列长度增加到足够大以至要超过高门限时，就开始发出二进制通知。只有当队列长度小于低门限时，二进制才停止通知。,2019/10

41、/20,史忠植 高级计算机网络,73,二进制反馈方式,若给每个虚连接或给每组虚连接分配一个单独的队列（separate queue），那么公平性就可以得到改善。每个队列使用一个单独的门限，因而在任何时刻，只有具有长队列的虚连接才得到二进制通知。除了更加公平，这种方法还有两个另外的优点。第一，由于每个队列与其它队列是隔离的，因此一个信源的错误动作并不会影响到其他的虚连接。第二，不同虚连接的时延和信元丢失是互不相关的，因此有可能使不同的虚连接具有不同的QoS。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,74,二进制反馈方式,更复杂的技术是有选择地反馈或智能置位。这种技术基于试图动态地分配容量的

42、公平份额（fair share）。例如，可以简单的将公平份额定义为Fairshare= 当拥塞发生时，对于任何VC,只要当前信元速率CCRFairshare，则交换机就对该VC上的信元进行置位。,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,75,显式速率反馈方式,所有的显式反馈方式都有以下的一些共有功能：(1)计算可支持每条VC的容量的公平份额。(2)确定当前的负荷，或拥塞程度。 (3)对每条连接计算一个显式速率ER（explicit rate）信息发布,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,76,显式速率反馈方式,增强的均衡速率控制算法EPRCA（Explicit Propotio

43、nal Rate Control Algorithm）l显式速率指示拥塞避免ERICA（Explicit Rate Indication for Congestion Avoidance） 使用均衡速率的拥塞避免CAPC（Congestion Avoidance using Propotional Control）,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,77,增强的均衡速率控制算法,对于EPRCA方式，一个交换机随时注意每条连接上当前负荷的平均值，它以平均容许的信元速率MACR（Mean Allowed Cell Rate）来表示,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,78,增

44、强的均衡速率控制算法,MACR就表示在当前时刻通过这个交换机的平均负荷的估值。这样做的目的是：若拥塞发生了，则交换机将每条VC上的速率减小到不超过DPFMACR，这里DPF是一个降压因子（Down Pressure Factor）。因为所有VC上的速率都减小到同样的ER，因而对速率的抑制是公平的。特别是，当一个输出端口的队列长度超过门限值时，所有通过该端口的连接上的RM都要按下式进行更新：,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,79,显式速率指示拥塞避免,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,80,显式速率指示拥塞避免,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,81,使用均衡速率的拥塞避免CAPC,2019/10/20,史忠植 高级计算机网络,82,谢谢! THANK YOU,