1. Aktivno upravljanje redovimaELEKTROTEHNIKI FAKULTETSARAJEVOPROJEKAT: -Aktivno uravljanje redovima -Kvaliteta usluge u telekomunikacijskim mreama Grupa: Aldina BajraktareviAnida GaribSarajevo, 27.02.2011.god.Mia GusoSADRAJ1

2. Aktivno upravljanje redovimaUVOD.......................................................................................................................................................31. AKTIVNO UPRAVLJANJE REDOVIMA EKANJA.............................................................42. AQM ALGORITMI KOJI SE TEMELJE NA VELIINI REDA EKANJA...........................53. AQM ALGORITMI KOJI SE TEMELJE NA BRZINI PROMETA........................................93.1 BLUE.....................................................................................................................................3.2 YELLOW..............................................................................................................................3.3 GREEN..................................................................................................................................3.4 POREENJE AQM ALGORITAMA..................................................................................4. KOMBINIRANI AQM ALGORITMI.........................................................................................5. AQM ALGORITAM KOJI UZIMA U OBZIR STANJE REDA I OPTEREENJE................ZAKLJUAK.........................................................................................................................................REFERENCE..........................................................................................................................................2 3. Aktivno upravljanje redovimaUVODS talan rast kompleksnosti (sloenosti) IP mree, kao i evolucija usluga i protokola, ostavljaotvoreno pitanje problematike poboljanja kvaliteta usluge. Kljuni izazov u IP mreamaupravo predstavlja unapreenje kvalitete usluge. Pored poveanja korisnikih zahtjeva za brei bolje usluge, najvei razlog za uvoenje QoS-a je proboj novih servisa na tritetelekomunikacija. Jedan od najznaajnijih problema dananjeg Interneta je zaguenje. IakoInternet prua servis najboljeg pokuaja na sloju mree, rjeenja za problem zaguenja suzastupljena od sloja povezivanja podataka do sloja transporta. QoS (engl.Quality of Service)je platforma koja pokuava da rijei mnoge nedostatke u dananjim mreama. QoS koncept semoe djelimino uspjeno primjeniti u mreama sa jedinstvenom politikom projektovanja iadministracije. Znaajnije irenje QoS platforme zahtjeva sutinsku promjenu nainafunkcionisanja Interneta. Pored QoS koncepta postoje rjeenja koja tee da podignu optinivo servisa, iako bez vrstih garancija. Ovakva rjeenja se ostvaruju upravljanjem baferima irasporeivanjem paketa u baferima.[1]Pri prosljeivanju paketa kroz mreu postoji kompromis izmeu kanjenja i propusnosti. Akosu redovi ekanja veliki, a spremnici gotovo puni, pristizanje velikog broja paketa rezultiratie odbacivanjem veeg broja paketa. Ovo moe dovesti do globalne sinkronizacije tokova idueg vremena nedovoljnog iskoritenja mrenih resursa. Cilj privremene pohrane paketa nausmjernicima je omoguavanje primitka praskova paketa koji e se dalje odaslati tokomperioda kada je dolazni promet manji od kapaciteta odlaznog kanala. Odravanje relativnomalih redova ekanja na usmjernicima stoga moe dovesti do vee propusnosti i manjegkanjenja.Rjeenje problema punih spremnika je u tome da usmjernici pakete odbacuju prije nego sespremnici popune, tako da krajnji ureaji mogu ranije reagirati na nastanak zaguenja. Ovaj sepristup naziva aktivno upravljanje redovima ekanja (AQM Active Queue Management), apreporua ga IETF u RFC-u 2309 [2]. Odravanjem male veliine redova ekanja smanjuje sekanjenje, to je od posebne vanosti za interaktivne tokove ija radna svojstva direktno oviseo kanjenju. Aktivno upravljanje redovima ekanja osigurava da u spremnicima gotovo uvijekima mjesta za prihvatanje pristiglog paketa, ime se eliminira mogunost Lock-Out-a* ipoveava pravednost prema praskovitim tokovima. Tehnike aktivnog upravljanja baferima (mogu da posredstvom ECN platforme (engl. Explicit Congestion Notification) sarauju saTCP mehanizmima kontrole zaguenja. Ovo je veoma bitno jer se procenjuje da preko 90%Internet saobraaja koristi TCP protokol. Jo jedna bitna prednost AQM mehanizama jestemogunost njihove postepene i nesmetane implementacije u postojeu arhitekturu Interneta.*Lock out-predstavlja jedan od najveih problema Drop Tail-a, to je fenomen koji je najee uzrokovan sinhronizacijom TCPpredajnika.Odnosno, on nastaje u situacijama kada Drop Tail omogui jednom ili nekolicini tokova zauzimanje cijelog spremnika nausmjereniku.3 4. Aktivno upravljanje redovima 1. AKTIVNO UPRAVLJANJE REDOVIMA EKANJAU nekim sluajevima isputanje paketa moe biti veoma vano u prevenciji zaguenja, npr.signalizacija TCP koja ini veliki dio saobraaja u dananjim mreama. Nain na koji mrenivor ukae izvoru da je rije o zaguenju, utjee na kanjenje i troughput koje e pojedinaTCP sesija iskusiti. Metod isputanja paketa ukoliko doe do pretrpavanja reda se zove taildropping.[3] Drop Tail je najjednostavniji mehanizam koji prihvata svaki nadolazei paketukoliko ima mjesta u meuspremniku, a ukoliko je meuspremnik pun, on pone da odbacujesvaki paket koji stigne. Ovakav nain odbacivanja je najjednostavniji za implementaciju, alirezultuje problemima koji utiu na degradaciju QoS-a: zakljuanje, punjenje redova dovrha,globalna sinhronitacija.[4] Pogotovo ukoliko dolazi do stalnih zaguenja ovaj semehanizam ne ponaa zadovoljavajue, jer moe dovesti do poveanja kanjenja, odbacivanjaskupine paketa, nepravilne razdiobe propusnog opsega i globalne oscilacije prometnih izvora.U cilju rjeavanja ovih problema objavljen je odreenbroj algoritama za aktivno upravljanjeredovima cekanja (Active Queue Management (AQM) mehanizmi). Mreni vorovi morajuvladati s duinom redova saobraaja. AQM se sastoji od isputanja ili markacije paketa prijenego li red postane pun i nezavisan je od vrste posluivanja reda, odnosno od informisanjapoiljatelja o pojavi zaguenja prije nego to dode do prenapunjenost meuspremnika.[5]U posljednjih desetak godina razvijen je vei broj AQM mehanizama za ranu dojavuzaguenja. S obzirom na temelj za procjenu zaguenja, mogue je ove mehanizme podijeliti utri osnovne skupine (Slika 1) : Mehanizme koji se temelje na veliini reda ekanja; Mehanizmi koji procjenu stepena zaguenja temelje na brzini dolaznog prometa; Kombinirani mehanizmi.Slika 1. Podjela AQM mehanizama [6]4 5. Aktivno upravljanje redovima2. AQM ALGORITMI KOJI SE TEMELJE NA VELIINI REDA EKANJAOdbacivanje paketa je neuinkovito te je isplativije definirati metode nadzora, predvienja ipreventivnog reagiranja na uvijete koji predstoje zaguenju mree. U tu svrhu razvijene sumetode kontrole zaguenja aktivnim upravljanjem redom ekanja i izbjegavanje zaguenja.RED(Random Early Discard) koristi statistike metode kako bi ocijenio da li je potrebnoodbaciti paket prije nego se red ekanja napuni i doe do zaguenja mree. Ovaj mehanizamprati kolika je prosjena duina reda ekanja i izraunava je svaki put kada u red stigne novipaket. Ciljevi pri dizajniranju RED algoritma bili su minimizacija kanjenja igubitka paketa, osiguranje visoke razine iskoritenja mree i izbjegavanje negativnediskriminacije praskovitog prometa.Slika 1. Funkcionisanje RED mehanizma**Pri proraunu prosjene veliine reda ekanja u obzir se uzima i period u kojem je red bio prazan (period neaktivnosti), i to na nain da se procijeni broj m malih paketa koji su semogli transmitirati tijekom perioda neaktivnosti. Po zavretku perioda neaktivnosti nova sevrijednost prosjene veliine reda ekanja rauna kao da je m puta paket stigao u prazan redekanja. Kako avg(prosjena veliina reda ekanja) raste od minth do maxth tako vjerojatnostoznaavanja paketa pb linearnoraste od 0 do maxp:Efikasnost RED algoritma ovisi, u velikoj mjeri, o prikladnom izboru vrijednosti parametaraza oekivani profil mrenog prometa. Naime, iako je RED najpoznatiji i najee koritenialgoritam aktivnog upravljanja redovima ekanja, smjernice za izbor vrijednosti parametaraRED mehanizma nisu dobro definirane. Ideja da veliina reda ekanja moe sluiti kao jediniindikator zaguenja jer u potpunosti predstavlja optereenost mree potvrnena je simulacijamakoje pretpostavljaju idealiziranu verziju mrenog prometa i znaajno se razlikuju od stvarnogIP prometaNa primjer, u veini simulacija koriten je ogranien broj tokova koji su velikogtrajanja i konstantnog vremena obilaska (RTT). Takav je promet blage prirode, to je usuprotnosti s praskovitom prirodom prometa i rezultirajuim varijacijama optereenja mreekod stvarnih IP mrea. Stoga, u realnim uvjetima prometa, koritenje predloenog REDmehanizma nerijetko ne daje bolje rezultate od obine Drop Tail tehnike.**RED mehanizam koristi EWMA (eng. exponentially weighted moving average ponderirani eksponencijalni pomini prosjek)filtra proraunava prosjenu veliinu reda ekanja.5 6. Aktivno upravljanje redovimaUpravo ova injenica rezultira razvojem razliitih varijacija RED mahanizma, u ciljunjegovog poboljanja kao to su:FRED (Flow RED), SRED (Stabilized RED), DSRED (Double Slope RED), ARED(Adaptive RED), PD-RED (Proporcionalno-derivacijski RED), LR-RED(Loss Ratio-basedRED), SHRED (Short Lived Flow Friendly RED), StoRED(Stochastic RED), RIO(RED In orOut). Pored RED algoritama, postoji i tkz. CBT (Class Based Thresholds) algoritamupravljanja redovima ekanja koji nastoji zatititi TCP tokove od neaktivnih UDP tokova, ali iizolirati neke tipove UDP prometa od drugih. Naime, UDP tokovi koji slue za prijenosmultimedijskih aplikacija su obino konstantne male brzine i osjetljivi su na utjecaj brzihnereaktivnih tokova, posebno na poveanje broja odbaenih paketa. Stoga CBT nastojisauvati pozitivna svojstva RED algoritma, ograniiti utjecaj nereaktivnih tokova, ali iomoguiti UDP tokovima zauzimanje odreenog dijela ukupnog kapaciteta bez potrebe zavoenjem statistike o svakom aktivnom toku. CBT se moe promatrati kao pojednostavljenjeFRED algoritma. Ideja CBT algoritma je izolirati TCP promet od utjecaja ostalog prometa nanain da se ogranii prosjean broj ostalih paketa koji se istovremeno mogu nalaziti u reduekanja. Takoer mehanizam koji poboljava RED je PI regulator (proporcionalno-integracijski regulator) iji je cilj eliminirati greku koju algoritmi poput RED-a imaju ustabilnom stanju i koja dovodi do oscilacija u veliini reda ekanja pri konstantnomoptereenju usmjernika. Grekom se smatra razlika u veliini reda ekanja pri stacionarnimuvjetima i konstantne referentne vrijednosti. Kako prema teoriji upravljanja integracijskiregulatori u stabilnom stanju nemaju pogreku, PI algoritmom se nastoji zadrati veliina redaekanja oko referentne vrijednosti, neovisno o optereenju. Naalost, istraivanja dokazala daAQM sA PI kontrolerom nije robustan kao odgovor na nesigurnosti u mrei i poveanju brojaizvora.[11]Slika 3. PI integrator [10]Kako su kod veine AQM mehanizama parametri algoritma postavljeni za rad na tanoodreenoj radnoj toki, radna su im svojstva u realnom scenariju s promjenjivim mrenimuvjetima loa, predlae se koritenje AQM mehanizma koji se temelji na upravljanjukoritenjem neizrazite logike (eng. fuzzy logic). Autori su na temelju lingvistikog modela (ane matematikog, kao to je to bio sluaj kod do sada spomenutih AQM mehanizama) sistemarazvili FEM (Fuzzy Explicit Marking) mehanizam s nelinearnom funkcijom vjerojatnostioznaavanja paketa, koji nastoji odrati veliinu reda ekanja oko ciljane vrijednosti.Slika 4. FEM sistem[10]6 7. Aktivno upravljanje redovimaPostoje i CHOKe i PUNSI algoritmi, ije e osobenosti biti navedene u nastavku. Osnovni ciljCHOKe (CHOse and Keep for responsive flows, CHOse and Kill for unresponsive flows)algoritma jest to jednostavnijim mehanizmom kontrolirati nereaktivne tokove. Predlae semala modifikacija obinog FIFO reda ekanja upravljanog RED algoritmom. CHOKealgoritam prikazan je Slikom 2, gdje osjenana polja predstavljaju funkcije CHOKealgoritma, dok su ostale funkcije standardnog RED algoritma. Slika 2. CHOKe algoritam (preuzeto iz [8])Ideja ovog algoritma je u tome da sadraj FIFO reda ekanja tvori dovoljnu statistikudolaznog prometa i, kao takav, moe se koristiti za kanjavanje nereaktivnih tokova. Pridolasku paketa u zagueni usmjernik (onaj kojemu je veliina reda ekanja vea od minth)CHOKe odabire sluajni paket iz reda ekanja (kandidat za odbacivanje) i usporeuje ga spristiglim paketom. Ako paketi pripadaju istom toku, oba se odbacuju, a ako pripadajurazliitim tokovima sluajno se odabrani paket ostavlja dok se tek pristigli paket dodaje uFIFO red ekanja s odrenenom vjerojatnou koja ovisi o stupnju zaguenja (ova sevjerojatnost rauna kao u RED algoritmu). Sa slike 2. Mow se zakljuiti da e se paketinereaktivnih tokova ee odbacivati od paketa reaktivnih tokova. CHOKe je vrlojednostavan za implementaciju, ne zahtijeva informaciju o aktivnim tokovima i kontroliranereaktivne tokove. Ipak, CHOKe ponekad kanjava ne samo UDP tokove velike brzine, negoi TCP tokove. Takoer, CHOKe nema dobre rezultate ako se u redu ekanja nalazi samomanji broj paketa nereaktivnih tokova, to odgovara ranim fazama zaguenja. NedostatkeCHOKe algoritma pokuava ispraviti PUNSI (Penalizing Unresponsive flows with StatelessInformation). Slika 3. PUNSI algoritam (preuzeto iz [9]7 8. Aktivno upravljanje redovimaRazlika u odnosu na CHOKe je u tome to se kod PUNSI algoritma algoritma kandidati zaodbacivanje biraju samo u sluaju da tek pristigli paket pripada nereaktivnom toku. Dakle, naTCP pakete primjenjuje se iskljuivo standardni RED algoritam. Razlika je, takoer, i u tometo pri odabiru kandidata za odbacivanje iz reda ekanja vjerojatnost odabira nije uniformna,ve geometrijska tako da paketi koji su menu zadnjima primljeni u red imaju veuvjerojatnost biti odabrani od paketa na poetku reda ekanja. Naime, pokazalo se, u sluajukada praskoviti UDP promet uzrokuje zaguenje na usmjerniku, da je vea koncentracijapaketa toga toka na kraju (eng. tail) nego na poetku (eng. head) reda ekanja. Stoga seprikladnom geometrijskom funkcijom distribucije vjerojatnosti odabira paketa iz reda ekanjapoveava vjerojatnost da e odabrani paket pripadati istom nereaktivnom toku kao i pristiglipaket. Na taj nain PUNSI titi reaktivne tokove u intervalima zaguenja i osigurava da velikaveina (oko 99%) odbaenih paketa pripada upravo nereaktivnim praskovitim tokovima. 3. AQM ALGORITMI KOJI SE TEMELJE NA BRZINIPROMETA3.1 BLUEProblem kod algoritama koji su obraeni u prethodnom naslovu ogleda se u u tome to se kaoindikator intenziteta zaguenja koristi veliina reda ekanja. Stoga se predlae koritenjeBLUE algoritma, koji je sutinski razliit od do sada spomenutih algoritama. Naime, premaBLUE algoritmu redom ekanja se ne upravlja s obzirom na trenutnu ili prosjenu veliinureda, ve s obzirom na iskoritenost kapaciteta i uestalost odbacivanja paketa. BLUE imasamo jednu vjerojatnost oznaavanja (ili odbacivanja) paketa, pm. Ukoliko zbog popunjenostispremnika konstantno dolazi do odbacivanja novopristiglih paketa, BLUE poveavavjerojatnost pm, ime se se poveava brzina kojom se izvorima dojavljuje o nastanku8 9. Aktivno upravljanje redovimazaguenja. S druge strane, ako se red ekanja isprazni pa kapacitet kanala ostane neiskoriten,BLUE smanjuje vjerojatnost oznaavanja paketa. Ovakav nain rada omoguuje BLUEalgoritmu da naui optimalnu brzinu dojavljivanja zaguenja izvorima paketa. Algoritam jeprikazan na slici 4.:Slika 4. BLUE Algoritam [12]Na prethodnoj slici moemo vidjeti da se vjerojatnost oznaavanja paketa aurira i kadaveliina reda ekanja premai odreenu vrijednost. Ovo omoguava prihvat prolaznihpraskova paketa te olakava kontroliranje kanjenja u situaciji kada je veliina spremnikavelika.Pri proraunu vjerojatnosti oznaavanja paketa pm BLUE algoritam se koristi trimaparametrima koji odreuju koliko e se brzo ta vrijednost mijenjati. Parametar freeze_timeodreuje minimalan vremenski interval izmeu dva auriranja vrijednosti pm. Time seomoguuje da utjecaj promjene u vjerojatnosti oznaavanja paketa stupi na snagu prije negose vjerojatnost opet aurira. Kako bi se izbjegla globalna sinkronizacija, vrijednost parametrafreeze_time treba biti sluajno odabrana.Ostala dva parametra odreuju iznos za koji se vrijednost pm inkrementira ako doe dogubitka paketa zbog popunjenosti spremnika (1), odnosno iznos za koji se vrijednostdekrementira ako kapacitet kanala ostane neiskoriten (2). Budui da do gubitka paketa zbogpopunjenosti spremnika moe doi samo ako je algoritam upravljanja zaguenjemprekonzervativan, a do neiskoritenosti kapaciteta ako je algoritam upravljanja zaguenjemprekonzervativan ili preagresivan, vrijednost parametra 1 treba biti vea od vrijednosti 2.Vrijednost parametra freeze_time treba se podesiti prema vremenu obilaska (RTT) tokova nausmjerniku, tako da promjene u vjerojatnosti oznaavanja paketa djeluju na izvore paketaprije novog auriranja vrijednosti pm. Dakle, za veze s velikim kanjenjem (npr. Satelitskeveze) vrijednost parametra freeze_time bi trebala biti vea nego kod veza s malim kanjenjem.Parametri 1 i 2 trebaju se podesiti tako da, ovisno o parametru freeze_time, omoguepromjenu vrijednosti vjerojatnosti pm iz 0 u 1 (i obratno) u onom vremenskom intervalu ukojem moe doi do velike promjene u optereenju usmjernika (najee 5 do 30 sekundi).Ovo je u suprotnosti s algoritmima koji upravljaju redovima ekanja prema veliini redaekanja, kod kojih se vjerojatnost oznaavanja (i odbacivanja) paketa moe promijeniti iz 0 u1 u samo nekoliko milisekundi, ak i pri konstantnom optereenju usmjernika. 9 10. Aktivno upravljanje redovima3.2 GREENZaguenja u mrei vode do gubljenja paketa, mehanizmi za aktivno upravljanje redovima kaoto su RED i BLUE su uvedeni da rano detektuju zaguenja i na odgovarajui nain reagirajuna ta zaguenja koji bi inae ispunili red i uzrokovali burst izgubljenih paketa. Osim toga,BLUE ima izravnu primjenjivost pri poboljanju performansi multimedijalnih aplikacija zbogsmanjenja stope gubitaka paketa i ekanja u redu kanjenja umreenih aplikacija kao to suinteraktivni audio i video. Veza propusnosti kod Green algoritma zadovoljava slijedeujednainu, pod odreenim uslovima:MSS c BW =, gdje je BW propusnost veze, MSS najvea veliina segmenta, RTT round RTT ptrip vrijeme, p je vjerovatnoa gubitka paketa i c je konstanta koja zavisi o priznanju strategijekoja se koristi (npr., kasni ili svaki paket) kao i da li se pretpostavlja da li se paketi gube,povremeno ili sluajno.[19] Osnovni rad GREEN-a ne zahtijeva informacije o stanjimasvakog toka. N i MSS se mogu lako procijeniti. GREEN ima minimalne zahtjeve za stanja.GREEN algoritam se opisuje sljedeim zakonom upravljanja: P( t + T ) = P( t ) + ( t ) U ( ( t ) )Gdje je (t ) = ( X (t ) u C(t ) )+ 1 x 0U ( x) = 1 x < 0 ( t ) = max( abs( ( t ) ) , P )gdje je X ( t ) procijenjena brzina dolaska na linku (bps), C ( t ) je kapacitet linka, u je ciljkoritenja, je kontrolni dobitak, P(t) je oznaka za brzinu ispada, P odreuje minimalne1prilagodbe, ije aurirana brzina[20]. Da bi vizualizirali GREEN algoritam, potrebno je Tizvriti prilagoenje P(t), P( t ) za sve T sekunde, kao funkcije od ( X ( t ) u C ( t ) ) jeprikazan za GREEN i linearni integrator zakona upravljanja na slici 6.Slika 5. Green P(t) (lijevo) i linearni integrator P(t) (desno) [18]1Kontrolna dobit i minimalna prilagodba P bi trebali biti skalirani u omjeru, da bi seCnapravila stabilnost invarijantna na kapacitet linka. Aurirani interval T treba biti manjegreda od najmanjeg RTT-a u mrei. GREEN primjenjuje znanje o stabilnom ponaanju TCPkonekcije na ruteru da intelegntno izbaci (ili oznai) pakete za obavjetavanje o zaguenju.Pomou ovog mehanizma, ruter moe dati svakoj konekciji njegov fer udio pojasne irine aistovremeno sprjeava stvaranje redova paketa. Propusnost TCP konekcije zavisi, izmeuostalog, od round trip vremena (RTT) i vjerovatnoe da su paketi izbaeni u mrei. Osnovni10 11. Aktivno upravljanje redovimarad 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 vana je brza kontrola premaciljnom kapacitetu, jer ukoliko je dug period, gdje je brzina dolaska iznad kapaciteta, stvaramalu iskoritenost a tamo gdje je period brzine dolaska iznad kapaciteta stvara ekanje ikanjenje. GREEN poboljava integralani zakon upravljnja sa metodom prvog reda, na nainto ograniava minimalne prilagodbe za oblijeenu vjerovatnou P(t) do P po auriranomintervalu.Odline performanse tradicionalnog GREEN-a dolaze sa tradeoff - ruter mora biti u stanjuzakljuiti RTT toka. U radu [14] predstavljeni su preliminarni rezultati za GREEN usmjerivagdje je pretpostavljeno da se RTT zna na ruteru. GREEN ne smije koristiti niti jedno stanjetoka da bi dokazao da posjeduje beneficiju za pravedno rasporeivanje. Stoga, APUKapadia[14] predstavlja dva pristupa za procjenu RTT-a bez potrebe stanja toka : UgraeniRTTs i IDMaps.3.3 YALLOWYellow je algoritam koji je nastao kombinacijom najboljih osobina RED I BLUE algoritama.Ovaj algoritam koristi factor optereenja (link utilization), kao glavnu mjeru za upravljanjezaguenjem.[21]Osnovna mjera zaguenja kod YELLOW mehanizma upravljanja redovima ekanja [37] jerazlika izmenu kapaciteta kanala i brzine dolaznog prometa. Uz ovu, dodatna je i manje vanamjera zaguenja trenutna veliina reda ekanja. YELLOW algoritam periodiki ispitujeoptereenje kanala te za svaki vremenski interval odrenuje funkciju upravljanja redomekanja i faktor optereenja kanala. Ako je q trenutna veliina reda ekanja, a c kapacitetkanala, tada je YELLOW algoritam dan s: U svakom intervalu, aurira se funkcija upravljanja redom ekanja prema izrazu: q refmac QDLF , za q > q ref f ( q( t ) ) = ( 1) q + q ref q ref za 0 q q ref ( 1) q + q refgdje QDLF odrenuje gornju graninu vrijednost brzine pranjenja reda ekanja, qref jereferentna veliina reda ekanja (obino 20-30 paketa), a i su parametri koji predstavljajukompromis izmenu brzine odziva i stabilnih radnih svojstava sustava.Parametar je faktor iskoritenja kanala. Dostupni virtualni kapacitet aurira se koritenjem funkcije upravljanja redomekanja, a zatim se rauna faktor optereenja z:(q)=f(q)cz = (brzina dolaznog prometa) / (q) Vjerojatnost oznaavanja paketa aurira se prema izrazima: p + z / czaz 1+ p = p / ( zc )zaz Responding fast; large queuing delay jitter under dynamic trafficYellow->Fast response; queue stability; small queuing delay jitter Slika 7. Poreenje Blue i yellow algoritama[21]Results: As shown in Fig. 2, GREEN provides significantlybetter bandwidth fairness than the other queuemanagementschemes. The curve for Drop Tail shows us thefairness that would be expected at most gateways in the Internettoday. FRED outperforms Drop Tail and SFB because itqueues at least two packets2 of a flow before marking a packet13 14. Aktivno upravljanje redovimafrom that flow. This provides much better fairness as long aseach flow maintains one to two outstanding packets at the gateway.SFB exhibits poor fairness because it is sensitive to varyingRTTs between flows and breaks down under a large numberof connections with varying RTTs [4]. Slika 8.4. KOMBINIRANI AQM ALGORITMIto se tie kombiniranih algoritama za aktivno upravljanje redovima postoje dva algoritma:REM(Random exponentional marking) i SVB(Stabilized virtual buffer).Jedno od osnovnih svojstava REM algoritma je da se brzina dolaznog prometa stabilizira okokapaciteta kanala, a veliina reda ekanja oko ciljane (relativno male) vrijednosti, neovisno obroju aktivnih tokova na usmjerniku. REM algoritam odrava varijablu koja predstavlja mjeruzaguenja na usmjerniku, a naziva se cijena. Jo jedno svojstvo ovog algoritma je davjerojatnost oznaavanja (ili odbacivanja) paketa s kraja na kraj mree, a koju opaa krajnji 14 15. Aktivno upravljanje redovimakorisnik, ovisi o sumi cijena (mjera zaguenja) na svim usmjernicima preko kojih promatranipaket prolazi kroz mreu. Ukoliko pogledamo narednu sliku uoiti emo niz zanimljivosti, okojima e neto vie biti reeno u implementacijskom dijelu. Vee propusnosti i manji udioodbaenih paketa samo su neke od prednosti REM-a nad RED-om.Slika . Vjerojatnost odbacivanja paketa za REM i RED [15]Poput REM-a, i SVB algoritam [16] kao mjeru zaguenja koristi dolaznu brzinu paketa iveliinu reda ekanja. SVB odrava virtualni red ekanja i aurira mu stanje s obzirom nadodavanje paketa u i posluivanje paketa iz stvarnog reda ekanja. SVB algoritam zaoznaavanje paketa na usmjernicima relativno slian AVQ algoritmu. Ipak, za razliku odAVQ-a, gdje je veliina virtualnog spremnika konstantna i jednaka veliini stvarnogspremnika na usmjerniku, a kapacitet virtualnog kanala je podesiv, kod SVB-a je brzinaposluivanja paketa iz virtualnog reda ekanja jednaka stvarnom kapacitetu kanala, dok seveliina virtualnog spremnika podeava u skladu s brzinom dolaznog prometa. Takoner,vana je razlika menu ovim algoritmima u tome to kod SVB-a vjerojatnost odbacivanjapaketa ovisi i o veliini reda ekanja, a ne samo o brzini dolaznog prometa, kao to je tosluaj kod AVQ algoritma. Simulacijama e biti pokazano da ovaj algoritam ima propusnost iprosjenu veliinu reda ekanja otprilike jednaku kao kod RED-a i REM-a, ali i znatno manjustandardnu devijaciju veliine reda ekanja( kao to se vidi u tabeli 1). Tabela 1. AQM mehanizmi s odbacivanjem paketa[16] 5. AQM ALGORITAM KOJI UZIMA U OBZIR STANJE REDA IOPTEREENJE15 16. Aktivno upravljanje redovimaZAKLJUAKPokazalo se da koritenje bilo kojeg AQM mehanizma znaajno smanjuje udio odbaenihpaketa i kanjenje na usmjernicima u odnosu na Drop Tail tehniku. Pritom ne dolazi do veegsmanjenja iskoritenosti kanala, kao ni, kod veine promatranih algoritama, do znaajnogporasta standardne devijacije veliine reda ekanja. Iako su se neki algoritmi (ARED, FEM)pokazali boljima od drugih (PI), ne moe se rei da je neki algoritam aktivnog upravljanjaredovima ekanja u svim aspektima bolji od ostalih, posebno ako se u obzir uzmejednostavnost simuliranih mrenih scenarija.REFERENCE[1] Telfor2004, Beograd, Sava Centar[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. Nauno-struni asopis 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 ekanja na Internetu, dipl.ing Ante Kristi, 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, November2002.16 17. Aktivno upravljanje redovima[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 2007.17 18. Aktivno upravljanje redovima18 19. Aktivno upravljanje redovima19 20. Aktivno upravljanje redovima20 21. Aktivno upravljanje redovima21 22. Aktivno upravljanje redovima22 23. Aktivno upravljanje redovima23 24. Aktivno upravljanje redovima24 25. Aktivno upravljanje redovima25 26. Aktivno upravljanje redovima26 27. Aktivno upravljanje redovima27 28. Aktivno upravljanje redovima28 29. Aktivno upravljanje redovima29 30. Aktivno upravljanje redovima30 31. Aktivno upravljanje redovima31 32. Aktivno upravljanje redovima32 33. Aktivno upravljanje redovima33 34. Aktivno upravljanje redovima34