ES2315369T3 - Tratamiento de la congestion y del retardo en una red de datos por paquetes. - Google Patents

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Abstract

Un método para gestionar una cola de paquetes de datos en una memoria tampón asociada con las capas de radio de una red inalámbrica, almacenando la memoria tampón paquetes antes de su transmisión sobre la interfaz de radio, comprendiendo el método: definir niveles de umbral mínimo y máximo para la cola de paquetes; y para un paquete de datos recibido por la memoria tampón, 1) realizar un procedimiento para evitar la congestión si la cola de la memoria tampón excede de dicho nivel de umbral máximo; o 2) no realizar dicho procedimiento si la cola de la memoria tampón es menor que dicho nivel de umbral mínimo; caracterizado por 3) si la cola de la memoria tampón se encuentra entre dichos umbrales máximo y mínimo, realizar dicho procedimiento para evitar la congestión para dicho paquete, y no realizar el procedimiento para uno o más paquete subsiguientes.

Description

Tratamiento de la congestión y del retardo en una red de datos por paquetes.
Campo del invento
El presente invento se refiere al tratamiento de la congestión y del retardo en una red de datos por paquetes y más particularmente a la detección temprana de congestión y retardo y la puesta en práctica de mecanismos para obviar las consecuencias de la congestión y del retardo.
Antecedentes del invento
En los sistemas de comunicación basados en los paquetes de datos, es decir en los que la información que ha de ser transmitida es dividida en una pluralidad de paquetes y los paquetes individuales son enviados sobre una red de comunicación, es conocido prever memorias tampón con cola en distintos puntos en la red. Una memoria tampón puede ser una memoria tampón de envío o de entrada (es decir una memoria tampón para paquetes de datos que han de ser enviados por un enlace) o una memoria tampón de recepción o salida (es decir una memoria tampón para paquetes de datos que ya han sido enviados por un enlace).
Los paquetes para transportar datos pueden ser también llamados por cualquiera de una variedad de nombres, tales como paquetes de datos de protocolo, tramas, segmentos, celdas, etc., dependiendo del contexto específico, del protocolo específico usado, y de otros ciertos convenios. En el contexto del presente documento, todos los paquetes de datos serán generalmente denominados como paquetes de datos. Los procedimientos para colocar paquetes de datos en una
cola, hacerlos avanzar en la cola, y eliminar paquetes de datos de la cola son denominados como "gestión de la cola".
Un fenómeno que es conocido en las redes de transmisión de paquetes de datos es el de la congestión. La congestión implica un estado en el que no es posible manejar fácilmente el número de paquetes de datos que se requiere sean transportados sobre esa conexión o enlace. Como consecuencia de la congestión en un enlace dado, el número de paquetes de datos en una memoria tampón con cola asociada con dicho enlace aumentará. En respuesta a un estado de congestión, es conocido emplear un mecanismo para retirar paquetes de datos denominado como "retirar cuando está lleno". De acuerdo con este mecanismo, a la recepción de un nuevo paquete de datos en la memoria tampón con cola, un parámetro relacionado con la longitud de la cola, tal como la longitud real de la cola o la longitud promedio de la cola, es comparado con un umbral predeterminado. Si el umbral predeterminado es excedido, entonces un paquete de datos es retirado. El umbral indica el estado "lleno" de la cola.
El paquete de datos que es retirado puede ser el paquete recién llegado, en cuyo caso el mecanismo es llamado "retirar por la cola". Además de la técnica de retirada por la cola, es también conocido realizar una así llamada "retirada aleatoria", donde un paquete de datos ya en la cola es seleccionado de acuerdo con una función aleatoria, o una así llamada "retirada por la parte frontal", donde el primer paquete de datos en la cola es retirado. Tales mecanismos de retirar cuando está lleno no sirven solamente para reducir la carga en el enlace congestionado, sino también sirven como una notificación de congestión implícita a la fuente y/o destino del paquete de datos.
El así llamado "Protocolo de Control de Transmisión" (TCP) es un protocolo comúnmente usado para controlar la transmisión de paquetes de datos (o "paquetes") sobre una red IP. Cuando una conexión TCP entre anfitriones pareados es iniciada, el TCP comienza a transmitir paquetes de datos a una velocidad relativamente baja. La velocidad de transmisión es aumentada lentamente con el fin de evitar provocar una sobrecarga en los encaminadores ("routers") de la red IP (que daría como resultado la pérdida de paquetes de datos y la necesidad de volver a enviar estos paquetes perdidos). La velocidad a la que los paquetes de datos pueden ser transmitidos es definida por dos variables, cwnd y ssthresh. El TCP utiliza mensajes de acuse de recibo para controlar la velocidad de retransmisión, y está probando constantemente el enlace para más capacidad de transmisión.
La variable cwnd define el número de paquetes de datos sin acuse de recibo que el emisor TCP puede tener en "vuelo" en cualquier instante dado. Al comienzo de una comunicación, cwnd es ajustado a un valor bajo (por ejemplo un segmento) y el sistema está en un modo de "inicio lento". Después de la recepción del primer acuse de recibo desde el receptor, cwnd es incrementado de tamaño en un paquete (a dos paquetes). Otros dos paquetes son enviados a continuación. Cuando es recibido un acuse de recibo por el emisor para cada otro paquete, cwnd es incrementado en un paquete. Una vez que ambos paquetes han sido recibidos, el tamaño de cwnd es de cuatro paquetes. Este proceso es repetido dando como resultado una abertura exponencial de la ventana de congestión. La variable ssthresh es inicialmente ajustada a algún nivel fijo (por ejemplo 65535 bytes), y el modo de inicio lento continúa hasta que cwnd > ssthresh. Después de ello, un modo "eludir la congestión" es introducido durante el cual cwnd es incrementado sólo en 1/cwnd cada vez que es recibido un acuse de recibo de transmisión satisfactoria. La variable cwnd tiene un límite superior definido por el emisor o por un mensaje de aviso enviado desde el receptor.
Si la congestión ocurre como se ha indicado por un tiempo muerto (de un temporizador de control en el emisor), ssthresh es ajustada a la mitad del valor previo de cwnd y cwnd es ajustada a 1. Así, el modo de inicio lento es reintroducido y continuado hasta el momento en el que la velocidad de transmisión (definido por cwnd) alcanza la mitad de la velocidad a la que ocurre la última congestión causada. Después de ello, es introducido el modo de eludir la congestión. Si la congestión es indicada por la recepción de unos terceros acuses de recibo duplicados por el emisor (indicando que un paquete de datos dado no ha sido recibido por el receptor a pesar de la recepción de los tres segmentos subsiguientes), ssthresh es ajustado a la mitad del valor previo de cwnd mientras contrae a ssthresh. La recepción de tres acuses de recibo duplicados hace que el emisor TCP retransmita el paquete de datos perdido utilizando el mecanismo de "retransmisión rápida". Después de retransmitir el paquete de datos perdido, tiene lugar una recuperación rápida. El valor de cwnd es ajustado a ssthresh+3, y es aumentado en 1 paquete para cada acuse de recibo duplicado adicional recibido. Un acuse de recibo que reconoce el paquete de datos retransmitido ajusta cwnd a ssthresh, volviendo el emisor al modo de eludir la congestión.
En cualquier trayecto de transmisión de paquetes IP, ocurrirán cuellos de botella que limitan la velocidad de transmisión de la ruta de transmisión disponible (o enlace). En redes convencionales, los cuellos de botella pueden ocurrir por ejemplo en encaminadores ("routers") IP. Los encaminadores ("routers") manejan cuellos de botella usando memorias tampón para datos de entrada en cola. Si el mecanismo de retirada por la cola descrito antes es utilizado para tratar la congestión, hay una alta probabilidad de que dos o más paquetes de la misma conexión sean retirados. La pérdida de dos o más paquetes desde la misma ventana de envío de una conexión TCP puede provocar que el emisor TCP introduzca el modo de inicio lento. Esta recuperación de la pérdida disparada por temporizador puede conducir a una infrautilización del enlace, en particular cuando el enlace incorpora retardos significativos. Esto a su vez da como resultado una pérdida de recursos de enlace y un rendimiento de enlace pobre percibido en la parte del usuario.
El mecanismo de retirada por la cola puede también provocar problemas debido a la "sincronización global". Este fenómeno se plantea cuando varias conexiones TCP reducen simultáneamente su carga. La cola que sirve a las conexiones puede ser drenada dando como resultado grandes fluctuaciones en el nivel de la memoria tampón.
Con el fin de evitar los efectos adversos de la retirada por la cola, han sido desarrollados métodos para detectar la congestión antes de que el límite absoluto de la cola sea alcanzado. En general estos métodos de Detección Temprana de Congestión hacen uso de uno o más niveles de umbral de cola para determinar si un paquete que llega a una cola debería ser aceptado o retirado o no. En el así llamado método de "Detección Temprana Aleatoria", RED, [IETF RFC2309], son definidos un nivel de umbral mínimo T_{min} y un nivel de umbral máximo T_{max.} Si el tamaño de la cola permanece por debajo del nivel de umbral mínimo, todos los paquetes que llegan a la cola son aceptados y situados al final de la cola. Si el tamaño de la cola excede del nivel de umbral máximo, todos los paquetes que llegan a la cola son retirados. Si el tamaño de la cola está entre los umbrales máximo y mínimo, los paquetes son retirados con una cierta probabilidad. Sin embargo esto tiende a dar como resultado que solamente una fracción del gran conjunto de conexiones TCP (que comparten el encaminador ("router") congestionado) reducen su carga simultáneamente. Para un nivel de llenado de la cola mayor que el umbral máximo, RED trabaja de acuerdo con el esquema de retirada por la cola tradicional. La clave para el algoritmo RED se encuentra en las notificaciones de congestión temprana que son transmitidas a usuarios TCP elegidos aleatoriamente retirando unos pocos paquetes de manera probable cuando el nivel de la cola excede del umbral mínimo. Como la realimentación de la congestión es transmitida a un número limitado de usuarios de enlace, se puede evitar la sincronización global.
Con el fin de permitir un cierto nivel de fluctuaciones de memoria a corto plazo en la cola provocadas por la ráfaga de paquetes (una propiedad inherente a las transmisiones IP), el algoritmo RED no opera sobre el nivel de cola instantáneo, sino más bien sobre una medida promedio del movimiento del nivel de la cola q_{avg}(.). Cuando se usa el algoritmo RED, hay cuatro parámetros que han de ser ajustados por el operador; una constante de filtro de cola w_{q} los dos umbrales de cola T_{min} y T_{max} y el parámetro p_{max} que define la probabilidad máxima para desechar un paquete cuando T_{min}<q_{avg}(.)<T_{max}.
Se ha informado que RED trabaja bien con encaminadores ("routers") de alta capacidad. Un gran número de conexiones TCP son requeridas para sobrecargar tal capacidad. RED se basa fuertemente en este hecho: en la congestión hay un gran número de conexiones que comparten la cola. Así tiene sentido "señalar" la congestión solamente a una pequeña fracción de usuarios a la vez con el fin de evitar la sincronización global.
En el documento "Pasarelas de Detección Temprana Aleatoria para Evitar la Congestión" de Sally Floyd y Van Jacobson, IEEE/ACM Transacciones en la red, agosto de 1993, se ha dado una descripción extensa del algoritmo RED donde el umbral mínimo min_{th}, el umbral máximo max_{th}, y la probabilidad máxima max_{p} están todos configurados como parámetros fijos. Con respecto a la elección del min_{th} y max_{th}, se ha mencionado que los valores óptimos para estos umbrales dependen del tamaño de la cola promedio deseada, y el valor óptimo para max_{th} depende en parte del retardo promedio máximo sobre el enlace. Además, se ha indicado que max_{th} debería al menos ser dos veces tan grande como min_{th}.
En un documento de Internet donde se describe el ajuste de los parámetros RED, publicado por Sally Floyd en http://www.acir.org/floyd/REDparameter.txt, se ha mencionado que el valor óptimo para fijar min_{th} dependerá parcialmente de la velocidad del enlace, del retardo de propagación y del tamaño máximo de la memoria tampón.
En el artículo "Técnicas para eliminar pérdida de paquetes en redes TCP-IP congestionadas" por Wu-chang Feng y col., Noviembre de 1997, se ha propuesto un así llamado RED de adaptación, en el que el parámetro de probabilidad max_{p} está adaptado a la carga de tráfico. Aunque el algoritmo detallado descrito en este documento utiliza umbrales fijos, se ha indicado que los valores de umbral podrían también ser hechos dependientes del tráfico de entrada. Una propuesta similar es hecha en el artículo "Una pasarela RED autoconfigurable" por Wu-chang Feng y col., Infocom '99, Marzo de 1999.
Otra propuesta para mejorar RED está hecha en el documento WO 00/60817, en el que se ha introducido una diferenciación entre el tráfico que se origina a partir de aplicaciones de adaptación de velocidad que responden a la pérdida de paquetes. Este documento sugiere introducir al menos dos niveles de retirada precedentes, denominados como "dentro del perfil" y "fuera del perfil". Cada nivel de retirada precedente tiene su propio umbral mínimo min_{th} y/o umbral máximo max_{th}.
A partir del documento WO 00/57599 es conocido un mecanismo de gestión de cola en el que las funciones de retirada son seleccionadas de acuerdo con las mediciones del caudal de ingreso y perfiles de flujo.
A partir del documento US-6.134.239 es conocido un método para rechazar celdas ATM en una memoria tampón de carga sobrecargada. El concepto de RED es mencionado. De acuerdo con este documento, un primer umbral relacionado con la cola de la memoria tampón sobrecargada, y un segundo umbral asociado con una conexión específica son vigilados, y paquetes entrantes son retirados para la conexión específica si ambos umbrales son excedidos.
El documento US-5.546.389 describe un método para controlar el acceso a una memoria tampón y está específicamente relacionado con memorias tampón de ATM. El uso de uno o más umbrales y el control dinámico de tales umbrales es mencionado, en que las dinámicas son determinadas en base al tráfico entrante y saliente.
El documento EP-1.028.600 describe un esquema de gestión de memoria tampón con umbrales de longitud de cola dinámicos para conmutadores ATM. Un umbral común es actualizado dinámicamente cada vez que llega una nueva celda, donde el nuevo valor es determinado basado en el estado del tráfico.
El documento EP 1079660 describe un método de aceptación de memoria tampón para decidir si aceptar o no los datos de entrada en una de una pluralidad de flujos de datos. El método vigila los niveles de ocupación de la memoria tampón tomando una decisión de aceptación.
Otra propuesta de mejora para RED está descrita en el documento EP-0872988, que tiene el objeto de proporcionar aislamiento cuando las conexiones que usan diferentes versiones de TCP comparten un enlace de cuello de botella. La solución propuesta en este documento es el uso de garantías de reserva de ancho de banda para cada conexión. Si una conexión está siendo infrautilizada, entonces otra conexión puede usar una parte del ancho de banda de la conexión infrautilizada. Cuando la conexión necesita reclamar su espacio de memoria tampón es puesto en funcionamiento un mecanismo de retirada de paquete predeterminado, tal como un mecanismo de primera cola más larga (LQF).
El artículo "Un Estudio de Gestión de Cola Activa para Control de Congestión", Infocom 2000, decimonovena conferencia de junta anual de las sociedades de Informática y Comunicación IEEE Prec. IEEE Tel Aviv, Israel 26-30 marzo de 2000, por Firoiu V y col., describe y analiza los mecanismos de Detección Temprana Aleatoria.
Se apreciará que mecanismos tales como RED pueden ser empleados para disparar la "construcción" de paquetes de datos cuando una cola de la memoria tampón comienza a llenarse. Así, en vez de retirar un paquete, el mecanismo puede añadir una etiqueta a un paquete enviado a un receptor para notificar al receptor qué acción debería tomarse para evitar la congestión. El receptor puede a su vez notificar al emisor. Alternativamente, un paquete de datos marcado u otra notificación puede ser devuelto directamente al emisor.
Mientras la mayoría del estado de la técnica en esta área está relacionado con encaminadores ("routers") de red IP y similares, los problemas de congestión y gestión de la cola de la memoria tampón se plantean también en sistemas de comunicación móvil tales como redes de telefonía celular.
Se apreciará que la gestión de la cola de las memorias tampón es requerida cuando el tratamiento del tráfico de datos por paquetes es crítico en el tiempo, tal como el contenido de medios que fluyen. Puede no ser posible tolerar excesivos retardos en la entrega de tal tráfico (datos que fluyen pueden ser enviados sobre una conexión UDP en vez de una conexión TCP). Algunos de los principios y soluciones descritos antes y a continuación pueden ser aplicables a esta situación.
Estado del invento
El almacenamiento en memoria tampón en sistemas móviles de comunicación, tal como ocurre en una red UMTS en la entidad RLC de un RNC, debe ser capaz de relacionarse satisfactoriamente con enlaces que proporcionan un ancho de banda bajo y latencias altas. El ancho de banda bajo implica que una o como máximo unas pocas conexiones de TCP pueden congestionar el enlace. La latencia alta significa que TCP responderá lentamente cuando los paquetes de datos son desechados. La vista probable adoptada por el mecanismo de RED no es aplicada fácilmente a este tipo de problema de almacenamiento en memoria tampón. RED aplica un filtro pasa bajos sobre el nivel de cola medido para seguir tendencias a largo plazo en el tamaño de la cola filtrando variaciones de frecuencia elevada debido a ráfagas de paquetes de datos. Este no es un problema para encaminadores ("routers") de alta capacidad en los que no son esperadas grandes fluctuaciones relativas al tamaño de la memoria tampón. Sin embargo, para enlaces de baja capacidad, el nivel de la cola puede aumentar muy rápidamente con relación al tamaño de la memoria tampón. Para tales enlaces (en los que la congestión puede desarrollarse rápidamente) el algoritmo RED tiene dos propiedades que pueden retrasar la notificación de congestión al emisor de TCP:
1) El uso de un filtro pasa bajos al medir el tamaño de la cola provoca un retardo en el suministro de la realimentación de la congestión al emisor o emisores de TCP;
2) El modo con probabilidad de desechar paquetes, que significa que varios paquetes pueden ser aceptados en la cola después de que la congestión haya sido detectada pero antes de que la congestión sea notificada al emisor.
Se ha reconocido por los inventores del presente invento que la congestión debería ser notificada al emisor o emisores de TCP/UDP tan pronto como la congestión es detectada. El procedimiento de notificación de la congestión puede ser implícito, tal como retirar un paquete, o explícito marcando un indicador de congestión en el paquete de datos.
De acuerdo con un primer aspecto del presente invento, se ha creado un método para gestionar una cola de paquetes de datos en una memoria tampón asociada con las capas de radio de una red inalámbrica, almacenando la memoria tampón paquetes antes de su transmisión sobre la interfaz de radio, comprendiendo el método:
definir niveles de umbral mínimo y máximo para la cola de paquete; y
para un paquete de datos recibido por la memoria tampón,
1) realizar un procedimiento para evitar la congestión si la cola de la memoria tampón excede de dicho nivel de umbral máximo; o
2) no realizar dicho procedimiento si la cola de la memoria tampón es menor que dicho nivel de umbral mínimo; caracterizado por
3) si la cola de la memoria tampón se encuentra entre dichos umbrales máximo y mínimo, realizar dicho procedimiento para evitar la congestión para dicho paquete, y no realizar el procedimiento para uno o más paquetes subsiguientes.
Preferiblemente, las operaciones 1) y 2) son llevadas a cabo a la recepción del paquete en la memoria tampón. Alternativamente, la operación 1) puede ser llevada a cabo a la recepción del paquete en la memoria tampón, y las operaciones 2) y 3) son llevadas a cabo cuando el paquete alcanza la parte frontal de la cola de la memoria tampón.
En ciertas realizaciones del invento, en la operación 3) el número de paquetes subsiguientes para los que dicho procedimiento no es realizado es un número de paquetes previamente definido.
Preferiblemente, el método comprende la definición previa de un volumen de datos fijo y, en la operación 3), la no realización de dicho procedimiento en paquetes subsiguientes hasta que se haya recibido al menos el volumen de datos definido previamente.
De acuerdo con un segundo aspecto del presente invento se ha creado un aparato para usar en una red inalámbrica y que comprende:
una memoria tampón para almacenar paquetes de datos para transmisión sobre capas de radio de la red inalámbrica;
una entrada para recibir paquetes de datos;
una memoria que almacena los niveles de umbral mínimo y máximo para la cola de paquetes dentro de la memoria tampón; y
un controlador dispuesto para cada paquete de datos recibidos por la memoria tampón para:
1) realizar un procedimiento para evitar la congestión si la cola de la memoria tampón excede de dicho nivel de umbral máximo; o
2) no realizar dicho procedimiento si la cola de la memoria tampón es menor que dicho nivel de umbral mínimo; caracterizado por
3) si la cola de la memoria tampón se encuentra entre dichos umbrales máximo y mínimo, realizar dicho procedimiento para evitar la congestión para dicho paquete, y no realizar el procedimiento para uno o más paquetes subsiguientes, y para paquetes recibidos después de ello realizar las operaciones 1) a 3) de modo normal.
Breve descripción de los dibujos
La fig. 1 ilustra esquemáticamente una red UMTS que comprende una red de núcleo y una UTRAN;
La fig. 2 ilustra ciertas capas de protocolo de radio existentes en un RNC de la UTRAN de la fig. 1;
La fig. 3 es un diagrama de flujo que ilustra un proceso para controlar una cola en una memoria tampón RLC de un nudo RNC de la UTRAN de la fig. 1;
La fig. 4 es un diagrama de flujo que ilustra un proceso alternativo para controlar una cola en una memoria tampón RLC de un nudo RNC de la UTRAN de la fig. 1; y
La fig. 5 es un diagrama de flujo que ilustra otro proceso alternativo para controlar una cola en una memoria tampón RLC de un nudo RNC de la UTRAN de la fig. 1;
Descripción detallada de una realización preferida
La fig. 1 ilustra esquemáticamente una red UMTS 1 que comprende una red de núcleo 2 y una Red de Acceso Terrestre por Radio (UTRAN) 3 de UMTS. La UTRAN 3 comprende un número de Controladores de Red por Radio (RNC) 4, cada uno de los cuales está acoplado a un conjunto de Estaciones Transceptoras de Base contiguas (BTS) 5. Las BTS son denominadas a veces como Nudo Bs. Cada Nudo B 5 es responsable de una celda geográfica de entrada y el RNC 4 de control es responsable de encaminar al usuario y señalizar los datos entre ese Nudo B 5 y la red de núcleo 2. La totalidad de los RNC están acoplados entre sí. Un esquema general de la UTRAN 3 está dado en la Especificación Técnica TS 25.401 V3.2.0 del Proyecto de Colaboración de 3ª Generación. La fig. 1 también ilustra un terminal móvil o Equipo de Usuario (UE) 6, un Nudo de Soporte de GPRS de Servicio (SGSN) 7 y un Nudo de Soporte de Pasarela de GPRS (GGSN) 8. El SGSN 7 y el GGSN 8 proporcionan servicios de datos conmutados en paquetes al UE 6 a través de la UTRAN (estando el GGSN acoplado a Internet 9).
Los datos del usuario recibidos en un RNC desde la red de núcleo UTRAN son almacenados en una entidad de Control de Enlace por Radio (RLC) en una o más memorias tampón RLC. La fig. 2 ilustra ciertas capas de protocolo de radio implantadas en el RNC (y los UE). Los datos del usuario generados en un UE son almacenados en memorias tampón RLC de una entidad RLC par en los datos de Usuario de UE (extraídos de las memorias tampón RLC) y los datos de señalización son transportados entre un RNC y un UE que usa Portadoras de Acceso por Radio (RAB). Típicamente un UE está asignado a una o más Portadoras de Acceso por Radio (RAB) cada una de las cuales es capaz de transportar un flujo o usuario o datos de señalización. Las RAB son cartografiadas sobre canales lógicos respectivos. En la capa de Control de Acceso de Medios (MAC), un conjunto de canales lógico es cartografiado cada vez sobre un canal de transporte. Varios canales de transporte son a su vez cartografiados en la capa física sobre uno o más canales físicos para transmisión sobre la interfaz de aire entre un Nudo B y un UE.
Se ha considerado que las redes UMTS serán ampliamente usadas para transportar tráfico de datos (y usando los servicios de una SGSN y una GGSN). Las aplicaciones más corrientes que hacen uso de servicios de datos conmutados por paquetes usan el Protocolo de Control de Transporte (TCP) en unión con el Protocolo de Internet (IP)-TCP es usado para proporcionar un servicio fiable (orientado por conexión) sobre el servicio IP no fiable. Puede por ello esperarse que la mayoría de comunicaciones de datos a través de una red UMTS usará TCP/IP. Lo mismo es cierto para otras redes de comunicación móvil (por ejemplo GSM, GSM con Mejora de GPRS, EDGE), aunque esta descripción está restringida a UMTS simplemente para ilustrar la capacidad de aplicación del presente invento.
Considerando la transferencia de datos en dirección de enlace descendente (desde la UTRAN al UE), paquetes de datos de señalización y de usuario (por ejemplo paquetes IP) destinados al UE son dejados pasar, a través de una entidad PDCP, a la entidad de Control de Enlace por Radio (RLC). El RLC es responsable de la segmentación de paquetes (así como de ciertas funciones de corrección de error y de cifrado), y genera Unidades de Datos de Protocolo (PDU) de RLC que son dejadas pasar a la capa MAC y recibidas como Unidades de Datos de Servicio (SDU) de MAC. La capa MAC programa los paquetes para transmisión.
Cuando se ha asignado a un UE un canal dedicado (DCH) o un canal compartido de enlace descendente (DSCH), las PDU de MAC-d son dejadas pasar al Nudo B para transmisión sobre la interfaz de aire. Sin embargo, cuando al UE le ha sido asignado un canal común, las PLUS de MAC-d son dejadas pasar a una entidad MAC-c y son recibidas por ello como las SDU de MAC-c. La entidad MAC-c programa las PDU de MAC-c para transmisión sobre el canal común.
Se ha supuesto ahora, a modo de ejemplo, que el UE 6 ha solicitado la descarga de datos IP procedentes de un nudo correspondiente (CN) 10 que está acoplado a Internet 9. La solicitud es enviada a través de la red UMTS 1 y de Internet 9. La solicitud puede ser iniciada por ejemplo por el usuario del UE 6 introduciendo un URL a una aplicación de navegador de web en el UE 6. Al recibir la solicitud, el CN 10 identifica los datos necesarios, y la entidad de TCP en el CN 10 comienza a transmitir paquetes de datos IP al UE 6 usando el modo de inicio o puesta en marcha lento descrito antes. Suponiendo que no hay congestión en el enlace de transmisión, la velocidad de envío aumentará hasta que el modo de evitar la congestión sea introducido (la velocidad puede aumentar más después de ello).
Los paquetes de datos IP son encaminados a través de Internet 9, la red de núcleo 2, y la UTRAN 3 al RNC 4 que sirve al UE 6. Los paquetes IP que llegan a la capa RLC son colocados en una memoria tampón de RLC asignada, esperando la transmisión al UE 6 sobre la interfaz de radio usando un canal común o, más preferiblemente, un canal dedicado. Se ha observado que varias conexiones TCP/IP pueden ser activas simultáneamente sobre un canal lógico asignado para un UE dado, en cuyo caso todos los paquetes IP asociados con estas conexiones y que se desplazan en dirección del enlace descendente serán colocados en la misma memoria tampón de RLC. Alternativamente, pueden ser cartografiadas diferentes conexiones a canales lógicos diferentes en cuyo caso el UE está asociado con varias memorias tampón RLC simultáneamente. Una conexión TCP puede tener una cierta calidad de servicio garantizada o puede basarse en el denominado "mejor esfuerzo". La siguiente descripción se refiere a conexiones de mejor esfuerzo.
Como se ha explicado antes, una ráfaga súbita de paquetes IP desde un emisor TCP (es decir en el CN 10) puede causar que el enlace por radio entre el RNC 4 y el UE 6 resulte congestionado. Hay entonces un riesgo de que la memoria tampón de RLC se convierta como resultante total en la retirada de paquetes que daría como resultado a su vez que el emisor TCP permanezca en ello o que sea retirado de nuevo al modo de puesta en marcha lento. Es deseable evitar que suceda esto ya que da como resultado un rendimiento pobre percibido por parte del usuario, y un uso ineficiente del ancho de banda de enlace.
A fin de evitar este problema, y en particular proporcionar una notificación temprana al emisor de TCP de la congestión en el enlace, es usado el algoritmo ilustrado en el diagrama de flujo de la fig. 3 para controlar la cola de la memoria tampón de RLC. El algoritmo usa tres niveles de umbral de cola, un nivel de umbral mínimo fijo T_{min}, un nivel umbral máximo fijo T_{max} y un nivel de umbral móvil o variable T_{drop}. T_{drop} es ajustado inicialmente a T_{min}.
Cuando cada paquete llega a la capa RLC del RNC 4 de servicio, el tamaño q de la cola de la memoria tampón RLC es determinado. Si el tamaño q de la cola es mayor que T_{max}, la cola es grande con relación a la capacidad de enlace y puede suponerse que el enlace está congestionado. El paquete recibido es por ello retirado. A continuación se determina si T_{drop} es menor que T_{max}. Si es así, el valor de T_{drop} es incrementado en algún valor \Delta de histéresis predeterminado. Si por otro lado T_{drop} excede de T_{max}, T_{drop} no es incrementado. Suponiendo que los paquetes subsiguientes son entregados al UE 6, el emisor de TCP recibirá acuses de recibo duplicados que le notifican del paquete perdido. El mecanismo de retransmisión rápido será usado para volver a enviar ese paquete.
Si se ha determinado que el tamaño q de cola es menor que T_{max}, pero que el tamaño q de cola es mayor que T_{drop}, el paquete recibido es aún desechado y T_{drop} es incrementado si T_{drop} es menor que T_{max}. Sin embargo, si el tamaño q de cola es menor que T_{max}, y menor que T_{drop}, puede suponerse que el enlace no está congestionado y el paquete recibido es aceptado y situado en la parte posterior de la cola en la memoria tampón de RLC. Si el tamaño de cola es determinado a continuación y es menor que T_{drop} en una cierta cantidad predeterminada, (I+H_{d})\Delta, y T_{drop} es mayor que T_{min}, puede suponerse que se ha facilitado una congestión temprana. T_{drop} es por ello disminuido por el valor de histéresis \Delta. Si alguna de estas condiciones no es satisfecha, T_{drop} es dejado sin cambios.
El valor \Delta puede ser el mismo tanto para las operaciones de incremento como de decremento. Sin embargo, puede obtenerse alguna ventaja disminuyendo T_{drop} en un valor que es menor que el usado cuando se incrementa T_{drop}. Esto tiende a dar como resultado que T_{drop} es disminuido más frecuentemente, pero con una menor "granularidad" de lo que sucedería de otro modo.
Habrá quedado claro de la descripción anterior que cuando hay una detección temprana de la congestión, es decir cuando el nivel de cola excede de T_{drop}, es desechado un paquete. La marca T_{drop} de umbral de cola es a continuación aumentada en el valor de histéresis \Delta. Este valor del umbral móvil T_{drop} es válido hasta que la cola es o bien drenada en una cantidad H_{d}\Delta o llenada con una cantidad \Delta. En el caso de que la cola sea drenada por H_{d}\Delta, el umbral móvil es disminuido en \Delta. El parámetro H_{d} es usado para definir una conmutación asimétrica y debería ser mayor de 0.
Se observará que hay cuatro parámetros que deben ser ajustados; T_{min}, T_{max}, \Delta y H_{d}. Sin embargo si se ha usado una conmutación de umbral simétrica (es decir H_{d}=1), hay solamente tres parámetros ajustables.
Parámetro T_{min}: El ajuste de la marca T_{min} de umbral de congestión temprana es un punto crítico. Este parámetro define la capacidad de la cola que debería acumular tanto variaciones de alta frecuencia debido a ráfagas de paquetes como variaciones de baja frecuencia causadas por el mecanismo de prueba de ancho de banda de TCP. Un modo posible de determinar T_{min} es como sigue:
La capacidad de enlace es estimada de acuerdo con
LC = (RTT_{wc} + RTT_{link}).DR
donde RTT_{wc} es la estimación del caso peor del tiempo de viaje de ida y vuelta del TCP sin la contribución del enlace inalámbrico (cuello de botella). RTT_{link} es la contribución de retardo del enlace congestionado y DR indica la tasa de datos de enlace.
Ejemplo
Una estimación razonable para RTT_{wc} podría ser de 200-300 ms mientras que un enlace inalámbrico puede exhibir unos 200-400 ms para RTT_{link}. El RTT del TCP total, excluyendo la memoria tampón es entonces de unos 0,4 a 0,7 s. LC es la capacidad del enlace excluyendo la capacidad de memoria tampón antes del enlace. Para asegurar la utilización del enlace, debería estarse seguro de que la ventana de TCP (carga) es mayor que (o igual a) LC. Una carga excesiva es almacenada en la cola. Como la ventana de TCP es dividida por 2 a la detección de la congestión, debería estarse seguro de que la ventana de TCP puede crecer a 2LC. Una capacidad de cola de LC garantiza que la carga de TCP puede variar entre LC y 2LC, siempre que los tiempos muertos de TCP puedan impedirse. Una constante s puede añadirse a la marca de umbral de congestión:
T_{min} = LC + \varepsilon
El parámetro \varepsilon debería tener en cuenta la incertidumbre en la estimación del LC, así como las variaciones de alta frecuencia en el nivel de cola debido a las ráfagas de paquetes. El parámetro puede ser ajustado a cero o a un valor positivo para tener en cuenta un pequeño número de paquetes, dependiendo de cuán conservadora sea la estimación de LC.
El parámetro T_{max}: El ajuste de T_{max} es menos crítico, ya que una cola con buen comportamiento no debería alcanzar este estado lleno en funcionamiento normal. Así, T_{amx} debería ser grande - sin agotar recursos de hardware. Un requisito mínimo es que la cola debería ser capaz de acomodar el incremento de carga durante la puesta en marcha lenta temporizada por segmentos de TCP no reconocidos en vuelo antes del segmento que fue desechado de la cola en la detección de la congestión. Este razonamiento soportaría un valor mínimo de T_{max} = 2. T_{min} para una cola en la que el paquete que llega está sujeto a ser desechado. Sin embargo, puede usarse un valor de T_{max} = 4. T_{min}.
El umbral \Delta debería ser ajustado para tener en cuenta las ráfagas ocasionales de paquetes entrantes (es decir unos 3-5 Kbytes).
Se apreciará que mientras el mecanismo de gestión de la cola está destinado fundamentalmente a puestas en práctica en el RNC de una red de telecomunicaciones celular, puede también ser puesto en práctica en los nudos móviles, y en particular gestionar la memoria tampón en los nudos móviles usados para transmitir paquetes de IP en la dirección de enlace ascendente.
La fig. 4 ilustra un mecanismo alternativo para controlar la memoria tampón de RLC. Este mecanismo se basa solamente en dos umbrales fijos, T_{max} y T_{min}. Este es similar al mecanismo RED. Sin embargo, en vez de usar una aproximación de probabilidad para retirar paquetes cuando el tamaño de la cola se encuentra entre T_{max} y T_{min}, es usado un contador C para permitir que sólo uno de cada (n+1) paquetes sea retirado. Los parámetros T_{max} y T_{min} pueden ser determinados como se ha descrito antes (con referencia al mecanismo de la fig. 3). El valor n debería estar relacionado con el tamaño de ventana de TCP esperado para evitar el descarte de varios segmentos desde la misma ventana de TCP - arco de valores preferidos en el intervalo de 20 a 30 paquetes. El número esperado de conexiones de TCP que comparten el ancho de banda de enlace puede, sin embargo, afectar a los ajustes preferidos. El contador C puede ser repuesto a n si la cola resulta vacía o cae por debajo de algún otro umbral (por ejemplo T_{min}). Como se ha ilustrado en la fig. 4, si el tamaño de la cola se encuentra entre T_{min} y T_{max}, sólo se desechará cada n+1 paquete. Si el tamaño de la cola excede de T_{max}, un paquete recibido será desechado automáticamente, mientras que si el tamaño de la cola cae por debajo de T_{min} el paquete será automáticamente aceptado.
La fig. 4 incluye una operación de reponer el contador C a cero en el caso de que la cola sea drenada vacía. Esto es necesario a fin de evitar un elevado valor residual de C (resultante de la congestión previa que se ha facilitado ahora) que impida la rápida implantación del procedimiento de eludir la congestión cuando ocurre la congestión subsiguiente. Desde luego, puede ajustarse alguno otro umbral para reponer C a 0, por ejemplo un valor entre 0 y T_{min}.
Los paquetes que llegan a la memoria tampón pueden diferir de tamaño entre sí. Un valor fijo de n puede por ello no ser apropiado en la determinación de cuándo señalar la congestión a un emisor de TCP eliminando un paquete. Una mejor aproximación puede ser mantener un contador de datos y retirar paquetes (si el tamaño de cola excede de T_{min}) después de que algún volumen definido previamente de datos haya sido recibido, por ejemplo 10 Kbytes.
La fig. 5 ilustra aún otro mecanismo para controlar la memoria tampón de RLC. Este mecanismo difiere del ilustrado en la fig. 4 en tanto en cuanto, cuando se reduce T_{drop}, T_{drop} es hecho para seguir el tamaño de la cola, excediendo siempre del tamaño de la cola en una cantidad fija \Delta_{2}. El valor \Delta_{2} puede o no ser el mismo que el valor \Delta_{1} en el que T_{drop} es incrementado. La ventaja de esta aproximación es que si el tamaño de la cola cae rápidamente, T_{drop} caerá también rápidamente asegurando que el nuevo valor de T_{drop} es apropiado cuando otros paquetes son recibidos subsiguientemente.
Los mecanismos descritos anteriormente han supuesto que cuando se ha tomado la decisión de retirar un paquete, el paquete que es retirado es ese paquete más recientemente recibido desde el emisor de TCP. Sin embargo, puede ser ventajoso aceptar este paquete, añadiéndole a la parte posterior de la cola, mientras se retira un paquete que ya está en la cola, preferiblemente en o cerca de la parte frontal de la cola. Retirar paquetes de este modo aumentará probablemente más la velocidad hasta la notificación de congestión al emisor - paquetes subsiguientes de la misma conexión de TCP pueden estar ya en la cola por detrás de los paquetes que se han retirado dando como resultado el rápido retorno de acuses de recibo duplicados al emisor. Esta aproximación reduce también las posibilidades de que el paquete que se ha retirado sea el último paquete en una transmisión, por lo que pueden ser devueltos acuses de recibo no duplicados (y a los que una rápida retransmisión no puede ser aplicada).
Se apreciará por los expertos en la técnica que pueden hacerse distintas modificaciones a las realizaciones antes descritas sin salir del marco del presente invento. En particular, aunque las realizaciones anteriores han estado relacionadas con la transferencia de datos en la dirección de enlace descendente, el invento se aplica igualmente la transferencia de datos en la dirección de enlace ascendente, es decir desde el UE a un nudo correspondiente. En este caso, la memoria tampón de RLC que es controlada será una memoria tampón asociada con las capas de radio en el UE. También se apreciará que el invento no está limitado a aplicaciones en redes UMTS sino que también encuentra aplicaciones en otras redes de paquetes donde los datos están almacenados en memoria tampón incluyendo, pero no estando limitado a, otras redes de telecomunicaciones.

Claims (6)

1. Un método para gestionar una cola de paquetes de datos en una memoria tampón asociada con las capas de radio de una red inalámbrica, almacenando la memoria tampón paquetes antes de su transmisión sobre la interfaz de radio, comprendiendo el método: definir niveles de umbral mínimo y máximo para la cola de paquetes; y para un paquete de datos recibido por la memoria tampón, 1) realizar un procedimiento para evitar la congestión si la cola de la memoria tampón excede de dicho nivel de umbral máximo; o 2) no realizar dicho procedimiento si la cola de la memoria tampón es menor que dicho nivel de umbral mínimo; caracterizado por 3) si la cola de la memoria tampón se encuentra entre dichos umbrales máximo y mínimo, realizar dicho procedimiento para evitar la congestión para dicho paquete, y no realizar el procedimiento para uno o más paquete subsiguientes.
2. Un método según la reivindicación 1ª, en el que las operaciones 1) y 2) son realizadas al recibir el paquete en la memoria tampón.
3. Un método según la reivindicación 1ª, en el que la operación 1) es realizada a la recepción del paquete en la memoria tampón, y las operaciones 2) y 3) son realizadas cuando el paquete alcanza la parte frontal de la cola de la memoria tampón.
4. Un método según cualquiera de las reivindicaciones precedentes, en el que en la operación 3) el número de paquetes subsiguientes para el que dicho procedimiento no es realizado es un número de paquetes definido previamente.
5. Un método según cualquiera de las reivindicaciones precedentes y que comprende definir previamente un volumen de datos fijos y, en la operación 3) no realizar dicho procedimiento sobre paquetes subsiguientes hasta que al menos ese volumen de datos definido previamente ha sido recibido.
6. Un aparato para usar en una red inalámbrica y que comprende: una memoria tampón para almacenar paquetes de datos para transmisión sobre capas de radio de la red inalámbrica; una entrada para recibir paquetes de datos; una memoria que almacena los niveles de umbral mínimo y máximo para la cola de paquetes dentro de la memoria tampón; y un controlador dispuesto para cada paquete de datos recibidos por la memoria tampón para: 1) realizar un procedimiento para evitar la congestión si la cola de la memoria tampón excede de dicho nivel de umbral máximo; o 2) no realizar dicho procedimiento si la cola de la memoria tampón es menor que dicho nivel de umbral mínimo; caracterizado porque 3) si la cola de la memoria tampón se encuentra entre dichos umbrales máximo y mínimo, realizar dicho procedimiento para evitar la congestión para dicho paquete, no realizar el procedimiento para uno o más paquete subsiguientes, y para paquetes recibidos después de ello realizar las operaciones 1) a 3) de modo normal.
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