KR20140143355A

KR20140143355A - 지연이 큰 네트워크들에 대한 ｔｃｐ 혼잡 제어

Info

Publication number: KR20140143355A
Application number: KR1020147021024A
Authority: KR
Inventors: 징유안 왕; 지앙타오 웬; 유싱 한; 준 장
Original assignee: 씨디에프 케 유안
Priority date: 2011-12-28
Filing date: 2012-12-27
Publication date: 2014-12-16
Also published as: US20150043339A1; WO2013101942A1; US9838318B2; KR102016446B1

Abstract

TCP 통신 세션들을 위한 혼잡 제어 메커니즘이 설명된다. 혼잡 제어 메커니즘은 병렬 가상 TCP Hybla 접속들의 수에 기초하여 혼잡 윈도의 크기를 조정한다. 혼잡 윈도를 결정하는 데 사용되는 병렬 가상 TCP Hybla 접속들의 수는 동적으로 조정될 수 있다. 향상된 TCP Hybla 혼잡 제어 메커니즘은 고지연 링크를 갖고 가능한 패킷 손실을 갖는 이종 네트워크들에 대해 향상된 처리량을 제공한다.

Description

지연이 큰 네트워크들에 대한 ＴＣＰ 혼잡 제어{TCP CONGESTION CONTROL FOR LARGE LATENCY NETWORKS}

본원은 2011년 12월 28일자로 이전에 출원된 미국 가출원 제61/580,784호에 대해 우선권을 주장하며, 그 전체 내용이 참고로 반영된다.

본 발명은 일반적으로 컴퓨터 네트워크를 통한 데이터 통신에 관한 것으로서, 구체적으로는 지연이 큰 네트워크들에서의 전송 제어 프로토콜(TCP) 혼잡 제어를 위한 방법 및 장치에 관한 것이다.

TCP 혼잡 제어 메커니즘의 기능은 혼잡 제어 윈도(Cwnd)를 이용하여 프로토콜이 패킷들을 네트워크로 전송하는 레이트를 조정하는 것이다. 양호한 혼잡 제어 메커니즘은 대역폭을 충분히 이용하면서 네트워크의 과다 구동을 방지하고, 따라서 패킷 손실의 발생을 방지할 수 있다. 널리 사용되는 제1 TCP 혼잡 제어 메커니즘, 즉 TCP Reno의 도입 이래로, 많은 TCP 혼잡 제어 메커니즘이 제안되어 왔다. 상이한 혼잡 제어 메커니즘들은 상이한 네트워크 특성들에 의존하는 다른 혼잡 제어 메커니즘들의 다양한 단점들을 해결하려고 시도한다.

네트워크 대역폭을 적절하게 그리고 충분히 이용하는 혼잡 제어 메커니즘을 제공하기 어려운 하나의 구체적인 네트워크 타입은 고지연 링크들 및 저지연 링크들 양자를 포함하는 이종 네트워크이다. 이종 고지연 네트워크들에 대한 혼잡 제어 메커니즘들을 개선하려는 한 가지 시도는 TCP Hybla이다. TCP-Hybra는 ACK 패킷들의 수신에 기초하여 그리고 ACK의 수신의 타임아웃에 기초하여 혼잡 윈도(Cwnd) 크기를 조정한다는 점에서 TCP Reno와 유사하다. 혼잡 윈도는 전송 중일 수 있는 허용 가능한 수신 확인되지 않은 패킷들의 수를 제어한다. 표준 TCP Reno에서, Cwnd는 수신되는 각각의 비중복 ACK에 대한 최대 세그먼트 크기(MSS)에 의해 증가된다. 타임아웃이 발생하고, 전송된 패킷이 수신 확인되지 않은 때, Cwnd는 1 MSS로 감소한다. 윈도 크기의 증가는 RTT에 기초하며, 따라서 고지연 링크들은 이용 가능 대역폭을 충분히 이용하지 못한다. TCP Hybla는 RTT에 대한 처리량의 의존성을 제거함으로써 고지연 네트워크들에 대한 대역폭 사용을 증가시키려고 시도한다. TCP Hybla는 혼잡 제어 메커니즘의 AIMD(Additive Increase and Multiplicative Decrease) 성능을 등화하는 데 사용되는 정규화된 왕복 시간에 따라 Cwnd를 조정한다. TCP Hybla의 처리량은 다음과 같다.

알 수 있듯이, RTT에 대한 처리량의 의존성이 제거되며, 따라서 고지연 링크들은 불리하지 않다.

TCP Hybla는 고지연 링크들에 대해 양호한 처리량을 제공할 수 있지만, 무선 링크들에서 그러할 수 있듯이, 높은 패킷 손실이 존재할 때 대역폭을 충분히 이용하지 못한다.

고지연 링크를 갖고 패킷 손실을 보일 수 있는 이종 네트워크들에 대한 추가적인 또는 대안적인 TCP 혼잡 제어 메커니즘이 필요하다.

본 발명에 따르면, 고지연 링크를 갖는 이종 네트워크를 통한 통신 세션의 혼잡 제어를 위한 방법이 제공된다. 이 방법은 통신 세션에 대한 왕복 시간(round trip time; RTT)을 결정하는 단계; 등화 왕복 시간(RTT₀)에 기초하여 정규화된 RTT(ρ)를 결정하는 단계; 가상 통신 세션들의 수(N)를 결정하는 단계; 및 N개의 TCP 가상 통신 세션 및 ρ에 기초하여 통신 세션에 대한 혼잡 윈도(Cwnd) 크기를 설정하는 단계를 포함한다.

본 발명에 따르면, 네트워크를 통해 통신하기 위한 컴퓨팅 장치가 더 제공된다. 이 컴퓨팅 장치는 명령어들을 실행하기 위한 프로세서; 및 명령어들을 저장하기 위한 메모리를 포함하며, 이 명령어들이 프로세서에 의해 실행될 때 혼잡 제어를 위한 방법을 수행하도록 컴퓨팅 장치를 구성한다. 이 방법은 통신 세션에 대한 왕복 시간(RTT)을 결정하는 단계; 등화 왕복 시간(RTT₀)에 기초하여 정규화된 RTT(ρ)를 결정하는 단계; 가상 통신 세션들의 수(N)를 결정하는 단계; 및 N개의 TCP 가상 통신 세션 및 ρ에 기초하여 통신 세션에 대한 혼잡 윈도(Cwnd) 크기를 설정하는 단계를 포함한다.

본 발명에 따르면, 혼잡 제어를 위한 방법을 수행하도록 컴퓨팅 장치를 구성하기 위한 명령어들을 저장하는 비일시적 컴퓨터 판독 가능 매체가 더 제공된다. 이 방법은 통신 세션에 대한 왕복 시간(RTT)을 결정하는 단계; 등화 왕복 시간(RTT₀)에 기초하여 정규화된 RTT(ρ)를 결정하는 단계; 가상 통신 세션들의 수(N)를 결정하는 단계; 및 N개의 TCP 가상 통신 세션 및 ρ에 기초하여 통신 세션에 대한 혼잡 윈도(Cwnd) 크기를 설정하는 단계를 포함한다.

이제, 아래의 도면들을 참조하여 본 발명의 예시적인 실시예들이 설명될 것이다. 도면들에서:
도 1은 TCP-FIT 혼잡 제어 메커니즘을 사용할 수 있는 예시적인 네트워크의 블록도를 나타낸다.
도 2는 향상된 TCP Hybla 혼잡 제어 메커니즘을 구현하는 예시적인 컴퓨팅 장치의 블록도를 나타낸다.
도 3은 향상된 TCP Hybla 혼잡 제어 메커니즘을 이용하는 혼잡 제어의 예시적인 방법의 흐름도를 나타낸다.
도 4는 향상된 TCP Hybla 혼잡 제어 메커니즘을 이용하는 혼잡 제어 방법에 대한 추가의 예시적인 실시예의 흐름도를 나타낸다.
도 5는 고속 장거리 네트워크들을 통한 상이한 TCP 알고리즘들의 처리량 비교를 나타낸다.
도 6은 저속 장거리 네트워크들을 통한 상이한 알고리즘들의 처리량 비교를 나타낸다.
도 7은 TCP Reno와 대비되는 상이한 알고리즘들의 처리량 고속화를 나타낸다.

높은 패킷 손실 레이트 및 패킷 재배열의 존재시에도 높은 처리량 성능을 달성하면서, 고지연 링크들을 갖는 네트워크들에 대한 TCP의 불리함을 제거할 수 있는 TCP 혼잡 제어 메커니즘이 본 명세서에서 설명된다. 더 설명되는 바와 같이, 혼잡 제어 메커니즘은 가상 Hybla 접속들의 수에 기초하여 윈도 크기(Cwnd)를 제어한다. 윈도 크기를 설정하는 데 사용되는 가상 접속들의 수는 큐잉(queuing) 지연 기반 메커니즘을 이용하여 네트워크 사용과 혼잡 회피 사이의 균형을 유지하도록 동적으로 조정될 수 있다.

AIMD(Additive Increase and Multiplicative Decrease)는 TCP 혼잡 제어에서 가장 널리 사용되는 혼잡 제어 알고리즘이다. AIMD 알고리즘에서, TCP 송신기의 혼잡 제어 윈도(Cwnd)는 아래 수학식에 의해 조정된다.

수학식 1에서, a 및 b는 AIMD의 증가 및 감소 팩터이다. AIMD는 모든 RTT(왕복 시간)에서 네트워크를 조사하기 위해 그의 윈도를 a만큼 증가시키고, 패킷 손실 시그널링 혼잡 이벤트가 검출될 때 혼잡으로부터 네트워크를 복구하기 위해 윈도를 b·Cwnd만큼 감소시키며, 여기서 b∈(0,1)이다.

수학식 1의 평균 처리량은 다음과 같다.

위로부터 명확하듯이, 수학식 2는 네트워크 RTT 및 PLR(패킷 손실 레이트)의 함수이다. 표준 TCP Reno 알고리즘에서, a는 1로 설정되고, b는 1/2로 설정된다. 따라서, TCP Reno의 평균 처리량은 다음과 같다.

수학식 3으로부터, 고지연, 따라서 큰 RTT를 갖는 네트워크들은 TCP Reno의 처리량 성능을 심각하게 저하시킬 것이라는 것을 알 수 있다.

TCP Hybla는 고지연 지상 또는 위성 무선 링크를 포함하는 TCP 접속들의, 더 긴 왕복 시간으로 인한, 그들의 불리함을 제거하려고 시도한다. TCP Hybla에서, 수학식 1의 증가 팩터는 다음과 같이 설정된다.

여기서, RTT₀은 AIMD 성능을 등화하는 데 사용되는 정규화된 왕복 시간이다. RTT₀의 디폴트 설정은 15ms이지만, RTT₀에 대한 다른 설정들도 가능하다. 따라서, TCP Hybla의 처리량은 아래와 같이 모델링될 수 있다.

위로부터 알 수 있듯이, 높은 네트워크 지연의 부정적인 효과들이 제거된다. 그러나, 처리량은 패킷 손실 레이트에 의존하며, 따라서 높은 패킷 손실의 존재시에는 대역폭을 충분히 이용하지 못할 것이다.

TCP Hybla는 패킷 손실을 겪을 수 있는 고지연 네트워크들을 포함하는 이종 네트워크들의 성능을 개선하도록 향상될 수 있다. 향상된 TCP Hybla 혼잡 제어 메커니즘에서, 혼잡 제어 윈도는 아래 수학식에 의해 조정된다.

즉, 향상된 TCP Hybla 혼잡 제어 메커니즘에 대한 수학식 2의 증가 및 감소 팩터는 다음과 같다.

여기서, N은 후술하는 바와 같은 동적 파라미터이다. 수학식 2에 따르면, 수학식 6의 처리량 함수는 다음과 같다.

처리량 함수 5에 비해, 향상된 Hybla 혼잡 제어 메커니즘의 처리량은 동일한 네트워크 조건들에서의 TCP Hybla의 처리량의 N배라는 것을 알 수 있다.

향상된 Hybla 세션에서 시뮬레이션되는 Hybla 세션들의 수(N)는 아래 수학식에 따라 동적으로 조정될 수 있다.

여기서, N_t는 갱신 주기 t에서의 N이고, RTT_t는 갱신 주기 t에 대한 평균 RTT이고, RTT_min은 t에 대응할 수 있는 주어진 관찰 기간에 대한 최소 관찰 RTT 값이다. α 및 β는 사전 설정된 양의(positive) 파라미터들일 수 있다. α 및 β의 값들은 다양한 네트워크들에 대해 바람직한 성능을 제공하도록 실험적으로 튜닝될 수 있다. 예시적인 값들은 α = 1/2 및 β = 1이다. β = 1에 대해, 수학식 9로부터의 N의 기대값은 다음과 같다.

수학식 10을 수학식 8에 대입하면, 주어진 PLR 및 RTT에 대한 향상된 Hybla 혼잡 제어 메커니즘의 처리량 함수는 다음과 같다.

여기서, q = RTT - RTT_min이고, 이는 네트워크 큐잉 지연을 나타낸다. 수학식 11에 나타난 바와 같이, 향상된 Hybla 혼잡 제어 메커니즘의 처리량은 네트워크 RTT의 증가에 따라 증가할 것이며, 이는 혼잡 제어 메커니즘을 고지연 링크들에 더 적합하게 한다.

도 1은 향상된 TCP Hybla 혼잡 제어 메커니즘을 사용할 수 있는 예시적인 네트워크의 블록도를 나타낸다. 네트워크(100)는 (공동으로 송신기들(102)로서 지칭되는) 복수의 송신기(102a, 102b)를 포함하며, 이들 각각은 향상된 TCP Hybla 혼잡 제어 메커니즘(106)을 포함하는 TCP 스택(104)을 포함한다. 송신기들(102)은 정보의 패킷들을 (공동으로 수신기들(108)로 지칭되는) 복수의 수신기(108a, 108b)로 전송한다. 수신기들(108)은 각각 TCP 스택(110)을 포함한다. 수신기들(108)의 TCP 스택들(110)은 혼잡 제어 메커니즘 없이 표현된다. 수신기들(108)의 TCP 구현이 혼잡 제어 메커니즘을 포함할 수 있지만, 이것은 혼잡 제어를 담당하는 송신기들(102)이며, 따라서 이것은 도 1의 수신기들(108)로부터 생략된다.

송신기들(102)은 (공동으로 노드들(112)로 지칭되는) 노드들(112a, 112b, 112c, 112d) 사이의 복수의 링크를 포함하는 네트워크를 통해 패킷들을 수신기들(108)로 전송한다. 노드들 사이의 링크들 중 하나는 고지연 링크이다. 도 1에서, 노드들(122c, 112d) 사이의 링크는 위성 접속(114)에 의해 제공되는 고지연 링크로서 표현된다. 고지연 링크는 2개의 노드 사이의 링크에 의해 제공될 필요가 없으며, 대신에 고지연은 각각 개별적으로 고지연은 아니지만 송신기와 수신기 사이에 고지연 접속을 제공하도록 결합될 수 있는 링크들의 결합을 통해 제공될 수 있다.

노드들 중 하나는 병목일 것이다. 병목 링크는 그가 패킷들을 전송할 수 있는 대역폭을 갖는다. 병목 링크(112)에 도달하는 패킷들의 수가 전송 대역폭 용량(114)을 초과할 때, 패킷들(116)은 바로 전송될 수 없으며, 따라서 노드의 버퍼 내에 임시 저장된다. 버퍼가 가득 차여 있는 동안 패킷들이 도달하는 경우, 노드는 혼잡해지며, 일부 패킷(들)은 폐기될 것이다. 폐기되는 패킷과 관련된 송신기의 타임아웃 타이머가 종료될 것이고, 혼잡 제어 메커니즘은 세션의 Cwnd를 줄이며, 따라서 패킷들은 더 느리게 전송될 것이다.

도 2는 본 명세서에서 설명되는 향상된 TCP Hybla 혼잡 제어 메커니즘을 구현하는 데 사용될 수 있는 예시적인 컴퓨팅 장치의 블록도를 나타낸다. 컴퓨팅 장치(200)는 명령어들을 실행하기 위한 처리 유닛(202) 및 명령어들을 저장하기 위한 메모리 유닛을 포함한다. 메모리 유닛은 휘발성 메모리(204) 및 비휘발성 저장 장치(206)를 포함할 수 있다. 메모리 유닛은 처리 유닛(202)에 의해 실행될 때 향상된 TCP Hybla 혼잡 제어 메커니즘(210)을 제공하도록 컴퓨팅 장치(200)를 구성하는 명령어들(208)을 저장한다. 컴퓨팅 장치(200)는 장치들을 컴퓨팅 장치(200)에 접속하기 위한 입출력(I/O) 인터페이스(212)를 더 포함할 수 있다.

향상된 TCP Hybla 혼잡 제어 메커니즘(210)은 패킷들의 왕복 시간을 결정하는 RTT 제어 컴포넌트(214)를 포함한다. RTT 제어 컴포넌트(214)는 왕복 시간들과 관련된 다른 시간들도 결정할 수 있다. 예를 들어, RTT 제어 컴포넌트(214)는 평균 RTT, 최소 및 최대 RTT를 더 결정할 수 있다. 결정된 RTT 정보는 Cwnd의 크기를 설정하는 데 사용되는 가상 Hybla 접속들의 수의 동적 값을 조정하는 세션 수 제어 컴포넌트(216)에 의해 사용된다. Cwnd 제어 컴포넌트(218)는, 패킷 손실을 지시하는, ACK 패킷이 수신되거나 타임아웃 타이머가 종료될 때, 결정된 가상 접속들의 수를 이용하여 접속을 위한 Cwnd의 크기를 설정한다.

도 3은 향상된 TCP Hybla 혼잡 제어 메커니즘을 이용하는 혼잡 제어의 예시적인 방법의 흐름도를 나타낸다. 방법(300)은 접속에 대한 왕복 시간(RTT)을 결정한다(302). RTT는 패킷이 전송될 때와 패킷에 대한 ACK가 수신될 때 사이에 경과된 시간으로부터 결정될 수 있다. 결정된 RTT로부터 정규화된 RTT(ρ)가 결정된다(304). 정규화된 RTT는 RTT를 정규화 팩터 RTT₀으로 나눔으로써 결정될 수 있다. 정규화 팩터는, 예를 들어, 네트워크에 따라 10ms, 15ms, 20ms, 25ms 또는 다른 값들로 사전 설정될 수 있다. 대안으로서, 정규화 팩터는 네트워크 접속들의 RTT를 모니터링함으로써 결정될 수 있다. 일례로서, RTT₀은 TCP 세션으로부터 또는 동일 컴퓨팅 장치 상의 다른 TCP 세션들로부터 관찰되는 최소 RTT 시간으로서 설정될 수 있다. 가상 TCP Hybla 통신 세션들의 수(N)가 결정될 수 있다(306). 수(N)는 위의 수학식 9에서 설명되는 바와 같이 결정될 수 있다. TCP Hybla 세션들의 수(N)가 결정되면, 혼잡 윈도 크기(Cwnd)가 정규화된 RTT, ρ 및 N을 이용하여 설정될 수 있다(308). 혼잡 윈도의 크기는 위의 수학식 6 및 7에 따라 설정될 수 있다.

도 4는 혼잡 제어 방법의 추가 실시예의 흐름도를 나타낸다. 방법(400)은 패킷을 송신하는 단계(402)로부터 시작된다. 방법은 기다리고(404), 전송된 패킷에 대한 ACK가 수신되었는지를 검사한다(406). ACK가 수신되지 않은 경우(406에서 아니오), 방법은 전송된 패킷과 관련된 타임아웃이 종료되었는지를 결정하고(408), 타임아웃이 종료되지 않은 경우(408에서 아니오), 방법은 ACK를 기다리기 위해 복귀한다(404). 타임아웃이 종료된 경우(408에서 예), 패킷 손실이 발생하였다. 따라서, Cwnd의 크기를 설정하는 데 사용되는 가상 세션들의 수가 갱신되고(410), Cwnd를 갱신하는 데 사용된다(412). 패킷이 손실될 때, Cwnd의 크기는 감소한다. Cwnd의 크기가 설정되면, 방법은 적절한 때 다른 패킷을 전송할 수 있다. ACK가 수신된 때(406에서 예), RTT가 갱신되고(414), Cwnd의 크기를 설정하는 데 사용되는 가상 세션들의 수가 갱신되며(410), Cwnd를 갱신하는 데 사용된다(412). ACK가 수신될 때, Cwnd의 크기가 증가한다.

향상된 TCP Hybla의 네트워크 사용 효율의 분석이 간단하지만 널리 채택되는 네트워크 시나리오를 이용하여 수행되었다. 이 시나리오에서, s∈{1,..., S}에 의해 인덱싱되는 S TCP 세션들은 병목 링크를 동시에 공유한다. 병목 링크는 대역폭 상한(B), 왕복 전파 지연(D) 및 고유 랜덤 패킷 손실 레이트(P)를 갖는다. S TCP 세션들이 병목 링크를 통해 패킷들을 전송할 때, 집계 처리량은

에 의해 표현된다. 병목 링크 큐잉 지연들(q) 및 혼잡 패킷 손실 레이트(p)는 아래와 같이 주어진다.

f(·)는 병목 링크의 큐 관리 알고리즘의 정의 함수이다. f(0) = 0이고, f(·)는 q의 감소하지 않는 함수인 것으로 가정한다.

정리 1: S가 향상된 TCP Hybla 세션을 포함하는 경우, 병목 링크는 수학식 12의 상태 (b)에서 동작한다.

증명: 임의의 TCP 세션들의 경우, 네트워크에서의 그들의 집계 처리량은 링크의 집계 처리량이 가용 대역폭을 초과할 수 없으므로

를 만족시킨다는 것이 명백하다. 병목 링크가 q = 0을 갖는 상태 (a)에서 동작하고 있는 것으로 가정한다. 수학식 11로부터, 향상된 TCP Hybla의 처리량은

이다. 이것은

와 모순된다. 따라서, 병목은 상태 (b)에서 동작하고 있어야 한다.

정리 1은 향상된 TCP Hybla가 네트워크 병목의 용량이 충분히 이용되는 것을 보증할 수 있다는 것을 나타낸다. 다른 TCP Hybla 세션들에 대해 유사한 결론들이 입증될 수 없다는 점에 유의한다. p≥0 및 q≥0이므로, 임의의 주어진 P에 대해 표준 TCP Hybla 세션(s)의 처리량에 대한 상한이 존재한다.

TCP Hybla 세션들만을 포함하는 병목 링크에 대해, 모든 TCP 세션들(s∈S)의 집계 처리량이 아래 수학식을 따르는 경우,

병목 링크는 수학식 12의 포화되지 않은 상태 (a)에서 동작하는 것이 분명하다. 조건 13은 병목 링크의 고유 특성들(P 및 B)에만 의존한다. 수학식 13에 나타난 바와 같이, 무선 네트워크를 통해 이동하는 경로들의 경우일 수 있는 바와 같이, 네트워크의 랜덤 패킷 손실 레이트(P)가 충분히 높을 때, TCP Hybla 세션들은 네트워크 용량을 충분히 이용할 수 없다. 따라서, 표준 TCP Hybla는 랜덤 패킷 손실 및 패킷 재배열에 의해 유발되는 거짓 손실을 갖는 무선 네트워크들에서 최적의 성능을 달성할 수 없다.

향상된 TCP Hybla 혼잡 제어 메커니즘의 성능을 설명하기 위해 다수의 실험이 수행되었다. 실험들에서, 향상된 Hybla 및 TCP-FIT는 TCP 서버들의 리눅스 커널 내에 내재되었다. 도 5는 고속 장거리 네트워크들을 통한 상이한 TCP 알고리즘들의 처리량 비교를 나타낸다. 실험에서, 스위스 취리히에 위치하는 TCP 클라이언트가 미국 로스앤젤레스에서의 HTTP 서버로부터 100 MB 파일을 다운로드하였다. 링크의 평균 RTT는 160 ms이었고, 패킷 손실 레이트는 0%이었다. 도 5에 도시된 바와 같이, 향상된 Hybla의 처리량은 다른 알고리즘들보다 높았다.

도 6은 저속 장거리 네트워크들을 통한 상이한 알고리즘들의 처리량 비교를 나타낸다. 실험에서, 중국 베이징에 위치하는 TCP 클라이언트가 미국 로스앤젤레스에서의 HTTP 서버로부터 10 MB 파일을 다운로드하였다. 링크의 평균 RTT는 210 ms이었고, 패킷 손실 레이트는 0.1%이었다. 도 6에 도시된 바와 같이, 향상된 TCP Hybla의 처리량은 TCP-FIT에 가까웠고, 다른 알고리즘들보다 높았다. 도 5 및 6에 도시된 실험들의 결과들은 랜덤 패킷 손실을 갖는 고지연 네트워크들에 대한 향상된 TCP Hybla의 성능 개선을 입증한다.

대규모 네트워크들에 대한 향상된 TCP Hybla의 성능이 PlanetLab 시험대를 통해 테스트되었다. PlanetLab는 컴퓨터 네트워킹 및 분산 시스템 연구를 위한 시험대로서 이용 가능한 컴퓨터들의 그룹이다. 향상된 TCP Hybla의 처리량이 PlanetLab 상에서 테스트되었다. 처리량은 표준 TCP Hybla, TCP CUBIC 및 TCP Reno에 필적하였다. 테스트들에서, 32개국의 78개 도시에 위치하는 153개의 PlanetLab 노드를 이용하여 미국 로스앤젤레스에 위치하는 HTTP 서버들로부터 비디오 클립들을 다운로드하였다. 이러한 노드들은 현재 인터넷의 상태를 표현할 수 있었다. 실험들에서, PlanetLab 노드들은 그들의 가용 네트워크 대역폭에 따라 여러 그룹으로 분할되었다. TCP Reno와 비교하여 상이한 알고리즘들의 처리량 고속화가 도 7의 그룹들에 의해 도시되었다. 도 7에 도시된 바와 같이, 향상된 TCP Hybla는 다른 TCP 알고리즘들에 비해 향상된 성능을 달성하였다.

위에서는 병렬 가상 Hybla 접속들의 수(N)에 기초하여 혼잡 윈도 크기를 설정하는 향상된 TCP Hybla 혼잡 제어 메커니즘이 설명되었다. 아래에 더 설명되는 향상된 시작 Hybla 혼잡 제어 메커니즘으로 지칭되는 더 향상된 TCP Hybla는 가상 Hybla 접속들 및 가상 Reno 접속들의 조합에 기초하여 혼잡 윈도를 유지한다. 향상된 시작 Hybla 혼잡 제어 메커니즘은 병렬 가상 TCP Hybla 접속들의 수(N₁) 및 병렬 가상 TCP Reno 접속들의 수(N₂)를 이용하여 혼잡 윈도를 유지한다.

전술한 혼잡 제어 메커니즘과 유사하게, 향상된 시작 Hybla 혼잡 제어 메커니즘은 네트워크 조건들에 따라 가상 접속들의 수를 조정한다. N₁ 및 N₂의 합, 즉 가상 접속들의 수는 표기 N으로 주어지며, 주기적으로 갱신된다. 예를 들어, N은 1000 밀리초마다 갱신될 수 있다. N은 아래 수학식에 따라 갱신될 수 있다.

여기서, N_t ₊₁은 병렬 가상 접속 세션들의 갱신된 수이고, N_t는 병렬 가상 접속 세션들의 현재 수이고, σ 및 τ는 선택된 양의 파라미터들이다. σ는 1로 설정될 수 있고, τ는 1/2로 설정될 수 있다. RTT_average는 이전의 추정 기간에서의 평균 왕복 시간이고, RTT_min은 이전 시간 윈도에 대한 왕복 시간에 대한 최소 값이다.

가상 TCP Hybla 접속 수(N₁) 및 가상 TCP Reno 접속 수(N₂)는 다음과 같이 N에 비례한다.

여기서,

는 0과 1 사이에서 선택되는 파라미터이다.

의 디폴트 값은 1/2일 수 있다.

의 선택은 혼잡 제어의 Hybla 부분의 적극성(aggressiveness)과 혼잡 제어의 Reno 부분의 더 안정된 성능이 균형을 이루게 하는데 사용될 수 있다. TCP Hybla의 적극성과 TCP Reno의 안정성이 균형을 이루게 하기 위해 N₁ 및 N₂ 양자가 주기적으로 조정될 수 있다. N₁ 및 N₂의 값들은 현재의 네트워크 조건들, 과거의 네트워크 조건들, 또는 추가적인 네트워크 조건들의 추정에 기초하여 결정될 수 있다.

모든 가상 TCP Hybla 접속에 대해, 정규화된 RTT가 아래 수학식에 의해 제공된다.

여기서, RTT₀은 전술한 바와 같은 기준 왕복 시간이다.

향상된 시작 Hybla 혼잡 제어 메커니즘은 상이한 모드들에서 동작할 수 있다. 하나의 모드로부터 다른 모드로 언제 전환할지를 결정하기 위해 느린 시작 임계치(SS_thresh)가 사용될 수 있다. SS_thresh는 손실 이벤트가 발생할 때의 윈도 크기에 기초하여 설정될 수 있다. 예를 들어, SS_thresh는

또는 다른 값들로 설정될 수 있다. 혼잡 윈도가 SS_thresh보다 작은 동안, 향상된 시작 Hybla는 느린 시작 상태에서 동작한다. 느린 시작 상태에서, 향상된 시작 Hybla는 아래 수학식에 따라 혼잡 윈도(Cwnd)를 유지한다.

혼잡 윈도가 SS_thresh보다 크면, 향상된 시작 Hybla는 혼잡 회피 상태로 전환한다. 혼잡 회피 상태에서, 혼잡 윈도는 아래 수학식에 따라 조정된다.

위에서는 패킷 손실을 겪는 고지연 네트워크들에 대한 처리량을 개선할 수 있는 다양한 TCP 혼잡 제어 메커니즘들이 설명되었다. 이러한 임의의 또는 모든 하드웨어 및 소프트웨어 컴포넌트들은 하드웨어에서 독점적으로, 소프트웨어에서 독점적으로, 펌웨어에서 독점적으로, 또는 하드웨어, 소프트웨어 및/또는 펌웨어의 임의 조합에서 구현될 수 있는 것이 고려된다. 따라서, 아래에서는 예시적인 방법들 및 시스템이 설명되지만, 이 분야의 통상의 기술자들은 제공되는 예들이 그러한 방법들 및 장치들을 구현하기 위한 유일한 방법은 아니라는 것을 쉽게 알 것이다. 본 발명의 사상 및 범위로부터 벗어나지 않고서, 본 명세서에서 설명된 특정 실시예들로부터의 다양한 변경들 및 변형들이 이루어질 수 있다는 것이 이 분야의 기술자에게 명백할 것이다.

Claims

고지연(high latency) 링크를 갖는 이종 네트워크를 통한 통신 세션의 혼잡 제어를 위한 방법으로서,
상기 통신 세션에 대한 왕복 시간(round trip time; RTT)을 결정하는 단계;
등화(equalizing) 왕복 시간(RTT₀)에 기초하여, 정규화된 RTT(ρ)를 결정하는 단계;
가상 통신 세션들의 수(N)를 결정하는 단계; 및
N개의 TCP 가상 통신 세션 및 ρ에 기초하여 상기 통신 세션에 대한 혼잡 윈도(congestion window)(Cwnd) 크기를 설정하는 단계
를 포함하는 방법.
제1항에 있어서,
상기 혼잡 윈도는 N개의 TCP Hybla 가상 통신 세션에 기초하여 설정되는 방법.
제2항에 있어서,
상기 혼잡 윈도는,
각각의 ACK에 대해:

각각의 손실에 대해:

에 따라 설정되는 방법.
제3항에 있어서,
ρ는
에 따라 계산되는 방법.
제4항에 있어서,
상기 가상 통신 세션들의 수는,

에 따라 결정되며,
여기서,
N_t는 갱신 주기 t에서의 N의 값이고,
RTT_t는 상기 갱신 주기 t에 대한 RTT의 평균 값이고,
RTT_min은 상기 갱신 기간 t에 대한 최소 관찰 RTT 값이고,
α는 α∈(0,1)이 되도록 사전 설정된 파라미터인 방법.
제5항에 있어서,
N은 가상 TCP Hybla 통신 세션들의 수(N₁) 및 TCP Reno 세션들의 수(N₂)의 조합으로서 결정되며, N₁ 및 N₂는,

에 따라 설정되고,
여기서,

인 방법.
제6항에 있어서,
느린 시작 상태에서 동작할 때, 수신된 ACK들에 대한 Cwnd를

에 따라 증가시키는 단계를 더 포함하는 방법.
제7항에 있어서,
혼잡 회피 상태에서 동작할 때, 수신된 ACK들에 대한 Cwnd를

에 따라 증가시키는 단계를 더 포함하는 방법.
제8항에 있어서,
패킷 손실 이벤트들에 대한 Cwnd를

에 따라 감소시키는 단계를 더 포함하는 방법.
제9항에 있어서,
N₁ 및 N₂는 상기 혼잡 제어의 Hybla 부분의 적극성(aggressiveness)과 상기 혼잡 제어의 Reno 부분의 더 안정된 성능이 균형을 이루게 하기 위해 주기적으로 결정되는 방법.
제1항에 있어서,
Cwnd가 느린 시작 임계치(SS_thresh)보다 큰지를 결정하는 단계; 및
Cwnd가 SS_thresh보다 작을 때 느린 시작 상태에서 동작하고, Cwnd가 SS_thresh보다 클 때 혼잡 회피 상태에서 동작하는 단계
를 더 포함하는 방법.
제11항에 있어서,
상기 결정된 RTT를 이용하여 평균 RTT 값(RTT_average)을 갱신하는 단계; 및
상기 결정된 RTT가 RTT_min보다 작을 때 상기 결정된 RTT를 이용하여 최소 RTT(RTT_min)를 갱신하는 단계
를 더 포함하고,
ρ는

에 따라 계산되는 방법.
제12항에 있어서,
N은

에 따라 결정되고,
여기서,
N_t는 갱신 주기 t에서의 N의 값이고,
RTT_t는 상기 갱신 주기 t에 대한 RTT의 평균 값이고,
RTT_min은 상기 갱신 기간 t에 대한 최소 관찰 RTT 값이고,
α는 α>0이 되도록 사전 설정된 파라미터이고,
β는 β>0이 되도록 사전 설정된 파라미터인 방법.
제13항에 있어서,
N은 가상 TCP Hybla 통신 세션들의 수(N₁) 및 TCP Reno 세션들의 수(N₂)의 조합으로서 결정되며, N₁ 및 N₂는,

에 따라 설정되고
여기서,

인 방법.
제14항에 있어서,
상기 느린 시작 상태에서 동작할 때, 수신된 ACK들에 대한 Cwnd를

에 따라 증가시키는 단계를 더 포함하는 방법.
제15항에 있어서,
상기 혼잡 회피 상태에서 동작할 때, 수신된 ACK들에 대한 Cwnd를

에 따라 증가시키는 단계를 더 포함하는 방법.
제16항에 있어서,
패킷 손실 이벤트들에 대한 Cwnd를

에 따라 감소시키는 단계를 더 포함하는 방법.
제17항에 있어서,
N₁ 및 N₂는 상기 혼잡 제어의 Hybla 부분의 적극성과 상기 혼잡 제어의 Reno 부분의 더 안정된 성능이 균형을 이루게 하기 위해 주기적으로 결정되는 방법.
네트워크를 통해 통신하기 위한 컴퓨팅 장치로서,
명령어들을 실행하기 위한 프로세서; 및
상기 프로세서에 의해 실행될 때, 제1항 내지 제18항 중 어느 한 항의 방법을 수행하도록 상기 컴퓨팅 장치를 구성하는 명령어들을 저장하기 위한 메모리
를 포함하는 컴퓨팅 장치.
비일시적 컴퓨터 판독 가능 매체로서,
제1항 내지 제18항 중 어느 한 항의 방법을 수행하도록 컴퓨팅 장치를 구성하기 위한 명령어들을 저장하는 비일시적 컴퓨터 판독 가능 매체.