notes : le controle de congestion...
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Chaput Emmanuel
Le controle de congestion dansl’Internet
2016-2017
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 1 / 61
Plan
1 Le probleme
2 La gestion de la congestion par TCP
3 Les evolutions de TCP
4 Et UDP ?
5 La prise en compte dans IP
6 References bibliographiques
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 2 / 61
Le probleme
1 Le problemeQu’est-ce que la congestion ?Quelle gestion de la congestion ?Quelle gestion dans la pile IP ?
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 3 / 61
Notes :
Notes :
Notes :
Qu’est-ce que la congestion ?
1 Le problemeQu’est-ce que la congestion ?Quelle gestion de la congestion ?Quelle gestion dans la pile IP ?
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 4 / 61
Qu’est-ce que la congestion ?
Qu’est-ce que la congestion ?Phenomene se produisant sur un equipement reseau soumis a unequantite de trafic pour laquelle il n’est pas dimensionne et entrainantune deterioration du service rendu.
Quelles causes ?Confluence de traficsDebit d’entree superieur a capacite de sortieBursts de trafics sporadiquesEquipement sous-dimensionne
Quelles consequences ?Accroissement du temps de traversee (delai)Variation du temps de traversee (jigue)Pertes
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Detection et reaction
Qui est concerne par la congestion ?
Les equipements du cœur du reseauLes routeurs dans le cas IPAccroissement des files d’attenteConsequence du trafic en transit
Les equipements d’extremiteLes applications qui soumettent le traficPas de vision directe de l’etat du reseauVariations de la qualite de service percue
Qui peut la detecter et la traiter ?
Les equipements de cœur peuvent la detecterObservation des filesAnticipation possible
Les equipements d’extremite peuvent y reagirModulation du traficRenegociation eventuelle de SLA
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Notes :
Notes :
Notes :
Quelle gestion de la congestion ?
1 Le problemeQu’est-ce que la congestion ?Quelle gestion de la congestion ?Quelle gestion dans la pile IP ?
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Quelle gestion de la congestion ?
Mecanismes preventifsDimensionnement des equipementsAdmission/refus des communications (SLA)Filtrage des trafics. . .
Mecanismes reactifsAdaptation des trafics soumisRe routage. . .
Mecanismes curatifsDetruire les paquets (gestion Drop Tail des files d’attente). . .
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Quelle gestion dans la pile IP ?
1 Le problemeQu’est-ce que la congestion ?Quelle gestion de la congestion ?Quelle gestion dans la pile IP ?
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Notes :
Notes :
Notes :
Quelle gestion dans la pile IP ?
Un message ICMP
Source Quench emis par un routeur satureLa source reduit le debit (taille de fenetre par exemple [20])Consommateur de ressources !Peu implante
HistoriquementEvolutions algorithmiques de TCPTCP Tahoe, Reno, NewRenoC’etait le principal “responsable”
Prise en compte dans IP
Notification explicite (Source Quench piggy-backe)Gestion active des files d’attente. . .
Ingenierie de traficFondee sur l’experience du circuit virtuelMPLS
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La gestion de la congestion par TCP
2 La gestion de la congestion par TCP
Le slow startL’estimation du temps d’aller-retourLa prevention de congestionLe Fast RetransmitImplantation conjointe des mecanismesTCP Reno et la reprise rapideTCP New Reno
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Quel est le probleme avec TCP ?
En Octobre 1986, Van Jacobson identifie un probleme
Un lien de 32 kbps reliant deux IMP ne fournit parfois que 40 bpsIl suspecte le comportement de 4.3BSD
Il analyse le probleme et propose des solutions
Le probleme identifieMeme en presence de connexions a priori a l’equilibre (un paquetn’entre dans le reseau que si un paquet en sort), le systeme n’est pasrobuste face aux phenomenes de congestion, contrairement a latheorie.
Les axes proposes par Van Jacobson
Atteindre l’equilibreMaintenir l’equilibreS’adapter aux evolutions du reseau
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Notes :
Notes :
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Les mecanismes de TCP Tahoe
Papier fondateur de TCP [16]
Slow StartAccroissement progressif (rapide) du nombre de segments entransitBeneficier du self clocking assure par le controle de flux implicite.Pour atteindre un equilibre
Estimation du temps d’aller-retourPour maintenir l’equilibreEstimateur precedent [21] peu efficaceBesoin de prendre en compte les variations
Congestion AvoidanceS’adapter aux evolutions du reseauPour maintenir l’equilibre
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Le slow start
2 La gestion de la congestion par TCP
Le slow startL’estimation du temps d’aller-retourLa prevention de congestionLe Fast RetransmitImplantation conjointe des mecanismesTCP Reno et la reprise rapideTCP New Reno
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Le Slow Start
PrincipesCommencer en emettant une fenetre d’un seul segmentDoubler la taille a chaque nouvelle fenetreRespecter le controle de flux (awnd) !
Mise en œuvre (sur l’emetteur)Introduction d’une variable cwnd
Taille de fenetre liee a la congestionInitialisation
cwnd = 1
A chaque ACK recucwnd = cwnd + 1
A tout moment, fenetre utilisableuwnd = min(awnd, cwnd)
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Notes :
Notes :
Notes :
Le Slow Start, un exemple
Te
Te
Te
Te
Te
Te
Te
0
1
2
3
4
5
6
ACK 0
ACK 1
ACK2
ACK 3
ACK 4
ACK 5
cwnd = 1
cwnd = 2
cwnd = 3
cwnd = 4
cwnd = 5
cwnd = 6
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L’estimation du temps d’aller-retour
2 La gestion de la congestion par TCP
Le slow startL’estimation du temps d’aller-retourLa prevention de congestionLe Fast RetransmitImplantation conjointe des mecanismesTCP Reno et la reprise rapideTCP New Reno
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 17 / 61
L’estimation du temps d’aller-retour
Les timers de TCP fonctionnent mal [29]Utilisation d’une moyenne mobile [21]
RTT ← α.RTT + (1− α).mRTO = β.RTTα = 0.9, β = 2 par exemple
Satisfaisant pour une charge faible (< 0.3)En cas de montee de la charge, retransmissions supplementaires !
Prise en compte de la variation du delai [4]Err ← m − RTTRTT ← RTT + α.ErrMD ← MD + β.(|Err | −MD)RTO ← RTT + γ.MDα = 1
8 , β = 14 , γ = 4 par exemple (implantation en entiers)
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Notes :
Notes :
Notes :
La prevention de congestion
2 La gestion de la congestion par TCP
Le slow startL’estimation du temps d’aller-retourLa prevention de congestionLe Fast RetransmitImplantation conjointe des mecanismesTCP Reno et la reprise rapideTCP New Reno
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Le mecanisme de Congestion Avoidance
Principes deja evoques par ailleurs [18]Besoin d’un mecanisme de signalisation sur les elements actifsMise en œuvre d’une politique d’adaptation du trafic aux extremites
Choix faits dans TCP TahoeUne perte signale une congestionEn l’absence de congestion
Accroissement additif de la taille de la fenetreDe la forme cwnd = cwnd + 1/cwnd (increment de cwnd d’uneunitee apres cwnd ACKs recus)
En presence de congestionDecroissance multiplicative de la taille de la fenetre
Comportement qualifie de AIMD
Additive Increase, Multiplicative Decrease
Habituellement implante conjointement au Slow Start
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Le Fast Retransmit
2 La gestion de la congestion par TCP
Le slow startL’estimation du temps d’aller-retourLa prevention de congestionLe Fast RetransmitImplantation conjointe des mecanismesTCP Reno et la reprise rapideTCP New Reno
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Notes :
Notes :
Notes :
Le Fast Retransmit
Principes de baseLe recepteur TCP envoie un accuse de reception (“duplique”) achaque segment hors sequenceUn accuse de reception duplique est donc le signe, pour l’emetteur
D’un segment hors sequenceD’une perte
Apres plusieurs ACK dupliquesPerte probableCongestion
Mise en œuvreIntroduction d’un compteur ndupReception d’un ACK nouveau
ndup = 0
Reception d’un ACK dupliquendup = ndup + 1
Lorsque ndup == 3Retransmission du premier segment non acquitte
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Implantation conjointe des mecanismes
2 La gestion de la congestion par TCP
Le slow startL’estimation du temps d’aller-retourLa prevention de congestionLe Fast RetransmitImplantation conjointe des mecanismesTCP Reno et la reprise rapideTCP New Reno
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Mise en œuvre conjointe dans TCP Tahoe
Introduction d’un seuil ssthreshSlow Start ThresholdDelimite la frontiere entre Slow Start et Congestion Avoidance
Initialisationcwnd = 1ssthresh = awnd
Reception d’un nouvel ACK
ndup = 0Si cwnd < ssthresh alors cwnd = cwnd + 1Sinon cwnd = cwnd + 1/cwnd
Reception d’un ACK dupliquendup = ndup + 1
Detection d’une perte (TimeOut ou ndup ==3)Retransmission du premier segment non acquittessthresh = min(awnd, cwnd) / 2cwnd = 1
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Notes :
Notes :
Notes :
TCP Tahoe : un exemple
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TCP Reno et la reprise rapide
2 La gestion de la congestion par TCP
Le slow startL’estimation du temps d’aller-retourLa prevention de congestionLe Fast RetransmitImplantation conjointe des mecanismesTCP Reno et la reprise rapideTCP New Reno
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TCP Reno et le Fast Recovery
Fin Avril 1990, Van Jacobson fait le constat suivantTrois accuses de reception dupliques sont le symptome d’unecongestion moderee
Le recepteur recoit des segmentsLe retour en Slow Start est inutile
Application du Multiple Decreasecwnd = ssthresh (et non plus cwnd = 1)
On peut ajouter transitoirement a cwnd la valeur de ndupndup est le nombre de segments sortis du reseauRythmer les emissions sur les accuses de reception dupliques
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Notes :
Notes :
Notes :
TCP Reno et le Fast Recovery
Mise en œuvre du Fast RecoveryApres trois accuses de reception dupliques
Retransmission du dernier segment non acquitte (Fast Retransmit)ssthresh = min(awnd, cwnd) / 2cwnd = ssthreshuwnd = min(cwnd + ndup, awnd)
A la reception d’un nouvel accuse de receptionndup = 0 (comme d’habitude)uwnd = min(cwnd, awnd) (fin du Fast Recovery)
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TCP Reno : un exemple
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TCP New Reno
2 La gestion de la congestion par TCP
Le slow startL’estimation du temps d’aller-retourLa prevention de congestionLe Fast RetransmitImplantation conjointe des mecanismesTCP Reno et la reprise rapideTCP New Reno
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 30 / 61
Notes :
Notes :
Notes :
TCP New Reno
TCP Reno a un “petit defaut”En cas de pertes multiples dans une fenetreEn l’absence de l’option SACKRisque de retomber en Slow Start
Lors d’un Fast Recovery, TCP New Reno distingue deux types denouvel ACK
Un ACK total accuse reception de tout ce qui a ete emis avant laretransmissionUn ACK partiel n’accuse reception que d’une partie
Un ACK partiel est le symptome d’une (nouvelle) perteRetransmission du premier segment non acquitteuwnd = min(awnd, cwnd + ndup - nback + 1) ou nbackest le nombre de segments acquittesRester en Fast Recovery
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TCP NewReno : un exemple
Animation
pleine page
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Les evolutions de TCP
3 Les evolutions de TCP
Les problemes avec TCPUtilisation d’une connexion uniqueTCP CubicTCP Compound
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Notes :
Notes :
Notes :
Les problemes avec TCP
3 Les evolutions de TCP
Les problemes avec TCPUtilisation d’une connexion uniqueTCP CubicTCP Compound
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Les problemes avec TCP
On distingue traditionnellement trois grandes phases dans TCP :
L’initialisation de la connexionEtablissement en trois phases, negociation des optionsPremier aller-retour
Le demarrageAcceleration depuis un Send and Wait vers un protocole a fenetreCroissance exponentielle de CWND
Le comportement long termeAdaptation aux evolutions du reseauCroissance lineaire de CWND
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L’initialisation de la connexion
Un temps d’aller-retour, c’est penalisantSurtout pour les connexions courtes (majoritaires)Pas de donnees avec les SYNMal necessaire ?
Profiter d’informations d’une connexion precedenteObtenir des parametres plus pertinents (PMTU, RTT, . . . )S’authentifier par des cookies. . .
Utiliser une seule connexionConnexions persistantes (Keep Alive) de HTTP (par defaut dansHTTP 1.1)
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Notes :
Notes :
Notes :
Le demarrage
Le slow start peut etre tres penalisantTemps d’aller retour longConnexions courtes
90 % des connexions contiennent moins de 10 segments
Envoyer des donnees plus totT/TCP [2, 3], TCP Fast Open [22]Problemes de securite
Commencer avec une taille de fenetre plus grandeEn 2002, la RFC 3390 preconise une taille de 3 segments (sur uneMTU de 1500)En 2013, la RFC 6928 (experimental) suggere de passer a 10
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Le comportement long terme
TCP fonctionne relativement bien sur des reseaux a faible debitavec peu de pertesIl est bien moins performant sur les LFN
Long Fat Network (produit debit par RTT eleve)Accroissement du debit par Congestion Avoidance
De nombreux RTTDes RTT longs
Il est fonde sur les pertes !De nouvelles propositions
On cherche a etre TCP friendly la ou TCP New Reno est performantAu dela, on ne se prive pas d’etre plus aggressifPar exemple TCP compound et TCP Cubic
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Utilisation d’une connexion unique
3 Les evolutions de TCP
Les problemes avec TCPUtilisation d’une connexion uniqueTCP CubicTCP Compound
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Notes :
Notes :
Notes :
Utilisation d’une connexion unique
Communications en serieConnexions persistantes (Keep Alive) de HTTP (par defaut dansHTTP 1.1)Ne permet pas de profiter de tout le debit disponible
Communications en paralleleExemple de SPDY (une proposition pour HTTP 2.0) [13]Probleme du Head of Line Blocking
Refonte du protocole de transportPar exemple QUIC [26] qui vise a optimiser l’utilisation de SPDYLe protocole SCTP initialement prevu pour de la signalisationtelephonique [27]
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TCP Cubic
3 Les evolutions de TCP
Les problemes avec TCPUtilisation d’une connexion uniqueTCP CubicTCP Compound
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TCP CUBIC
Evolution de TCP BIC, elle propose un nouveau mecanismed’evitement de congestion [14]
En trois phases autour de la valeur de CWND suspecteSans dependance vis a vis du RTT
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Notes :
Notes :
Notes :
Principes de TCP Cubic
Supposons une congestion presumee avec une taille de fenetreWmax
Detectee par une perte (timer ou ndup = 3)Diminution multiplicative pour resorber la congestion
Wmin = (1− β).Wmax
A la fin de la congestion, on repartW (t) = C.(t − K )3 + Wmax ou
t est le temps ecoule depuis la congestionC est un parametreK est le temps necessaire pour atteindre Wmax que l’on calcule par
W (0) = Wmin, ce qui donne K = 3√
β.WmaxC
D’ou la forme de la figure precedentePas de dependance vis a vis du RTT
C choisi pour rester TCP friendly lorsque necessaire
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TCP Compound
3 Les evolutions de TCP
Les problemes avec TCPUtilisation d’une connexion uniqueTCP CubicTCP Compound
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Principes TCP Compound
Objectifs similaires a ceux de TCP CubicEtre TCP friendly sur des reseaux saturesEtre plus agressif sur des reseaux sous utilises
Controle de congestion implante dans Windows depuis Vista [28]Compose de deux approches
L’une fondee sur les pertes (a la TCP Reno)L’autre sur les delais (a la TCP Vegas)La premiere est toujours active (il est aussi agressif que TCP Reno)La deuxieme permet d’etre plus agressif si le reseau semble sousuilise
L’idee de base est que la fenetre win evolue de la facon suivante(la detection de congestion etant fondee sur le delai)
win← win + α.wink sans congestionwin← win.(1− β) en cas de congestion
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Notes :
Notes :
Notes :
Fonctionnement de TCP Compound
Nouvelle expression de la taille de fenetre utilisableuwnd = min(awnd , cwnd + dwnd)
Ou dwnd evolue en fonction du delaiEn tenant compte de cwnd qui perduredwnd n’est actif que si win > Wlow
Pour cela, on evalue l’occupation du reseau via la difference entreles debits espere et constate
diff = ( winbaseRTT −
winRTT ).baseRTT
On agit en fonction d’un seuil γ permettant d’anticiper unecongestion
Si diff < γ, alors dwnd incremente de max(α.wink − 1,0)Si diff ≥ γ, alors dwnd decremente de ζ.diffEn cas de perte (fast retransmit) dwnd recoit (1− β).win − cwnd/2
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Fonctionnement de TCP Compound
La borne dwnd adopte un comportement AIMD
Additive Increase Multiple DecreaseFonde sur une observation du reseauSans dependance au RTT
Cela permet une plus grande agressiviteLorsque l’etat du reseau le permet
Permet de respecter TCP New Reno et d’etre au moins aussiefficace
dwnd n’est jamais negatifζ permet d’etre plus ou moins TCP friendly
Proposition de parametrage fonde sur une analysek = 0.75, α = 0.8, β = 0.5γ defini dynamiquementζ non decrit
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Et UDP ?
4 Et UDP ?Le protocole DCCP
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 48 / 61
Notes :
Notes :
Notes :
Et UDP ?
Mecanismes implantes dans TCP uniquementProtocole historiquement le plus utilise pour de gros volumesUDP cantonne au plan de gestion (DNS, . . . ) ou aux reseaux locaux(NFS, . . . )
Utilisation croissante d’UDP pour des donneesVideo, voix, . . .Besoin de mecanismes equivalents (“TCP Friendly”)
En l’absence de tels mecanismesRisque d’iniquite [11] [7]Baisse de performance de TCP [5]Besoin de civisme (cf l’experience de TCP Vegas)
Probleme avec UDP
Les mecanismes implantes dans TCP sont fondes sur la notion deconnexion, absente d’UDP !
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 49 / 61
Le protocole DCCP
4 Et UDP ?Le protocole DCCP
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 50 / 61
La mise en œuvre dans UDP
Necessite d’une mise en place au niveau applicatifDifficulte de standardisationSous forme de librairie
Definition du protocole DCCP par l’IETF [15] [6]Service equivalent a UDPMecanismes protocolaires [19]
Etablissement de connexion, accuses de receptionPrise en compte de l’ECN, du PMTUD, . . .
Algorithmes de controle de congestionTCP-like Congestion Control [8]TCP Friendly Rate Control [9] (variations de debit moins abruptes,applications a taille de segment fixe)
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 51 / 61
Notes :
Notes :
Notes :
La prise en compte dans IP
5 La prise en compte dans IP
La gestion active des files d’attenteLa notification explicite de congestionEt pourquoi pas un circuit virtuel ?
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 52 / 61
La gestion active des files d’attente
5 La prise en compte dans IP
La gestion active des files d’attenteRandom Early Detection
La notification explicite de congestionEt pourquoi pas un circuit virtuel ?
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 53 / 61
La gestion active des files d’attente
Gestion de base des files d’attente des routeurs IP
Drop TailInequitableSynchronisation entre flotsReaction lorsque les files d’attente sont pleines (les burstsentrainent alors des pertes)
Active Queue Management (AQM) [1]Agir de facon anticipee sur les files d’attentesPar exemple en detruisant des paquets avant que la file soit pleineAccroıtre l’equiteMaintenir les files peu remplies
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 54 / 61
Notes :
Notes :
Notes :
Random Early Detection
5 La prise en compte dans IP
La gestion active des files d’attenteRandom Early Detection
La notification explicite de congestionEt pourquoi pas un circuit virtuel ?
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 55 / 61
Random Early Detection
Un algorithme d’AQM pour le Best Effort [12] [1]Desynchroniser les TCPAccroıtre l’equiteEfficacite non prouvee
Estimation de la taille de la file d’attentePar exemple moyenne mobile
Decision de detruire/marquer un paquetChoix aleatoireProbabilite fonction lineaire du taux de remplissage entre tmin et tmax
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 56 / 61
La notification explicite de congestion
5 La prise en compte dans IP
La gestion active des files d’attenteLa notification explicite de congestionEt pourquoi pas un circuit virtuel ?
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 57 / 61
Notes :
Notes :
Notes :
La notification explicite de congestion
Explicit Congestion Notification ou ECN [23] [24]Fournir une signalisation explicite de congestion [17]Permettre a TCP (et autres) de ne pas voir le reseau comme uneboite noire [10]
PrincipeNotification vers le destinataire des paquets (comme l’EFCI d’’atmou le FECN de Frame Relay)A charge du destinataire d’en informer l’emetteur (par du controlepiggybacke par exemple)Mise en place d’une contre mesure par l’emetteur
Mise en œuvreUtilisation des deux bits de poids faible de l’ex champ TOS d’IPv4Ou du Traffic Class d’IPv6Utilisation de deux bits Reserved de TCPMeme comportement de TCP qu’en cas de perte
Le message ICMP Source Quench est une forme de BECN
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 58 / 61
Et pourquoi pas un circuit virtuel ?
5 La prise en compte dans IP
La gestion active des files d’attenteLa notification explicite de congestionEt pourquoi pas un circuit virtuel ?
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 59 / 61
Et pourquoi pas un circuit virtuel ?
Lors de la mise en place d’un circuit virtuelNegociation d’un contrat de traficReservation de ressourcesIngenierie de traficCongestion residuelle limitee
Incompatible avec IP
Routage en mode paquetPas d’etat dans les routeurs
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 60 / 61
Notes :
Notes :
Notes :
Et pourquoi pas un circuit virtuel ?
“La” solution : Multiprotocol Label Switching (MPLS) [25]
Paquets marques d’un label a l’entree d’un reseauCommutation en fonction du labelMise en place de chemins (LSP) eventuellement routes par IP
Granularite variable grace a l’empilement de labels
MPLS apporte a IP certaines proprietes du mode circuit virtuel,notamment la possibilite de faire de l’ingenierie de trafic. C’est uncomplement (a plus large echelle) des outils de controle decongestion.
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 61 / 61
[1] B. Braden, D. Clark, J. Crowcroft, B. Davie, S. Deering, D. Estrin,S. Floyd, V. Jacobson, G. Minshall, C. Partridge, L. Peterson,K. Ramakrishnan, S. Shenker, J. Wroclawski, and L. Zhang.RFC 2309 : Recommendations on queue management andcongestion avoidance in the internet.Technical report, IETF, April 1998.Category : Informational.
[2] R. Braden.Extending TCP for Transactions – Concepts.Technical Report 1379, November 1992.Obsoleted by RFC 6247, updated by RFC 1644.
[3] R. Braden.T/TCP – TCP Extensions for Transactions FunctionalSpecification.Technical Report 1644, July 1994.Obsoleted by RFC 6247.
[4] Stephen William Edge.
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 61 / 61
An adaptive timeout algorithm for retransmission across a packetswitching network.SIGCOMM Comput. Commun. Rev., 14(2) :248–255, 1984.
[5] S. Floyd.Congestion Control Principles.Technical Report 2914, September 2000.
[6] S. Floyd, M. Handley, and E. Kohler.Problem Statement for the Datagram Congestion Control Protocol(DCCP).Technical Report 4336, March 2006.
[7] S. Floyd and J. Kempf.IAB Concerns Regarding Congestion Control for Voice Traffic inthe Internet.Technical Report 3714, March 2004.
[8] S. Floyd and E. Kohler.Profile for Datagram Congestion Control Protocol (DCCP)Congestion Control ID 2 : TCP-like Congestion Control.
Chaput Emmanuel Le controle de congestion dans l’Internet 2016-2017 61 / 61
Notes :
Notes :
Notes :
Technical Report 4341, March 2006.
[9] S. Floyd, E. Kohler, and J. Padhye.Profile for Datagram Congestion Control Protocol (DCCP)Congestion Control ID 3 : TCP-Friendly Rate Control (TFRC).Technical Report 4342, March 2006.Updated by RFC 5348.
[10] Sally Floyd.Tcp and explicit congestion notification.SIGCOMM Comput. Commun. Rev., 24(5) :8–23, 1994.
[11] Sally Floyd, Mark Handley, and Eddie Kohler.Problem statement for dccp.Internet draft, IETF, August 2005.
[12] Sally Floyd and Van Jacobson.Random early detection gateways for congestion avoidance.IEEE/ACM Trans. Netw., 1(4) :397–413, 1993.
[13] GOOGLE, http ://www.chromium.org/spdy.
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