Aulas 22 & 23. Controle de Fluxo e de Congestionamento. Eytan Modiano MIT

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1 Aulas 22 & 23 Controle de Fluxo e de Congestionamento Eytan Modiano MIT 1

2 Controle de Fluxo Controle de fluxo: mecanismo fim a fim para controlar o tráfego entre fonte e destinatário. Controle de congestionamento: Mecanismo usado pela rede para limitar o congestionamento. Os dois na realidade não são separáveis, e os dois serão denominados de controle de fluxo. Ambos contribuem para limitar a quantidade de tráfego que entra na rede; Às vezes a carga é maior do que a rede pode transportar. 2

3 Sem Controle de Fluxo Quando a sobrecarga ocorre: filas aumentam de tamanho; pacotes são descartados; fontes devem retransmitir as mensagens; congestionamento aumenta => instabilidade. Controle de fluxo previne instabilidade na rede mantendo os pacotes esperando fora da rede em vez de enfileirá-los no interior da rede. Elimina o desperdício dos recursos de rede, Previne desastres. 3

4 Maximizar a vazão da rede. Objetivos do Controle de Fluxo Reduzir os atrasos na rede. Manter parâmetros de qualidade de serviço; Mesmo tratamento a todos os fluxos, atraso, etc. Compromisso entre mesmo tratamento, atraso, vazão 4

5 Mesmo Tratamento a Todos os Fluxos (Igualdade) Se a capacidade dos enlaces é de 1 unidade, então: A vazão máxima é obtida dando uma unidade às sessões curtas e zero unidades para as sessões longas; vazão total de 3 unidades. Um conceito de igualdade seria dar a cada usuário ½ unidade, vazão total de 2 unidades. Alternativamente, dando recursos iguais para cada sessão seriam dadas a cada usuário único ¾, e ¼ de unidade para as sessões de longa duração. 5

6 Igualdade Buffer limitado no nó B. Claramente ambas as sessões estão limitadas para 1 unidade de tráfego. Sem controle de fluxo, a sessão 1 pode dominar o buffer no nó B; Desde que para cada 10 pacotes da sessão 1 chegam 2 pacotes da sessão 2, 10/11 dos pacotes no buffer irão pertencer à sessão 1. 6

7 Impasses Criados Pela Saturação dos Buffers Se o buffer em A satura com o trafego para B e vice-versa, então A não pode aceitar nenhum trafego de B, e vice-versa causando assim uma situação sem saída. A não pode aceitar nenhum tráfego de B B não pode aceitar nenhum tráfego de A A pode saturar com o tráfego de B, B com o tráfego de C, e C com o tráfego de A. 7

8 Controle de Fluxo Por Janela Confirmação Positiva Confirmação Positiva Semelhante à janela do ARQ. Janela fim a fim para cada sessão, W sd. Cada pacote é confirmado pelo receptor (ACK). Número total de pacotes não-ack <= W sd. Tamanho da janela é um limite superior no total de pacotes e ACKs na rede. Limite da quantidade de armazenamento necessário dentro da rede. 8

9 Janelas Fim a Fim Seja x o tempo de transmissão esperado de um pacote, W o tamanho da janela, e d o atraso total de ida e volta para um pacote. Idealmente, o controle de fluxo estaria ativo somente durante os instantes de congestão. Portanto, Wx deveria ser maior que o tempo total de ida e volta d na ausência do congestionamento. Se d <= W x,controle de fluxo não ativo e a taxa da sessão é r = 1/x. Se d > W x, controle de fluxo ativo e taxa da sessão é de r=w/d pacotes por segundo. 9

10 Comportamento das Janelas Fim a Fim R = min {1/x, W/d} pacotes por segundo Quando d aumenta, o controle de fluxo torna-se ativo e limita a taxa de transmissão. Quando a congestão diminui, d decresce e r irá aumentar. O controle de fluxo tem o efeito de estabilizar os atrasos na rede. 10

11 Escolha do Tamanho da Janela Sem congestionamento, a janela deveria ser grande o bastante para permitir a transmissão à taxa máxima de 1/x pacote por segundo. Seja d = atraso de ida e volta quando não existem filas. Seja N = o número de nós ao longo do enlace. Seja D p = o atraso de propagação ao longo do enlace. d = 2N x + 2 D p (atraso para enviar um pacote e receber um Ack ao longo de N enlaces.) W x > d => W > 2N + Dp/x Quando D p < x, W ~ 2N (tamanho da janela é independente do atraso de propagação). Quando D p >> N x, W ~ 2Dp/x (tamanho da janela é independente do comprimento do enlace). 11

12 Impacto do Congestionamento Sem congestionamento d = d e o controle de fluxo é não ativo. Com congestionamento d > d e o controle de fluxo torna-se ativo. Problema: Quando d é grande (por ex.: D p é grande) o atraso devido a filas é menor que o atraso de propagação e portanto o controle de congestionamento torna-se difícil. o aumento do atraso devido a filas tem um pequeno impacto sobre d e portanto um pequeno impacto na taxa r. 12

13 Problemas Com Janelas O tamanho da janela deve variar com o nível de congestionamento. Dificuldade em garantir atraso ou taxa de transmissão para uma sessão. Para sessões em redes de alta velocidade, a janela deve ser muito grande. Por ex.: para 1Gbps cruzando o país cada janela deve ser maior que 60Mbps. O controle de fluxo por janela se torna não efetivo. Grandes janelas requerem muito armazenamento na rede. Sessões em enlaces longos com grandes janelas são melhores tratadas que sessões em enlaces curtos. Nos pontos de congestão, grandes janelas saturam as filas e desperdiçam o serviço (a menos que o serviço round robin seja usado). 13

14 Janelas de Nó Para Nó Uma janela separada (w) para cada enlace ao longo do caminho da sessão. Tamanho do buffer w em cada nó. Um ACK é retornado em um enlace quando o pacote é entregue pata o próximo enlace. o buffer nunca irá saturar Se um enlace se tornar congestionado, pacotes permanecem na fila e os ACK s não vão para o enlace anterior, que por sua vez poderia se tornar congestionado e parar de enviar de ACK s (back pressure). Buffers irão saturar nos nós sucessivos. Sob congestionamento, os pacotes são espalhados em vez de se acumularem em um só ponto de congestionamento. Em redes de alta velocidade são necessárias grandes janelas e portanto grandes buffers em cada nó. 14

15 Controle de Fluxo Baseado na Taxa Controle de fluxo com janela não pode garantir taxa ou atraso. Requer grandes janelas para enlaces de alta velocidade (atraso * taxa). Esquemas de controle de taxa fornecem ao usuário uma taxa garantida e alguma habilidade limitada em exceder esta taxa. Implementação restrita: para uma taxa de r pacotes por segundo se permite exatamente um pacote a cada 1/r segundos. TDMA ineficiente para tráfego em rajada Implementação menos restrita: Permite W pacotes a cada W/R segundos. Taxa média permanece a mesma mas rajadas de até W pacotes são permitidas. Implementado tipicamente usando o esquema balde furado (leaky bucket). 15

16 Controle da Taxa por Leaky Bucket O balde associado à sessão mantém W permissões. Para entrar na rede um pacote deve primeiro obter uma permissão. O balde recebe novas permissões a uma taxa de uma a cada 1/r segundos. Quando o balde esta cheio, uma rajada de até W pacotes pode entrar na rede. O parâmetro W especifica o tamanho das rajadas que uma fonte pode gerar. Grande W suporta permissão para grandes rajadas. r especifica a taxa máxima ao longo do tempo (taxa média). Uma sessão inativa pode guardar as permissões de forma que possa gerar uma rajada mais tarde. 16

17 Controle de Fluxo Utilizando o Leaky Bucket O balde furado é um mecanismo de formatação de tráfego. Esquemas de controle de fluxo podem se ajustar a valores de W e r em resposta ao congestionamento. Por ex.: rede ATM usa células RM (resource management) que informam as fontes para ajustar suas taxas em função do congestionamento. 17

18 Análise de Filas do Balde Furado Sistemas com tempo dividido em intervalos e com mudança de estado a cada 1/r segundos. Uma permissão chega no início do intervalo de tempo e é descartada se o buffer esta cheio. Pacotes chegam de acordo com um Processo de Poisson de taxa λ. ai = Prob(i chegadas) = (λ/r)i e-λ/r / i! P = número de pacotes esperando no buffer por uma permissão. B =número de permissões no buffer. W = tamanho do balde. Estado do sistema: K = W+P-B O estado representa o déficit de permissões e é igual ao número de permissões necessárias para encher novamente o balde. estado 0 =>balde cheio de permissões. estado W =>nenhuma permissão no buffer. estado W + j => j pacotes esperando por uma permissão. 18

19 Sistema cadeia de Markov: Análise de Filas, continuação Observe que isto é o mesmo que a M/D/1 com serviço em intervalos de tempo No estado estacionário a taxa de chagada dos pacotes é igual à taxa de chegada das permissões (permissões são descartadas quando o balde esta cheio, permissões não chegam no estado 0 quando nenhum pacote chega). λ = (1 -P(0)a 0 ) r, => P(0) = (r-λ)/(a 0 r) Agora do balanço global das equações: P(0) [1-a 0 -a 1 ] = a 0 P(1) P(1) = [(1-a 0 -a 1 )/a 0 ]P(0) podemos resolver para P(1) em termos de P(0) P(1)[1-a 1 ] = a 2 P(0) + a 0 P(2) obtemos P(2) em termos de P(1) Recursivamente resolvemos para todos os P(i) s Atraso médio, para obter uma permissão = T = j= W + 1 ( j W) P( j) 1 r 19

20 Escolhendo Um Valor Para r Como decidirmos a taxa a ser alocada para uma sessão? Procedimentos 1. Roteamento otimizado e controle de fluxo Compromisso entre atraso vazão. 2. Igualdade Máx-Min Alocação justa dos recursos. 3. Baseado em contrato A taxa é negociada por um certo preço (por ex.: taxa garantida, etc.). 20

21 Igualdade Máx-Min Trata todo Sessões S 0, S 1, S 2 compartilham o enlace AB e cada uma obtém um igual compartilhamento de 1/3. Sessões S 3 e S 0 compartilham o enlace BC, mas sendo a sessão S 0 limitada a 1/3 pelo enlace AB,para a sessão S 3 pode ser alocada uma taxa de 2/3. 21

22 Noção de Máx-Min A idéia básica por debaixo da igualdade máx-min e de alocar a cada sessão o máximo possível de taxa sujeita a condição que aumento da taxa de uma das sessões não ocorra às custas de uma outra sessão cuja taxa não é maior que a taxa da sessão que se quer aumentar. Ou seja, se o incremento da taxa de uma sessão se faz às custas de uma sessão que já tem uma taxa menor, não o faça! Dado um conjunto de pedidos das sessões P e um conjunto associado de taxas RP, R P é máx-min igual se, Para cada sessão p, r p não pode ser incrementado sem diminuir r p para alguma sessão p para a qual r p r p. 22

23 Definição da Igualdade Máx-Min Seja r p a taxa alocada para a sessão p, e considere um enlace com capacidade C a. O fluxo no enlace é dados por: Um vetor de taxas é possível se: R P 0 para todo p em P (todos os pedidos de sessão) e F a C a para todos a em A (onde A e o conjunto de todos os enlaces). R é a igualdade máx-min se ela é possível. Pra todo p, se existe um R 1 tal que r p < r 1 p. F Então existe uma sessão p tal que r p > r 1 p e r p <= r p Em outras palavras, você pode somente aumentar a taxa de uma enlace pelo decréscimo da taxa de um outro enlace no qual não tenha sido alocada mais capacidade. a = link p a cros r sin p g 23

24 Gargalos nos Enlaces Dado um vetor de taxas R, um enlace a é um gargalo para a sessão p se: F a = C a e r p >= r p para todas as sessões p passando pelo enlace a. Observe que todas as outras sessões devem ter algum outro enlace com gargalo pois caso contrário suas taxas poderiam ser aumentadas no enlace a. Proposição: cada sessão tem um enlace com gargalo em relação a R. Exemplo (C=1 para todos os enlaces). 24

25 Algoritmo da Igualdade Máx-Min Inicie todas as sessões com taxa zero. Aumente a taxa de todas as sessões igualmente por um pequeno valor δ. Continue a incrementar até que algum enlace atinge a capacidade (F a =C a ). Todas as sessões que compartilham aquele enlace têm taxas iguais. Um enlace é um gargalo para estas sessões. Pare de aumentar as taxas para estas sessões. Continue a aumentar a taxa para todas as outras sessões que ainda não tem um enlace com gargalo. Até que um outro gargalo seja encontrado. O algoritmo termina quando todas as sessões têm um enlace com gargalo. Na prática as sessões não são conhecidas a priori e calcular as taxas antecipadamente não é prático. 25

26 Compartilhamento Geral do Processador (AKA igualdade no atendimento de filas) O servidor atende as sessões em ordem round-robin. Se as sessões sempre tem um pacote para enviar cada uma delas obtém um igual compartilhamento do enlace. Se alguma sessão esta inativa, as sessões remanescente compartilham a capacidade disponível igualmente. Compartilhamento do processador geralmente utilize um modelo fluido onde as taxas das sessões podem ser arbitrariamente redefinidas. Compartilhamento geral do processador é uma aproximação baseada nos pacotes onde os pacotes são servidos de uma sessão para a outra em uma ordem round-robin. 26

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