计算机网络自定向下阅读笔记(5)分组交换当中的时延,丢包,吞吐量,分组交换当中的时延的概述,处理时延,排队时延,传输时延,传播时延,

    科技2022-07-15  125

    正如我们刚才学习的,客户的ISP向他么的提供商ISP付费来获得全球的因特网的互联能力,客户ISP支付给提供商ISP的费用数额反映了他们通过提供商交换的通信流量,为了减少这些费用,位于相同的等级结构层次的邻近的一对ISP能够对等,也就是说,能够直接将他们的网络连接到一起,是他们之间的所有的流量经过直接连接而不是通过上游的中间的ISP传输,当两个ISP对等的时候,通常不进行结算,即任意一个ISP不向其对等付费,如前面提到的那样,第一层ISP也与另一个的ISP对等,他们之间没有结算,对于对等和客户-提供商关系的桃林,沿着这些相同的路线,第三方公司能够创建一个因特网的交换点,IXP,IXP是一个汇合点,多个ISP能够在这里一起对等,IXP通常威域一个有自己的交换机,的独立的建筑物当中。 在今天的因特网当中有400多个IXP,我们称之歌生态系统位网络结构,由接入的ISP,区域的ISP,第一层的ISP,多宿对等和IXP组成的。 我们现在最终到达了网络結构5.它描述了 2012年的因特网,在图1-15中显示了网络 结构5,它通过在网络结构4顶部増加内容提供商网络(provider network)构建而成, 谷歌是当前这样的内容提供商网络的一个突岀例子 在本节写作之时,谷歌估计有30~50个 数据屮心部署在北美、欧洲,亚洲、南美和澳大利亚:其中的某些数据中心容纳了超过十万 台的服务器,而另一些数据中心则较小.仅容纳数百台服务器 谷歌数据中心都经过专用的 TCP/IP网络互联,该网络跨越全球,但仍然独立于公共因特网, 甬要的是.谷歌专用网络 仅承载出入谷歌服务器主机的流低 如图1-15所示,谷歌专用网络通过与较低层1SP对等 (无结算)尝试“绕过”因特网的较高层.采用的方式可以是直接与它们连接,或者在1XP 处与它们连接,1-alx.vifz 2010] 然而因为许多接入的ISP仍然仅仅通过第一层网络传输到达,所以谷歌网络连接也是与第一层的连接,并就与这些ISP交换的流量向他们进行付费,通过创建自己的网络,内容提供商你不仅减少了向顶层ISP支付的费用,而且对其服务商最终如何交付给端用户提供了更多的控制。 图1-15 ISP的互联 总结一下,今天的因特网是一个网络的网络,结构复杂,由十多个第一层的ISP和数十万个较低层的ISP组成的ISP覆盖的区域有所不同,有些跨越多个达州和打样,有些局限于小的地理区域,较低层的ISP与叫高层的ISP相连,叫高层的ISP彼此互联用户和内容提供商是较低层的ISP的客户,较低层的ISP是叫高层的ISP的客户,近年来,主要的内容提供商也已经创建了自己的网络,直接在可能的地方与较低层次的ISP互联。

    1.4分组交换网当中的时延,丢包,吞吐量

    回想在1.1节中我们讲过.因特网能够看成是一种为运行在端系统上的分布式应用提 供服务的基础设施在理想情况下.我们希望因特网服务能够在任意两个端系统之间瞬间 移动我们想要的大量数据而没有任何数据丢失 然而.这是一个极高的目标.实践中龍以 达到与之相反.计算机网络必定要限制在端系统之间的吞吐址(每秒能够传送的数据 址).在端系统之间引入时延,而LL实际上能够丢失分组一方面,现实世界的物理定律 引入的时延.丢包并限制呑吐屈是不幸的 而另-方面,因为计算机网络存在这些问题. 围绕如何去处理这些问题有许多令人着迷的话题,多得足以开设一门有关计算机网络方面 的课程.可以做上干篇博士论文!在本节中,我们将开始研究和信化计算机网络中的时 延、丢包和呑吐量等问题

    1.4.1分组交换网当中的时延的概述

    前面讲过.分组从一台主机(源)出发,通过一系列路由器传输,在另冶主机 (目的地)中结束它的历程。当分组从-个结点(主机或路由器)沿着这条路径到后继结 点(主机或路由器),该分组在沿途的每个结点经受了几种不同类型的时延 这些时延最 为重要的是结点处理时延(nodal processing delay),排队时延(queuing delay),传输时延 (transmission delay)和传播时延(propagation delay).这些时延总体累加起来是结点总时 延(loud nodal dday).许多因特网应用,如搜索、Web浏览、电子邮件、地图、即时讯 息和IP语音,它们的性能受网络时延的影响都很大,为了深入理解分组交换和计算机网 络,我们必须理解这些时延的性质和重要性。 时延的类型 我们来探讨…下图I-I6环境中的这些时延。作为源和目的地之间的端到端路役的一 部分,-个分组从丄游结点通过路由器A向路由器B发送 我们的目标是在路由器A刻 価出结点时延“值得注意的是,路由器A具有通往路由器B的出链路 该链路前面有一个 队列(也称为缓存)。当该分纟11从上游结点到达路由器A时,路山器A检査该分组的首部 以决定该分组的适当出链路.并将该分组导向该链路,在这个例子中,对该分组的出链路 是通向路由器B的那条链路 仅当在该链路没有其他分组正在传输并且没有其他分组排在 该队列前面时.才能在这条链路上传输该分组;如果该链路当前正繁忙或有其他分组已经 在该链路上排队,则新到达的分组则将参与排队

    (1) 处理时延

    检查分组首部和决定将该分组导向何处所需要的时间是处理时延的一部分,处理时延也能够包括其他的因素,如检查比特级别的差错所需要的时间,该差错出现在从上游节点向路由器A传输这些分组比特的过程当中,高速路由器的处理时延通常是微妙或者更低的数量级的,在这种节点处理完之后,路由器将该分组引向通向路由器B的链路之前的队列。

    (2)排队时延

    在队列当中,当分组在链路商等待的时候,呀经受排队时延。一个特定的分组的排队时延长度将取决先期到达的正在排队等待向链路传输的分组的数量。如果该队列是空的,并且当前没有其他的分组正在传输,在该分组的排队时延位0,另一方面,如果流量很大,并且许多的其他的分组正在等待传输,该排队时延很长,我们将很快看到,到达分组期待发现的分组数量是到达该队列的流量强度和性指的函数,实际的排队时延可以是毫秒到微妙级的。

    (3)传输时延

    假定分组以先到先服务的方式传输,这在分组交换网络当中是常见的方式,仅当所有的已经到达的分组被传输以后,才能偶传输刚刚到达的分组,用L比特表示该分组的长度,用Rbps表示从路由器A到达路由器B的链路传输速率,例如,对于一条10Mbps的以太网的链路,速率R=10bps,对于100Mbps的以太网链路,速率R=100Mbps,传输时延是L/R,着是将所有的分组的比特推向链路(即传输,或者说发射)所需要的时间,实际的传输的时延通常在毫秒或者微妙量级。

    (4)传播时延

    一旦一个比特被推向链路.该比特需要向路由器B传播 从该链路的起点到路由器B 传播所需要的时间是传播时延:该比特以该链路的传播速率传播该传播速率取决于该链 路的物理媒体(即光纤、双绞铜线等),其速率范围是2x10"-3x10-29,这等于或略小 于光速“该传播时延等于两台路由器之间的距离除以传播速率。即传播时延是箕中 d是路由器A和路由器B之间的距离.,是该链路的传播速率 一旦旅分组的最后一个比 特传播到结点B.该比特及前面的所有比特被存储于路由器B整个过程将随着路由器B 执行转发而持续下去。在广域网中,传播时延为毫秒最级

    (5)传播时延和传输时延的比较

    计算机网络领域的新手有的时候比较难以理解传播时延和传输时延的差异,该差役是微妙而且非常重要的,传输时延是路由器推出分组所需要的时间,他是分组长度和链路传输速率的函数,和两台路由器之间的距离是没有关系的,另一方面,传播时延是一个比特从一台路由器传播到另一台服务器所需要的时间,他是两台路由器之间的距离的函数,而与分组长度或者链路的传输速率没有关系

    一个类比可以阐明传输时延和传播时延的概念。考虑一条公路每100km有一个收费 站,如图「17所示-可认为收费站间的公路段是链路.收费站是路由器假定汽车以 100kni/h的速度在该公路上行驶(即传播)(即当一辆汽车离开一个收費站时,它立即加 速到100km/h并在收费站间维持该速度)。假定这时有10辆汽车的车队在行驶.并且这 10辆汽车以固定的顺序互相跟随,可以认为毎辆汽车是一个比特,该车队是一个分组 同时假定每个收费站以每辆车12s的速度服务(即传输)一辆汽车,由于时间是深夜,因 此该车队是公路上唯一一批汽车、最后,假定无论该车队的第•辆汽车何时到达收费站, 它在入口处等待.直到其他9辆汽车到达并整队依次前行。(因此,整个车队在它能够 “转发”之前.必须存储在收费站。)收费站将整个车队推向公路所需要的时间是(10辆 车)/(5辆车/min)=2min该时间类比亍一台路由器中的传输时延。因此,一辆汽车从一 个收費站出LI行驶到F一个收费站所需要的时间是10011/( I00kni/h) =lh。这个时间类比 于传播时延因此,从该车队存储在收费站前到该车队存储在下一个收费站前的时间是 "传输时延”和"传播时间”总和.在本例中为62min, 我们更深人地探讨-卜这个类比如果收费站对车队的服务时间大于汽车在收费站之 间行驶的时冋.将会发生什么情况呢?例如.假定现在汽车是以lOOOktn/h的速率行驶, 收费站是以每分钟-柄汽车的速率为汽车服务则汽车在两个收费站之间的行驶时延是 6min.收费站为车队服务的时间是lOmin.在此情况下,在该车队中的最后儿辆汽车离开 第-个收费站之前,该车队中前面的儿辆汽车将会达到第二个收费站。这种情况在分组交 换网中也会发生.一个分组中的前几个比特到达了一台路由器.而该分组中许多余下的比 特仍然在前面的路由器中等待传输, 如果说•图胜千言的话,则一个动画必定胜百万言:与本书配套的Web网站提供了 -个交互式Java小程序.它很好弛展现及对比厂传输时延和传播时延,我们极力推荐读者 访问该Java小程序,[Smith 2(X)9]也提供了可读性很好的有关传播、排队和传输时延的 讨论。 如果说让dproc,dqueue,dtrans,dprop分别表示处理时延,排队时延,传输时延和传播时延 则节点的总时延分别给定:dnodal=dproc+duqueue+dtrans+dprop 这些时延成分所起的作用可能会有很大的不同,例如,对于连接两台威域同一个大学校园的路由器的链路而言,dprop可能是微不足道的,然而对于有同步卫星链路互联的两台路由器来说,dprop是几百毫秒的,能够称为dnodal当中的主要的成分,类似的,dtrans的影响可能是微不足道的,也可能是极大的,通常对于10Mbps和更高的传输速率的信道而言,他的影响是微不足道的,然而对于通过低俗拨号的调制解调器的链路发送的长因特网的分组·而言,可能是数百毫秒,处理时延dproc通常是微不足道的,然而对于一套路由器的最大吞吐量有重要的影响,最大的吞吐量是一台路由器能够转发分组的最大的速率。

    1.4.2排队时延和丢包

    节点的时延的最为复杂和有趣的成分是排队时延dqueue,事实上,排队时延在计算机网络当中的重要程度,和人们对他的感兴趣程度,从发表的数以千计的论文和大量专著的情况可见 一斑, 排队时延对于不同的分组可能是不同的,而传输的最后一个分组将经受较大的排队时延,因此,当表征排队时延的时候,人们通常使用统计量来度量,如平均排队时延,排队时延的方差和排队时延超过某些特定值的概率 什么时候排队的时延大,时延不大呢》该问题的答案很大程度取决于流量到达该队列的速率,链路的传输速率,和到达流量性质,即流量是周期性到达,还是以突发形式到达,为了更深入的领会某些要点,令a表示i分组到达队列的平均速率,a的单位是分组/秒。 假定该队列非常大,因此它基本能容纳无限数量的比特-比率La/R称为流量强度(traffic intensity),他在估计排队时延的范围方面经常骑着重要的作用,如果说La/R>1则比特到达丢列的平均速率超过从该队列的传输出去的速率,在这种不行的情况下,该队列趋向于无线增加,并且排队时延将趋于无穷大,因此,流量工程当中的一条金科玉律是:设计系统时候的流量强度不能够大于1, 现在考虑L/a/R《=1时的情况一这时.到达流量的性质影响排队时延例如.如果分组 周期性到达.即毎L/A秒到达一个分组,则毎个分组将到达-个空队列中.不会有排队时 延’在另一方面.如果分组以突发形式到达而不是周期性到达.则有很大的平均排队时 延’例如.假定每(L/R)、秒同时到达/V个分组,,则传输的第 个分组没有排队时延; 传输的第二个分组就有L/X秒的排队时延;更为一般地.第n个传输的分组具有(n-1) L/R秒的排队时延,我们将该例子中的计算平均排队时延的问题留给读者作为练习 以上描述周期性到达的两个例子有些学术味到达队列的过程通常是随机的.即到达 并不遵循任何模式,分组之间的时间间隔是随机的’在这种更为真实的情况下,量L a/R通常是不足以全面的表征时延的统计量, ,tt Im/R 通常不足以全面地表征时延的统计量.不过.直观地理解排队时延的范围很有用’特别 是,如果流维强度接近于0,则几乎没有分组到达并且到达间隔很大.那么到达的分组将 不可能在队列中发现别的分组因此.平均排队时延将接近0在另一方面,当流量强度 接近1时,将存在到达率超过传输能力的时间间隔(由于分组到达率的波动),在这些时 段中将形成队列无论如何,随晋流量强度接近1, 平均排队K度变得越来越长。平均排队时延与流量强 度的定性关系如IS 1-18所示 图1-18的一个重要方面是这样一个事实:随着 流歐强度接近于1.平均排队时延迅速增加该强度 少量的増加将导致时延大得多的增加也许你在公路 上经历过这种事.如果经常在通常拥塞的公路上驾 驶,这条路经常拥塞的事实意味着它的流量强度接近 于I,如果某些事件引起一个甚至稍微大于平常量的 流量.经受的时延就可能很大。 为了真实地感受一下排队时延的情况,我们再次 鼓励你侍问本书的Weh网站,该网站提供了 一个有关队列的交互式Java小程序,如果你将分组到达率设置得足够大,使流址强度超过I.那 么将看到经过一段时间后,队列慢慢地建立起来

    Processed: 0.010, SQL: 8