一種異構網絡TCP擁塞控制算法

王志明 曾孝平 劉 學 陳 禮 郭博文

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一種異構網絡TCP擁塞控制算法

王志明*曾孝平 劉 學 陳 禮 郭博文

(重慶大學通信工程學院 重慶 400044)

針對互聯網中端對端帶寬、時延和丟包率等的差異性日益加劇，導致TCP傳輸性能嚴重退化，該文提出一種鏈路自適應TCP擁塞控制算法(INVS)。INVS在擁塞避免階段初期采用基于指數函數的凸窗口增長函數，以提高鏈路利用率；在窗口增長函數中引入了自適應增長因子實現窗口增長速率與鏈路狀態相匹配；采用了自適應隊列門限的丟包區分策略以提高無線環境下TCP的性能。性能分析和評估表明，INVS提高了TCP擁塞控制算法的吞吐量、公平性、鏈路利用率和RTT公平性。

異構網；傳輸控制協議；擁塞控制；時延帶寬積

1 引言

隨著通信技術的發展和普及，傳統的通信網絡已發展成為包含有線網絡、無線網絡和衛星網絡等多種IP網絡的全球異構互聯網[1]。高速光鏈路、衛星長時延鏈路和各種無線鏈路的共存使得鏈路帶寬在無線鏈路中比較稀缺，在光纖鏈路中非常充足；端對端往返時延(Round Trip Time, RTT)在有線網絡中小到甚至低于1 ms，在衛星網絡中大到甚至超過1 s；鏈路丟包率在光纖鏈路上可能低于，在無線鏈路上則可能高于1%[2]。簡言之，互聯網中端對端帶寬、RTT和丟包率的差異很大，這也是其異構性的具體體現。TCP在盡力交付的IP網絡中為上層業務提供可靠的端到端傳輸服務，承載著約90%的互聯網流量。然而，隨著互聯網異構性的增加，TCP協議的傳輸性能面臨嚴峻挑戰[2]。目前，網絡異構性已成為互聯網擁塞控制研究的熱點。

目前已經有大量針對異構性的網絡擁塞控制算法研究，但大多數只針對異構性某一方面或需要網絡輔助。如針對RTT差異性造成的公平性問題，文獻[3]提出了Hybla，大大改善了RTT公平性，但在高速鏈路和高隨機丟包鏈路上Hybla卻不能充分利用網絡帶寬。針對帶寬和RTT的差異性造成傳統TCP在高速和大時延，即大時延帶寬積(Bandwidth-Delay Product, BDP)[4]，網絡中不能充分利用帶寬的改進算法有HS-TCP, STCP, Illinois, CUBIC和Compound TCP(CTCP)等，其中CUBIC和CTCP已經在互聯網上廣泛部署使用。然而，這些算法不適用于隨機丟包率高的無線鏈路，同時也存在公平性問題。如CUBIC, STCP和HS-TCP等在與TCP Reno共享鏈路時，存在嚴重的公平性問題[7]；CTCP與CUBIC等算法共享鏈路時，不足以競爭到公平的帶寬資源[7]。文獻[8]提出了基于時延和丟包率的擁塞控制方法，其以丟包率作為衡量擁塞的指標，但這種方法在有隨機丟包的無線網絡中易造成誤判。其次，由于LTE和WIFI等網絡的無線鏈路丟包率遠高于光纖鏈路，特別是3G網絡無線鏈路在信號較好時丟包都高達1%，手機、平板等無線設備的TCP協議(大多數默認采用CUBIC)傳輸效率遭受嚴重影響[9,10]。針對丟包率的差異性，如無線鏈路丟包造成TCP性能退化的問題[4]，目前改進算法有Veno, JTCP, Westwood等，這些算法采用固定隊列長度或者時延來區分擁塞丟包和非擁塞丟包[4]。然而，隨著鏈路緩存大小差異性的增加[11,12]，采用固定隊列(或時延)門限區分丟包方法的準確性日趨下降。此外，也有一些算法采用了特殊策略，如PEPsal和indirect-TCP將TCP連接分成幾段以屏蔽無線鏈路丟包對TCP性能的影響[4]；TCP-Jersey采用路由輔助的顯式擁塞通告策略判定丟包類型[4]；網絡編碼TCP通過對數據包進行編碼抵抗隨機丟包[4]。由于部署應用對網絡的特殊要求，這些特殊策略難以在互聯網上被廣泛使用。

在同時考慮帶寬、時延和丟包差異性方面，文獻[13]提出了一種根據鏈路類型選擇對應擁塞控制算法的策略，即衛星鏈路用Vegas，無線鏈路用Westwood、高速鏈路用HS-TCP和一般鏈路用NewReno。由于其鏈路信息的獲取需要中繼路由器將鏈路類型加入IP報文，在互聯網上部署應用的非常困難。文獻[14]基于時延抖動將網絡擁塞分為5級以區分鏈路丟包、一般擁塞和嚴重擁塞。由于TCP BRJ (enhanced TCP congestion control based on Bandwidth estimation and RTT Jitter for heterogeneous networks)完全依賴于時延抖動，在異構網絡中不同鏈路的時延抖動差別很大，采用固定時延抖動分級的可靠性尚待驗證。因此，本文提出一種鏈路自適應TCP擁塞控制算法(INVerse Sigmoid, INVS)，能夠根據鏈路自適應調整窗口增長速率和退避策略，避免TCP由于不同鏈路帶寬和時延的差異性以及高無線鏈路丟包造成TCP傳輸性能退化。此外，INVS只需修改發端協議，易于在互聯網上逐步部署應用。

2 新的擁塞控制算法

為實現擁塞控制策略與鏈路狀態相匹配以取得較好的利用率和公平性，INVS采用基于指數函數的自適應窗口增長函數，并引入了自適應隊列門限的丟包區分策略。

2.1 擁塞窗口增長函數

首先，為了保證在大BDP網絡中的傳輸效率，INVS在擁塞避免階段(Congestion Avoidance Phase, CAP)初期采用基于指數函數的凸窗口增長函數，在探測網絡階段采用凹窗口增長函數。基于指數函數的凸窗口增長函數允許TCP發送端在CAP初期快速增長擁塞窗口以盡快充分利用帶寬，當接近擁塞時緩慢增長窗口(如圖1)。擁塞避免階段初期時刻的窗口為

圖1 凸窗口增長函數

在實際操作中，擁塞控制算法每收到一個ACK，更新一次擁塞窗口。INVS采用如下擁塞窗口更新策略，實現在CAP初期按凸函數增長擁塞窗口和在探測階段按凹函數增長窗口及其過度。

其中，cwnd為擁塞窗口大小。為一個自適應增長因子，與式(1)中的關系為。

式(2)第1個表達式實現式中的凸函數增長過程；第2個表達式實現到達飽和點后的帶寬探測過程；最后一個表達式實現凸函數增長階段到網絡探測階段的過度。根據式(2), INVS在CAP開始時，快速增加cwnd，當cwnd接近飽和點(cwndsp)時逐漸減慢；當cwnd超過飽和點時，逐漸加速探測帶寬。飽和點(cwndsp)為帶寬已充分利用時的窗口值。換言之，如果發送端繼續增大擁塞窗口，將可能發生擁塞；否則說明仍有可用帶寬。

式(2)保證了在給定鏈路狀態下TCP的傳輸效率。在異構的互聯網中，TCP業務流既可能由高速光纖鏈路承載，也可能由低速無線鏈路或大時延的洲際鏈路承載。然而，現有大多數TCP擁塞控制算法的窗口增長策略獨立于鏈路狀態，使得在高速和大時延等大BDP網絡中，擁塞窗口增長耗時長，不能充分利用鏈路帶寬；在低速小時延網絡中，窗口增長過快，導致網絡頻繁擁塞。INVS引入了自適應增長因子，實現在大BDP網絡中以較快的速率增加窗口，在低速小時延網絡中以較小的速率增加窗口，即窗口增長速率與鏈路狀態相匹配。圖1給出了采用基于指數函數的凸窗口增長函數與采用三次方函數(CUBIC)的對比。圖中INVS(1), INVS(2)和INVS(3)分別為采用不同參數的窗口增長過程函數。對比INVS(1)和CUBIC可以看出，在增長階段耗時相同時，采用基于指數函數的凸窗口函數效率更高。從圖中可以看出，增大因子，采用指數函數可使得TCP擁塞周期變長，而且會較長時間處于接近飽和狀態，這既可以避免頻繁擁塞，又保障傳輸效率。

鏈路狀態參數主要有端對端帶寬、RTT和丟包率。對于鏈路(隨機)丟包，INVS采用改進的丟包區分策略避免無線鏈路丟包造成不必要的擁塞退避。因此，為實現因子根據鏈路自適應調整，取為鏈路帶寬和最小RTT的函數，如式(3)。其中采用對數函數實現將帶寬和RTT的大范圍變化轉化為較小范圍的變化，使得可作為調節增長速率的比例因子。在不同鏈路上，INVS能夠通過因子獲得與其鏈路帶寬和RTT相匹配的窗口增長速率。

從式(3)可以看出，隨著帶寬或RTT的增大而減小。帶寬或者RTT的增大會導致網絡BDP的增加，即允許更多的報文同時在網絡中傳輸。為了更有效充分利用網絡資源，每收到一個ACK, cwnd增加量隨著網絡BDP的增大而增大，結合式(2)即應減小。因此，在式(3)中，當BDP增大時，減小。當BWest>BWref且RTTmin>RTTref,恒為。這時由于窗口增長速率已經很快，即使帶寬和RTT增大，也不再減小。

其次，帶寬增加和時延增加都會導致BDP增加，但RTT增大也會導致接收到網絡擁塞信息反饋的時延增加，擁塞信息延遲會造成加劇每一次擁塞的程度，導致更多的丟包。因此，INVS在式(3)中引入了因子(默認為0.75)來降低RTT增大的不利影響。越小，RTT增大的不利影響越小。

此外，由于在小時延帶寬網絡中，會很大，使得擁塞窗口的增長速率與TCP Reno接近，甚至會小于TCP Reno。因此，為保證與TCP Reno的友好性，當INVS的增長速率小于TCP Reno時，INVS使用TCP Reno的窗口值。TCP Reno的擁塞窗口表示為

其中，是CAP開始的時間。

2.2 丟包響應及丟包區分策略

在收到3個重復ACK時，TCP會執行擁塞退避策略。針對不同類型的丟包，INVS按照式(5)確定新的cwnd, ssthresh和cwndsp：

在丟包區分策略中，由于不同鏈路緩存大小差異大，為避免與固定門限值相比較造成誤判，INVS以min(, maxbuffer)作為新的隊列門限值來區分擁塞丟包和非擁塞丟包。maxbuffer用于確保丟包分類方法在小緩存鏈路上能正確判定擁塞，如式(5)所示。當收到3個重復ACK，且當前隊列長度大于min(, maxbuffer)，則判定當前丟包由擁塞引起，并采用傳統的退避機制；否則，判為丟包屬于非擁塞丟包。cwnd和ssthresh的值設為BDPest和cwnd的最小值。

當有新數據流的加入或數據傳輸終止時，鏈路帶寬等會發生變化。cwndsp用于跟蹤網絡飽和時的cwnd。當丟包發生時，cwnd

3 性能分析

3.1 INVS的穩態吞吐量

TCP穩態吞吐量建模分析基于TCP的長時間傳輸、不考慮慢啟動階段和超時的情況，通過分析擁塞避免階段和發現丟包后的快重傳快恢復階段發送報文的總數及其持續時間，得出TCP的穩態吞吐量。

在給定鏈路時，鏈路帶寬和最小RTT不變，因此可看作常數。穩態時，cwnd周期性地從cwndsp增長到cwndsp。其中，cwndsp為擁塞避免階段(CAP) cwnd的最大值。從式(2)可以得出，在第輪RTT開始時，cwnd可以表示為

其中，表示從CAP開始經過的RTT輪數。

記為cwnd增長到cwndsp所經過的RTT輪數。根據式(2)可以得出，當時，在第輪結束時cwnd就會等于cwndsp。因此，輪數可以表示為

因此，一個CAP階段發送的總報文數為

穩態時，一個CAP階段可以發送的報文總數也可用網絡擁塞概率表示為

由式(9)和式(10)可以得出

因此，

將式(8)式代入式(12)，利用Lambert函數是()=e的反函數可以求得cwndsp的表達式為

其中，

因此，可以推得平均吞吐量的表達式為

圖2所示為不同網絡擁塞概率下INVS與其TCP擁塞控制協議的響應函數[5]。由于目前尚無CUBIC, Illinois, Hybla和Westwood的響應函數，因此后文通過仿真對比分析。AIMD(32, 0.125)表示使用增量因子32和退避因子為0.125。INVS(500)和INVS(50)分別表示在瓶頸帶寬為500 Mbps和50 Mbps INVS流的結果。從圖中可以看出，給定擁塞概率下，INVS流在高帶寬網絡中取得更大的吞吐量性能。

3.2 TCP公平性

為分析INVS的公平性，圖3給出了相同鏈路上兩個INVS流的窗口變化矢量圖[15]。假設1號流先啟動，已取得較大cwnd, 2號流啟動晚，瓶頸鏈路擁塞后退避至圖中點。根據式(6), 1號流的cwndsp設為0.5(1+)cwnd1, 2號流的設為cwnd2。cwnd1和cwnd2分別為上一CAP中的最大擁塞窗口。根據式(8), 2號流比1號流先將cwnd增加到cwndsp。直到再次擁塞時(圖中點)，2號流就獲得了1號流釋放的帶寬。退避到點后，在下一CAP擁塞時(點)，根據式(2), 2號流獲得更多的帶寬。通過數次擁塞和退避，1號流逐步釋放帶寬給2號流，直到它們近似平等地共享帶寬。

圖4給出了同一網絡下的兩個INVS流的擁塞

圖2 TCP協議的響應函數 圖3 公平性示意圖 圖4 兩個INVS流的擁塞窗口

窗口。仿真場景是瓶頸容量為100 Mbps, RTT為80 ms的啞鈴網絡。從圖中可以看出，兩個INVS流的擁塞窗口從300 s開始趨于相同。仿真結果也驗證了當丟包發生時，采用式(6)加快了競爭流間的窗口收斂速度。

4 性能評估

為評估INVS在異構性網絡中的性能，本節使用了啞鈴拓撲和混合拓撲兩種網絡拓撲。啞鈴拓撲網絡采用100 Mbps的瓶頸帶寬和1000 Mbps的支路帶寬。混合網絡拓撲和配置如圖5所示。仿真中節點緩沖大小默認為鏈路BDP。

4.1 單個TCP流場景

為評估無線鏈路丟包下INVS的性能，本節分別在高速網絡和衛星網絡兩種網絡拓撲仿真了單個INVS流的吞吐量。啞鈴網絡拓撲用于模擬高速網絡，其瓶頸帶寬為500 Mbps, RTT為20 ms，瓶頸鏈路緩存為4 Mbit。混合網絡拓撲用于模擬衛星大時延網絡，其中衛星前向鏈路(Satellite Forward Link, SFL)的瓶頸帶寬為4 Mbps。圖6和圖7分別為高速網絡和衛星網絡下隨著丟包率增加時單個流的平均吞吐量。從圖中我們可以得出：

(1)隨機丟包率越高，所有協議的性能都越來越差；

(2)當鏈路丟包為0時(即僅有擁塞丟包)，Reno不能夠充分利用網絡；

(3)對比圖5和圖6發現，Hybla和CUBIC在有鏈路丟包的高速網絡中不能充分利用網絡帶寬。這是因為Hybla和CUBIC：(1)窗口增長獨立于RTT；(2)均不區分擁塞丟包和鏈路丟包。

(4)隨著隨機丟包率的增加，INVS在高速網絡和衛星網絡中均取得較好的性能。

4.2 兩個TCP流場景：RTT公平性

時延差異是異構網絡中的一個重要方面，主要影響TCP擁塞控制算法的公平性，本節采用啞鈴網絡拓撲評估算法的RTT公平性，瓶頸帶寬為100 Mbps，支路帶寬為1000 Mbps，瓶頸鏈路緩存大小為3 Mbit，仿真時間持續600 s。兩個TCP流共享瓶頸帶寬，1號流的RTT為80 ms, 2號流的RTT從20 ms到320 ms變化。2號流在1號流啟動20 s后啟動。

圖8為兩個流中吞吐量中較高的與較低的比值。圖中比值越接近1，則該協議的RTT公平性越好。從圖中可以看出，當兩個流的RTT相等時，Reno和CTCP的公平性最好；由于采用完全RTT

圖5 混合網絡拓撲 圖6 高速網絡吞吐量

獨立的增長速率，Hybla的RTT公平性最好；當兩個流的RTT差增大時，INVS的公平性比除Hybla外的其他協議公平性好，這是因為INVS在窗口增長階段引入了自適應增長因子等。

4.3 混合TCP流場景

本節在混合網絡拓撲下采用混合TCP背景流評估了INVS的性能。為模擬實際網絡流量，基于文獻[16]對互聯網上服務器使用TCP協議的估計結果，結合Windows7以上系統(默認CTCP)和智能手機(默認CUBIC)的廣泛使用，背景流由Reno流(20%), Cubic流(50%)和CTCP流(30%)組成。仿真中在客戶端C1和服務器S1之間建立5個測試協議流，在C3和S2之間建立20個背景流，所有的TCP流都在0 s到5 s內隨機啟動。當SFL帶寬分別為10 Mbps, 40 Mbps和80 Mbps時，衛星TCP流的平均帶寬為2 Mbps, 8 Mbps和16 Mbps，有線瓶頸鏈路上TCP流的平均帶寬為4 Mbps。

圖9和10分別為衛星鏈路和有線鏈路上TCP流的平均吞吐量。對比可見，隨著SFL帶寬的增加，即SFL不再是衛星TCP流的瓶頸鏈路，衛星INVS流逐漸獲得與有線TCP流相近的平均吞吐量；當SFL帶寬充足時，衛星CUBIC和Hybla流嚴重搶占了有線鏈路TCP流的帶寬，而其它衛星TCP流(CTCP, Illinois, Reno和Westwood)又不足以與有線鏈路背景流競爭。圖11為公平性指標，結果顯示，當SFL帶寬為10 Mbps和80 Mbps時，INVS的公平性最好；當SFL帶寬為40 Mbps時CUBIC的公平性最好。圖12為異構網絡下總的鏈路利用率，為了衡量衛星鏈路和有線鏈路的總利用率，結果為衛星鏈路利用率和有線鏈路利用率的平均值。從圖中可以看出，INVS的總鏈路利用率最高。總的來說，在混合網絡拓撲下INVS提高了混合TCP流的公平性和總鏈路利用率。

5 總結

圖7 衛星網絡吞吐量 圖8 RTT公平性 圖9 衛星鏈路吞吐量

圖10 有線鏈路吞吐量 圖11 公平性 圖12 總鏈路利用率

實驗表明：在有無線鏈路丟包的高速網絡和衛星網絡的場景中，相對于Westwood, CUBIC, CTCP等算法，INVS的吞吐量性能最好；在兩個流和混合流場景中，INVS取得很好的RTT公平性、總鏈路利用率、有效吞吐量和公平性。

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王志明： 男，1986年生，博士，研究方向為TCP擁塞控制與建模分析、航空自組網組網及優化.

曾孝平： 男，1956年生，教授，研究方向為航空移動通信、計算機網絡、信號與信息處理.

劉 學： 男，1983年生，博士生，研究方向為航空自組網連通性研究、計算機網絡.

陳 禮： 男，1982年生，博士生，研究方向為民用航空移動通信網絡.

郭博文： 男，1992年生，碩士生，研究方向為航空自組網MAC協議及資源調度算法.

Foundation Items: The National Natural Science Foundation of China (61171089, 61302054), The Training Program of the Major Research Plan of the National Natural Science Foundation of China (91438104), The Scientific Research Innovation Program of Chongqing University for Graduate Students (CYS14005)

TCP Congestion Control Algorithm for Heterogeneous Networks

WANG Zhiming ZENG Xiaoping LIU Xue CHEN Li GUO Bowen

(College of Communication Engineering, Chongqing University, Chongqing 400044, China)

The end-to-end bandwidth, the Round Trip Time (RTT) and the packet loss rate vary over many orders of magnitude in Internet, which cause significant performance degradation of Transmission Control Protocol (TCP). To cope with this, a path-adaptive TCP congestion control protocol, called INVerse Sigmoid (INVS), is proposed. INVS employs an exponential function based convex growth function of congestion window to improve the path utilization. An adaptive increase factor in the growth function is introduced to match the window growth rate with the path condition. An adaptive queue-threshold in the loss distinguishing scheme is used to enhance the performance of TCP over wireless links. The performance analysis and evaluation show that INVS improves the throughput, the fairness, the total link utilization and the RTT-fairness of TCP congestion control algorithm.

Heterogeneous networks; Transmission Control Protocol (TCP); Congestion control; Bandwidth Delay Product (BDP)

TP393

A

1009-5896(2016)04-0780-07

10.11999/JEIT150774

2015-06-29；改回日期：2015-11-17；網絡出版：2016-01-04

王志明 jamewzm@163.com

國家自然科學基金(61171089, 61302054)，國家自然科學基金項目重大研究計劃(91438104)，重慶大學研究生科研創新基金(CYS14005)