Politechnika ´

Sl

,

aska

Wydzia l Automatyki, Elektroniki i Informatyki

Instytut Informatyki

Praca dyplomowa

magisterska

Dynamiczny przydzia l pasma u ˙zytkownika

sieci z wykorzystaniem us lugi QoS w systemie

Linux

Autor: Krzysztof Wilk

Promotor: dr in ˙z. Ryszard Maceluch

Gliwice 2002

Spis tre´

sci

1

Cel i zakres pracy

4

2

Zasady dzia lania mechanizm´

ow Quality of Service

8

2.1

Architektura QoS - Integrated Services . . . . . . . . . . . . .

10

2.2

Architektura QoS - Differentiated Services . . . . . . . . . . .

12

3

Stan aktualny implementacji QoS w systemie Linux

19

3.1

Algorytmy kolejkowania pakiet´

ow . . . . . . . . . . . . . . . .

21

3.1.1

Algorytmy kolejkowania FIFO . . . . . . . . . . . . . .

22

3.1.2

Algorytm kolejkowania PRIO (PRIOrities) . . . . . . .

24

3.1.3

Algorytm kolejkowania TBF (Token Bucket Filter) . .

25

3.1.4

Algorytm kolejkowania SFQ (Stochastic Fairness Qu-

eueing) . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

29

3.1.5

Algorytmy kolejkowania RED (Random Early Detection) 30

3.1.6

Algorytm kolejkowania CBQ (Classful Based Queueing) 33

3.1.7

Algorytm kolejkowania DSMARK (DiffServ Mark)

. .

37

3.1.8

Algorytm kolejkowania CSZ (Clark-Shenker-Zhang) . .

38

3.2

Rodzaje filtr´

ow . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

40

3.2.1

Filtr route . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

40

3.2.2

Filtr fw

. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

42

1

3.2.3

Filtry rsvp i rsvp6

. . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

43

3.2.4

Filtr tcindex . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

44

3.2.5

Filtr u32 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

45

3.3

Zastosowanie algorytm´

ow kolejkowania i filtr´

ow . . . . . . . .

46

4

Mo ˙zliwo´

sci rozbudowy implementacji QoS w systemie Linux 49

4.0.1

Opis og´

olny . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

50

4.0.2

Opis implementacji algorytm´

ow kolejkowania . . . . . .

52

4.0.3

Opis implementacji klas ruchu . . . . . . . . . . . . . .

55

4.0.4

Opis implementacji filtr´

ow pakiet´

ow

. . . . . . . . . .

56

5

Badania wykonane bez w l

,

aczonych mechanizm´

ow QoS

58

5.1

Cel bada´

n . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

58

5.2

Sprz

,

et u˙zyty w badaniach . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

59

5.3

Opis oprogramowania testuj

,

acego . . . . . . . . . . . . . . . .

60

5.3.1

Zasadno´s´

c pomiar´

ow w trybie u˙zytkownika . . . . . . .

61

5.3.2

Zasadno´s´

c pomiar´

ow w trybie j

,

adra . . . . . . . . . . .

62

5.3.3

Opis przyj

,

etego rozwi

,

azania . . . . . . . . . . . . . . .

63

5.4

Przewodnik po badaniach

. . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

64

5.4.1

Pomiar przepustowo´sci l

,

acza . . . . . . . . . . . . . . .

64

5.4.2

Pomiar op´

o´

znienia przekazywania pakiet´

ow IP . . . . .

65

6

Badania wykonane z w l

,

aczonymi mechanizmami QoS

82

6.1

Cel bada´

n . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

82

6.2

Badania z wykorzystaniem algorytmu PRIO . . . . . . . . . .

83

6.3

Badania wykonane z wykorzystaniem algorytmu TBF . . . . .

99

6.4

Badania wykonane z wykorzystaniem algorytmu RED . . . . . 105

7

Podsumowanie oraz wnioski

109

2

Bibliografia

112

Spis rysunk´

ow

115

Spis tabel

118

3

Rozdzia l 1

Cel i zakres pracy

Pr

,

edko´s´

c transferu danych w sieciach komputerowych zale˙zy od aktual-

nego obci

,

a˙zenia sieci (ilo´s´

c przesy lanych przez sie´

c danych). Podej´scie takie

zwi

,

azane jest z histori

,

a powstawania sieci. Pierwsze aplikacje sieciowe oparte

w wi

,

ekszo´sci o przesy l znak´

ow ASCII nie wymaga ly ani du˙zych przepusto-

wo´sci, ani nie stawia ly ogranicze´

n na czas dostarczania pakiet´

ow do punktu

przeznaczenia. Konwergencja sieci komputerowych, telefonicznych oraz tele-

wizyjnych jak

,

a mo˙zemy obserwowa´

c stawia przed projektantami sieci nowe

zadania (przesy l faks´

ow, rozmowy telefoniczne). Aktualnie sieci kompute-

rowe jednak nie zapewniaj

,

a odpowiednich mechanizm´

ow zaimplementowa-

nych w komputerach i urz

,

adzeniach sieciowych steruj

,

acych ruchem pakiet´

ow

w sieciach komputerowych, st

,

ad jako´s´

c obrazu i p lynno´s´

c d´

zwi

,

eku zale˙zy

w znacznym stopniu od nat

,

e˙zenia ruchu w sieciach komputerowych. Jedy-

nym typem sieci, gdzie realnie mechanizmy regulacji ruchu w sieci w za-

le˙zno´sci od potrzeb u˙zytkownika zosta ly zaimplementowane jest sie´

c ATM.

Ze wzgl

,

edu na popularno´s´

c protoko lu IP czyni si

,

e starania stworzenia iden-

tycznych mo˙zliwo´sci w Internecie. Praca ta opisuje wykorzystanie protoko lu

IP w wersji 4 — IPv6, a protok´

o l IP w wersji 6 — IPv6 jest tylko cza-

4

sem wspominany. Je´sli nie podano numeru wersji protoko lu, to omawiany

jest protok´

o l IPv4. Je´sli przyjmiemy, ˙ze klienci p lac

,

a swym operatorom sieci

za dost

,

ep do takich us lug, to dochodzimy do wniosku, ˙ze pewne aplikacje

wymagaj

,

a tego, aby pakiet zosta l dostarczony w pewnym okre´slonym cza-

sie. Rozwi

,

azaniem tego zagadnienia mog loby by´

c zwi

,

ekszenie przepustowo´sci

sieci. Do´swiadczenie pokazuje, ˙ze rozwi

,

azanie tego problemu w taki spos´

ob

jest niemo˙zliwe na d lu˙zsz

,

a met

,

e. Rozwi

,

azaniem mo˙ze by´

c dynamiczny przy-

dzia l pasma u˙zytkownikom.

Niniejsza praca opisuje problem dynamicznego przydzia lu pasma u˙zyt-

kownikowi sieci komputerowej w celu zapewnienia mo˙zliwo´sci korzystania

z us lug sieciowych, przede wszystkim multimedialnych oraz interaktywnych.

Dotycz

,

a one obrazu i d´

zwi

,

eku przesy lanych w sieciach komputerowych.

W tej pracy z powod´

ow przedstawionych powy˙zej opisano problematyk

,

e

tylko dla sieci opartych na protokole IP. Jako dynamiczny przydzia l pasma

przyjmuje si

,

e przydzia l pasma zale˙zny od rodzaju us lugi z jakiej u˙zytkownik

b

,

edzie korzysta l. Nawi

,

azuj

,

ac do analogii z p latnym dost

,

epem, mo˙zemy sobie

wyobrazi´

c, ˙ze klient kt´

ory zap laci l operatorowi sieci za us lug

,

e wy˙zszej jako´sci

powinien mie´

c p lynniejszy dost

,

ep do multimedi´

ow sieciowych

Jako obiekt bada´

n wybrano system operacyjny Linux. S lowo Linux ozna-

cza samo j

,

adro systemu operacyjnego, natomiast system operacyjny dystry-

buowany razem z dodatkowymi programami narz

,

edziowymi i u˙zytkowymi

okre´sla si

,

e jako dystrybucj

,

e Linuksa. Przyk ladowymi dystrybucjami Linuksa

s

,

a Debian i RedHat. System ten znakomicie nadaje si

,

e do wszelkich bada´

n

sieci, poniewa˙z jest on dost

,

epny wraz z pe lnym kodem ´

zr´

od lowym. Liberalna

licencja, na kt´

orej jest wydawany, pozwala opr´

ocz czytania kodu ´

zr´

od lowego

w celu zrozumienia dzia lania systemu operacyjnego r´

ownie˙z swobodn

,

a mody-

fikacj

,

e tego kodu. W systemie Linux dynamiczny przydzia l pasma jest realizo-

5

wany poprzez

”

Gwarancj

,

e jako´

sci us lug”. Cz

,

e´sciej u˙zywa si

,

e r´

ownoznacznego

okre´slenia angielskiego

”

Quality of Service” (QoS ). W dalszej cz

,

e´sci pracy

u˙zywane b

,

edzie bardziej popularne okre´slenie angloj

,

ezyczne (patrz rozdz. 2).

Celem pracy dyplomowej jest analiza zagadnie´

n zwi

,

azanych z QoS

od strony teoretycznej, poznanie jej implementacji w Linuksie oraz zbadanie

czy ruter oparty na komputerze z systemem Linux mo˙ze spe lnia´

c wymagania

stawiane ruterom QoS. Opis implementacji umieszczono w rozdz. 3. Prze-

prowadzenie bada´

n dost

,

epnych mechanizm´

ow pozwoli na ocen

,

e jako´sciow

,

a

implementacji oraz pr´

ob

,

e optymalizacji jej dalszych ulepsze´

n .

W rozdziale drugim przybli˙zona jest og´

olna idea QoS oraz wprowadzone

s

,

a podstawowe poj

,

ecia z ni

,

a zwi

,

azane. W tym celu podzielono QoS na dwa

podej´scia do problemu: IntServ oraz DiffServ. Om´

owiony jest r´

ownie˙z skr´

o-

towo protok´

o l sygnalizacyjny RSVP, a tak˙ze przedstawiony format nag l´

ow-

k´

ow pakiet´

ow IPv4 oraz IPv6. Na koniec przedstawiona jest symbolicznie

droga pakietu w ruterze.

W rozdziale trzecim opisany jest aktualny stan rozwoju implementacji

QoS w Linuksie. W ramach tego opisane s

,

a dost

,

epne filtry (przydzielaj

,

a

przychodz

,

ace pakiety do konkretnych klas ruchu w kt´

orych obowi

,

azuj

,

a usta-

lone algorytmy kolejkowania) oraz algorytmy kolejkowania.

Rozdzia l czwarty opisuje og´

olny schemat implementacji mechanizm´

ow

QoS u˙zywany w Linuksie. Korzystaj

,

ac z tych wytycznych mo˙zna zmodyfi-

kowa´

c dost

,

epne ju˙z algorytmy oraz zaimplementowa´

c kolejne znane z innych

realizacji QoS ni˙z linuksowa, przyk ladowo z ruter´

ow Cisco.

Rozdzia l pi

,

aty przedstawia wykonane badania zachowania si

,

e dost

,

epnych

aktualnie mechanizm´

ow realizacji QoS w Linuksie.

W rozdziale sz´

ostym dokonana jest analiza ilo´sciowa wynik´

ow bada´

n, po

kt´

orej nast

,

epuje analiza ilo´sciowa.

6

W ostatnim rozdziale znajduje si

,

e podsumowanie przeprowadzonych ba-

da´

n. W rozdziale tym wysnuwa si

,

e te˙z wnioski z wynik´

ow ilo´sciowych oraz

jako´sciowych dokonanych pomiar´

ow.

7

Rozdzia l 2

Zasady dzia lania mechanizm´

ow

Quality of Service

Przed laty nikt nie przewidywa l, ˙ze sieci komputerowe b

,

ed

,

a wykorzysty-

wane do transmisji danych multimedialnych (transmisja d´

zwi

,

eku i obrazu)

oraz konwergentnych (wsp´

olne okablowanie dla po l

,

aczenia z Internetem i cen-

tralk

,

a telefoniczn

,

a) dlatego przy tworzeniu sieci Internet jednym z g l´

ownych

za lo˙ze´

n by la prostota rozwi

,

aza´

n. Nie by lo wtedy dost

,

epnych w sieci us lug

interaktywnych (np. WWW ), ani multimedialnych. Nikt r´

ownie˙z nie spo-

dziewa l si

,

e tak gwa ltownego rozwoju Internetu, zar´

owno ilo´sci jego u˙zyt-

kownik´

ow, jak i zapotrzebowania na coraz wi

,

eksze przepustowo´sci. Nale˙zy

r´

ownie˙z pami

,

eta´

c, ˙ze w pocz

,

atkowym okresie sieci komputerowe by ly u˙zy-

wane g l´

ownie w celach naukowych oraz edukacyjnych, a nie rozrywkowych

i handlowych, od u˙zytkownik´

ow ko´

ncowych nie by ly pobierane op laty za do-

st

,

ep do Internetu, wi

,

ec wszyscy mieli dost

,

ep do sieci na tych samych pra-

wach. Dlatego te˙z przyj

,

eto wiele uproszcze´

n konstrukcyjnych. Jednym z nich

jest r´

ownouprawnienie wszystkich transmisji sieciowych. Internet jaki znamy

przekazuje pakiety w my´sl zasady

”

najlepszego wysi lku” [4] (ang. best ef-

8

fort). Oznacza to, ˙ze komputery lub wyspecjalizowane urz

,

adzenia zajmuj

,

ace

si

,

e przekazywaniem pakiet´

ow nazywane ruterami (og´

olnie nazywane w

,

ez lami

sieci), s

,

a zaprojektowane tak, aby jak najszybciej przekazywa´

c dalej otrzy-

mane pakiety. W razie wyst

,

apienia przeci

,

a˙zenia ruchu, pakiety s

,

a przez nie

odrzucane bez faworyzowania jakichkolwiek [28]. Innymi s lowy, przekazuj

,

ac

dalej pakiet w

,

ez ly bior

,

a pod uwag

,

e tylko jego przeznaczenie (

”

gdzie”).

Je´sli chcieliby´smy zwi

,

ekszy´

c elastyczno´s´

c dotychczasowego modelu sieci

i umo˙zliwi´

c faworyzowanie niekt´

orych transmisji, to dochodzimy do wniosku,

ze opr´

ocz przeznaczenia (

”

gdzie”) nale˙zy r´

ownie˙z przesy la´

c pakiety w odpo-

wiednim momencie (

”

kiedy”). Mo˙zna to osi

,

agn

,

a´

c stosuj

,

ac mechanizmy QoS.

Przez QoS rozumie si

,

e sta lo´s´

c w ´sci´sle wyznaczonych granicach nast

,

epu-

j

,

acych parametr´

ow transmisji [4] w sieciach komputerowych:

Przepustowo´

s´

c (ang. throughput) ilo´s´

c danych przesy lanych z jednego

miejsca do drugiego w okre´slonym czasie. Przez ilo´s´

c danych rozumie si

,

e

ilo´s´

c bit´

ow. Ilo´s´

c danych, kt´

ora mo˙ze zosta´

c przes lana danym l

,

aczem,

w praktyce jest ni˙zsza od maksymalnej z powodu op´

o´

znie´

n w transmisji

danych. Jednostk

,

a przepustowo´sci jest bps (bit na sekund

,

e).

Op´

o´

znienie (ang. latency) zw loka w transmisji danych. W ruterze op´

o´

z-

nieniem jest czas up lywaj

,

acy mi

,

edzy przyj´sciem pakietu, a jego prze-

s laniem dalej. Dlatego nazywa si

,

e go r´

ownie˙z czasem propagacji.

Zmienno´

s´

c op´

o´

znienia (ang. jitter) zniekszta lcenie taktowania sygna lu

zachodz

,

ace w trakcie transmisji w sieci, prowadz

,

ace do transmisji pakie-

t´

ow sieciowych w nieregularnych odst

,

epach . W ruterze zmienno´s´

c op´

o´

z-

nienia transmisji pakiet´

ow wychodz

,

acych zachodzi wtedy, gdy sprz

,

e-

towo nie nad

,

a˙za on z obs lug

,

a ruchu sieciowego.

9

Zgodnie z klasyfikacj

,

a IETF (ang. Internet Engineering Task Force) za-

leca si

,

e implementowa´

c QoS na jeden ze sposob´

ow:

1. Integrated Services [14]

2. Differentiated Services [12] [13]

2.1

Architektura QoS - Integrated Services

W architekturze Integrated Services (w skr´

ocie IntServ) zasoby sieci s

,

a

przydzielane dla danej aplikacji na ˙z

,

adanie po uprzedniej rezerwacji. Rezer-

wowa´

c je mo˙zna dla pojedynczego strumienia danych lub agregacji strumieni

danych. W celu rezerwacji stosuje si

,

e algorytm RSVP (ang. ReSerVation

Protocol) [7].

Protok´

o l ten opiera si

,

e na kilku za lo˙zeniach [4]:

• W pe lni obs lugiwane s

,

a transmisje jeden-do-jednego (ang. unicast) oraz

jeden-do-wielu (ang. multicast). W tych drugich ka˙zdemu z odbiorc´

ow

mo˙ze zosta´

c przyznany inny poziom QoS.

• Protok´

o l dzia la jako rozszerzenie protoko lu IP, a nie jako jego substy-

tut. Upraszcza to jego implementacje oraz u latwia wsp´

o lprac

,

e zar´

owno

z IPv4 jak i IPv6. Wymusza to jednak okresowe ponawianie sygnaliza-

cji (ang. soft-state signalling) jako warunek konieczny do utrzymywania

po l

,

aczenia.

• Sesje RSVP s

,

a jednokierunkowe (ang. simplex). Upraszcza to synchro-

nizacj

,

e poprzez wstrzymanie rozpocz

,

ecia transmisji do czasu nadej´scia

potwierdzenia od odbiorcy.

Przed rozpocz

,

eciem w la´sciwej transmisji danych nadawca przesy la wia-

domo´s´

c PATH zawieraj

,

ac

,

a nast

,

epuj

,

ace informacje:

10

• minimaln

,

a i maksymaln

,

a przepustowo´s´

c ˙z

,

adanego pasma

• minimalne i maksymalne op´

o´

znienie przekazu pakiet´

ow przez sie´

c

• minimaln

,

a i maksymaln

,

a zmienno´s´

c op´

o´

znienia przekazu pakiet´

ow

• typ ˙z

,

adanej us lugi (Guaranteed Service, Controlled Load Service, Best

Effort)

• identyfikacj

,

e pakiet´

ow nale˙z

,

acych do danego strumienia danych (nu-

mery port´

ow, rodzaj protoko lu transportowego itp.)

Ka˙zdy ruter po drodze je´sli mo˙ze dokona´

c ˙z

,

adanej rezerwacji, to prze-

kazuje dalej wiadomo´s´

c PATH, w przeciwnym wypadku wysy la wiadomo´s´

c

odrzucenia zg loszenia do nadawcy. Gdy wiadomo´s´

c PATH dotrze do odbiorcy

informacji, to wysy la on wiadomo´s´

c RESV jako potwierdzenie. Dopiero po

dotarciu tej wiadomo´sci do odbiorcy, zaczyna on transmisj

,

e danych. Rezer-

wacja musi by´

c odnawiana okresowo. Dzia lanie protoko lu sygnalizacyjnego

RSVP obrazuje rys. 2.1.

Rysunek 2.1: Protok´

o l rezerwacji (RSVP)

W tej architekturze dost

,

epne s

,

a trzy typy us lug:

• Guaranteed Service [19] - przeznaczona dla aplikacji wymagaj

,

acych nie-

zawodnej gwarancji parametr´

ow jako´sci przekazu danych zwi

,

azanych

11

z op´

o´

znieniami. Tak rygorystyczne wymagania parametr´

ow transmisji

maj

,

a transmisje obrazu i d´

zwi

,

eku w czasie rzeczywistym.

• Controlled Load Service [20] - przeznaczona dla aplikacji wymagaj

,

acych

bezstratnego przekazu danych i charakteryzuj

,

ac

,

a si

,

e jako´sci

,

a przekazu

lepsz

,

a ni˙z Best Effort. Przyk ladowym zastosowaniem tego typu us lugi

jest obs luga jednokierunkowych transmisji obrazu i d´

zwi

,

eku.

• Best Effort - przeznaczona dla aplikacji nie wymagaj

,

acych parametr´

ow

transmisji w ´sci´sle okre´slonych granicach.

Model ten sprawdza si

,

e jedynie w mniejszych sieciach, gdy˙z w wi

,

ekszych

sieciach pojawiaj

,

a si

,

e problemy ze skalowalno´sci

,

a (zbyt du˙zo komunikat´

ow

sygnalizacyjnych w stosunku do ilo´sci przesy lanych danych). W ostatnich la-

tach opracowywane s

,

a metody zwi

,

ekszania skalowalno´sci protoko lu RSVP

[4]. Pierwsze podej´scie proponuje zwi

,

ekszanie odst

,

ep´

ow wysy lania pakiet´

ow

sygnalizacyjnych w sytuacji, gdy charakterystyki sesji nie zmieniaj

,

a si

,

e. Dru-

gie podej´scie proponuje l

,

aczenie wielu sesji RSVP dzia laj

,

acych w tych sa-

mych sekcjach sieci i posiadaj

,

acych takie same charakterystyki w jedn

,

a sesj

,

e.

2.2

Architektura QoS - Differentiated Services

Architektura Differentiated Services (w skr´

ocie DiffServ lub DS) przedsta-

wiona na rys. 2.2 rozwi

,

azuje problem skalowalno´sci obserwowalny w IntServ.

Wymaga ona definicji klas ruchu na etapie konfiguracji sieci. Pakiety s

,

a przy-

pisywane do poszczeg´

olnych klas przez rutery brzegowe, a znajduj

,

ace si

,

e w

obr

,

ebie domeny QoS rutery rdzeniowe zajmuj

,

a si

,

e wy l

,

acznie przekazywa-

niem pakiet´

ow. Przez domen

,

e QoS (domen

,

e DiffServ) [28] rozumie si

,

e t

,

e

12

cz

,

e´s´

c sieci w ramach kt´

orej zagwarantowana jest ˙z

,

adana jako´s´

c us lug siecio-

wych. Podzia lu pakiet´

ow na klasy ruchu dokonuje si

,

e na podstawie[4]:

• pola Type Of Service (TOS ) w nag l´

owku IPv4,

• pola Traffic Class (TC ) w nag l´

owku IPv6,

• wybranych p´

ol nag l´

owka IP lub nag l´

owka protoko lu warstwy sieciowej

(TCP ).

Rysunek 2.2: Architektura DiffServ

Rysunek 2.3: Nag l´

owek pakietu IPv4

13

Na rys. 2.3 przedstawiony jest nag l´

owek pakietu IPv4. Klasyfikacja pakie-

t´

ow mo˙ze si

,

e odbywa´

c na podstawie zawarto´sci pola TOS (ang. Type of Se-

rvice) o rozmiarze o´smiu bit´

ow. Pierwsze trzy bity okre´slaj

,

a

”

pierwsze´

nstwo”

(ang. precedence) pakietu. Wykorzystywane to jest do ustalania wzgl

,

ednych

priorytet´

ow pakiet´

ow przekazywanych dalej przez rutery. Nast

,

epne cztery

bity maj

,

a znaczenie jak nast

,

epuje [4]:

• 1000 — minimalizacja op´

o´

znienia przesy lania pakietu

• 0100 — maksymalizacja przepustowo´sci

• 0010 — maksymalna pewno´s´c przesy lania pakietu

• 0001 — minimalny koszt przesy lania pakietu

1

• 0000 — normalne przesy lanie.

Ostatni bit pola TOS jest stale ustawiony na zero.

Mo˙zna tak˙ze przypisywa´

c pakiety do poszczeg´

olnych klas ruchu na pod-

stawie warto´sci innych p´

ol nag l´

owka. Szczeg´

olnie przydatne do tego s

,

a [4]:

• protok´

o l warstwy sieciowej

• adres ´zr´

od lowy

• adres docelowy

Na rys. 2.4 pokazany jest nag l´

owek pakietu IPv6. Pole TOS znane z

poprzedniej wersji protoko lu zosta lo zast

,

apione o´smiobitowym polem

”

klasy

1

Celem jest ograniczenie kosztu przesy lania informacji. Przyk ladow

,

a metod

,

a osi

,

agni

,

e-

cia celu jest przesy lanie pakiet´

ow w chwilach kiedy sie´

c jest najmniej obci

,

a˙zona. Mo˙zna

to osi

,

agn

,

a´

c poprzez zerowanie bitu psh w nag l´

owku pakietu TCP. W ten spos´

ob dystry-

buowane s

,

a listy dyskusyjne oraz

”

poczta hurtowa” (ang. bulk mail) u˙zywana w celach

komercyjnych.

14

Rysunek 2.4: Nag l´

owek pakietu IPv6

ruchu” (ang. traffic class). Na razie wykorzystywane jest sze´s´

c starszych bi-

t´

ow. Bity te nazywane s

,

a DiffServ Code Point (DSCP ) i wykorzystywane s

,

a

w architekturze DiffServ do oznaczania przynale˙zno´sci pakiet´

ow do konkret-

nych klas ruchu. Dwa najm lodsze bity wykorzystywane s

,

a do przenoszenia

informacji ECN (ang. Explicit Congestion Notification). Informacja ta po-

zwala ruterom obs luguj

,

acych ECN elastyczniej decydowa´

c o losie pakiet´

ow

w przypadku, gdy przydzielone danej klasie ruchu pasmo zosta lo przekro-

czone. Ruter w takiej sytuacji mo˙ze przepu´sci´

c pakiet z w l

,

aczonymi bitami

ECN, je´sli ca le pasmo nie zosta lo zaj

,

ete. Daje to mo˙zliwo´s´

c pe lniejszego wy-

korzystania pasma ni˙z w przypadku nie korzystania z bit´

ow ECN.

Klasyfikacji pakiet´

ow mo˙zna dokonywa´

c r´

ownie˙z na podstawie pozosta-

lych p´

ol [4]:

• etykieta strumienia (identyfikacja przynale˙zno´sci pakietu do konkret-

nego strumienia)

• adres ´zr´

od lowy (128-bitowy)

• adres docelowy (128-bitowy)

15

Rysunek 2.5: Nag l´

owek pakietu TCP

Na rys. 2.5 przedstawiony jest nag l´

owek pakietu TCP. Do klasyfikacji

pakiet´

ow wykorzystywane s

,

a tylko dwa pola:

• port ´zr´

od lowy

• port docelowy

Klasy ruchu mo˙zna inaczej przedstawi´

c jako strumienie danych, z kt´

orych

ka˙zdy ma przypisany profil ruchu okre´slaj

,

acy jakie warunki musi spe lni´

c pa-

kiet, aby zosta´

c przypisanym do niego.

Zdefiniowane s

,

a dwa algorytmy przekazywania pakiet´

ow wchodz

,

acych

w sk lad agregacji pakiet´

ow. Og´

olnie okre´slane s

,

a one jako zasady PHB (ang.

Per Hop Behaviour) [15]:

1. Expedited Forwarding (EF) [17, 18] - warto´s´

c pola DSCP (ang. Diffe-

rentiated Services Codepoint) z nag l´

owka IPv6 okre´sla ˙z

,

adan

,

a jako´s´

c

us lugi pod k

,

atem op´

o´

znie´

n przekazywania pakiet´

ow. Je´sli pakiet nie

zawiera si

,

e w profilu ruchu danego strumienia, to zostanie odrzucony.

2. Assured Forwarding (AF) [16] - definiuje si

,

e cztery klasy ruchu i trzy po-

ziomy odrzucania pakiet´

ow w ka˙zdej z nich. Czasem u˙zywa si

,

e poj

,

ecia

16

”

kolorowanie pakiet´

ow”. Pakiet mo˙ze zosta´

c przyj

,

ety do strumienia ru-

chu, odrzucony lub dopuszczony do ruchu

”

warunkowo”, tzn. nast

,

epny

ruter brzegowy mo˙ze go odrzuci´

c je´sli ca la dost

,

epna przepustowo´s´

c sieci

b

,

edzie akurat zaj

,

eta.

Zasady PHB s

,

a zwykle implementowane jako filtry, kolejki i algorytmy ko-

lejkowania.

Obecnie QoS jest realizowany na poziomie warstwy transportowej sieci

(TCP ). Ka˙zdy system jest na tyle wydajny, na ile jest wydajne jego w

,

a-

skie gard lo. W przypadku sieci komputerowych newralgicznymi jej punk-

tami s

,

a rutery, dlatego wi

,

ec g l´

owny ci

,

e˙zar realizacji QoS spoczywa na nich.

W uproszczeniu droga pakietu danych w ruterze wygl

,

ada tak jak na rys. 2.6.

Pakiety s

,

a przyjmowane przez interfejs wej´sciowy, nast

,

epnie podlegaj

,

a

”

de-

multipleksacji”, czyli odrzuceniu nag l´

owk´

ow warstwy fizycznej (np. Ether-

net). Pakiety zaadresowane do rutera s

,

a przesy lane do warstwy sieciowej,

a pozosta le s

,

a

”

przekazywane dalej” (ang. forwading). Nast

,

epnie pakiety prze-

kazywane s

,

a kolejkowane do klas ruchu (ang. traffic class). Ka˙zda z klas ruchu

jest inaczej traktowana i pakiety z niej s

,

a przekazywane do interfejsu wyj-

´sciowego, z kt´

orego z kolei przesy lane s

,

a do nast

,

epnego w

,

ez la sieci.

17

Rysunek 2.6: Droga pakietu w ruterze

18

Rozdzia l 3

Stan aktualny implementacji

QoS w systemie Linux

Opis stanu aktualnego dotyczy najnowszego j

,

adra z ga l

,

ezi stabilnej do-

st

,

epnego w okresie pisania pracy, czyli wersji 2.4.18.

Linux mo˙ze s lu˙zy´

c jako ruter w sieci IntServ, korzystaj

,

ac z demona

1

RSVPd [8], ale wi

,

ekszy nacisk po lo˙zono w j

,

adrze na umo˙zliwienie realizacji

sieci typu DiffServ. Implementacja linuksowa QoS opiera si

,

e na nast

,

epuj

,

acych

elementach podstawowych, kt´

ore mo˙zna ze sob

,

a l

,

aczy´

c, tworz

,

ac rozbudowan

,

a

hierarchi

,

e klas ruchu. Elementy te rozumie si

,

e w nast

,

epuj

,

acy spos´

ob:

Algorytm kolejkowania (ang. qdisc = queueing discipline)

po´sredniczy w transmisji pakiet´

ow TCP mi

,

edzy j

,

adrem a inter-

fejsem sieciowym. Pakiety wychodz

,

ace s

,

a wstawiane do kolejki przez

ten algorytm, a pakiety wychodz

,

ace s

,

a pobierane z kolejki (a w la´sciwie

klasy) przez j

,

adro i przekazywane sterownikowi karty sieciowej. Algo-

1

W Uniksie

”

demonem” okre´

sla si

,

e program lub jego cz

,

e´

s´

c, kt´

ora nie jest uruchamiana

jawnie, ale oczekuje na wyst

,

apienie pewnego zdarzenia. Przyk ladowym zdarzeniem mo˙ze

by´

c pr´

oba nawi

,

azania przez zdalny proces po l

,

aczenia TCP z konkretnym portem lokalnym.

19

rytmy kolejkowania dziel

,

a si

,

e na zawieraj

,

ace dalsze klasy (np. CBQ )

i bezklasowe (np. TBF ).

Klasa to kolejka w kt´

orej przechowywane s

,

a pakiety kolejkowane przez po-

dany algorytm kolejkowania. Klasa jest identyfikowana na podstawie

32-bitowego identyfikatora klasy (ang. class ID) nadawanego przez ad-

ministratora. Wewn

,

atrz j

,

adra klasa jest identyfikowana z pomoc

,

a we-

wn

,

etrznego identyfikatora klasy (ang. internal class ID) przydzielanego

automatycznie przez j

,

adro przy tworzeniu klasy.

Filtr (ang. classifier) jest przyporz

,

adkowany do konkretnego algorytmu

kolejkowania. Decyduje on w kt´

orej klasie zostanie umieszczony przy-

chodz

,

acy pakiet TCP. Pakiet jest sprawdzany sekwencyjnie przez

wszystkie filtry obs luguj

,

ace dany algorytm kolejkowania a˙z do pierw-

szego dopasowania (analogicznie jak regu ly firewalla). Filtr jest identy-

fikowany wewn

,

atrz j

,

adra z pomoc

,

a wewn

,

etrznego identyfikatora filtra

(ang. internal filter ID) przyznawanego automatycznie przez j

,

adro przy

tworzeniu filtra.

Sterowanie ruchem (ang. traffic control ) polega na wykonywaniu jednej

lub kilku z poni˙zszych operacji:

Kszta ltowanie (ang. shaping) ruchu polega na regulowaniu przepusto-

wo´sci strumienia pakiet´

ow wychodz

,

acych. Poza ograniczaniem dost

,

ep-

nej dla danej klasy przepustowo´sci pozwala r´

ownie˙z na wyg ladzanie

chwilowych przeci

,

a˙ze´

n ruchu. Przyk ladowymi algorytmami kolejkowa-

nia realizuj

,

acymi kszta ltowanie ruchu s

,

a TBF i HTB.

Szeregowanie (ang. scheduling) transmitowanych pakiet´

ow to spos´

ob

na popraw

,

e interaktywno´sci ruchu pochodz

,

acego z wymagaj

,

acych tego

20

klas przy jednoczesnym zagwarantowaniu du˙zej przepustowo´sci klasom

realizuj

,

acym transfery masowe. Przyk ladowe algorytmy kolejkowania

realizuj

,

ace szeregowanie to CBQ, HTB oraz PRIO.

Regulowanie (ang. policing) ruchu [28] polega na monitorowaniu pakie-

t´

ow wchodz

,

acych w celu upewnienia si

,

e, ˙ze nadawca nie lamie zasad

ustalonej wcze´sniej charakterystyki ruchu. R´

ownocze´snie kszta ltowany

jest ruch wchodz

,

acy. Dost

,

epnym algorytmem kolejkowania reguluj

,

acym

ruch jest Ingress.

Odrzucanie (ang. dropping) pakiet´

ow polega na nie obs lugiwaniu pakie-

t´

ow przekraczaj

,

acych ustawione limity przepustowo´sci. Dotyczy ono

zar´

owno ruchu wchodz

,

acego jak i wychodz

,

acego. Przyk ladowym algo-

rytmem tak dzia laj

,

acym jest RED.

3.1

Algorytmy kolejkowania pakiet´

ow

Aktualnie dost

,

epnych standardowo jest sze´s´

c algorytm´

ow kolejkowania.

W razie potrzeby mo˙zna napisa´

c sw´

oj modu l realizuj

,

acy inny algorytm ko-

lejkowania. Nale˙za loby dodatkowo w tym celu zmodyfikowa´

c standardowe

narz

,

edzie s lu˙z

,

ace do konfiguracji klas ruchu tc lub te˙z napisa´

c w lasne.

Wszystkie algorytmy kolejkowania mo˙zna podzieli´

c na:

Algorytmy klasowe (ang. classful) mog

,

a zawiera´

c w sobie kolejne klasy.

Je´sli klasom wewn

,

etrznym zostan

,

a przypisane klasowe algorytmy kolej-

kowania, to r´

ownie˙z one mog

,

a zawiera´

c klasy. Ca lo´s´

c przybiera posta´

c

drzewa klas, a klasy z przypisanymi im algorytmami klasowymi s

,

a w

,

e-

z lami w drzewie. Algorytmami klasowymi s

,

a:

1. PRIO

21

2. CBQ

Algorytmy bezklasowe (ang. classless) nie mog

,

a zawiera´

c w sobie ko-

lejnych klas. Klasy z przypisanymi im algorytmami bezklasowymi s

,

a

li´s´

cmi w drzewie. Algorytmami bezklasowymi s

,

a:

1. PFIFO FAST, PFIFO, BFIFO

2. TBF

3. SFQ

4. CSZ

5. DSMARK

6. RED, GRED

3.1.1

Algorytmy kolejkowania FIFO

Rysunek 3.1: Algorytmy kolejkowania FIFO

Najprostszy z dost

,

epnych algorytm´

ow kolejkowania to rozwini

,

ecie idei

FIFO (First-In First-Out). W j

,

adrze zaimplementowany jest w trzech wer-

sjach: pfifo fast, pfifo oraz bfifo.

Algorytm kolejkowania pfifo fast jest domy´slnym algorytmem kolejkowa-

nia. Oznacza to, ˙ze je´sli nie powi

,

azano nowo stworzonej klasy z ˙zadnym

algorytmem kolejkowania, to zostanie u˙zyty pfifo fast. Wi

,

a˙z

,

e si

,

e to z nie-

dogodno´sci

,

a braku prowadzonych statystyk ruchu pakiet´

ow. W tej odmianie

22

algorytmu FIFO do trzech podkolejek kierowane s

,

a pakiety o r´

o˙znych prio-

rytetach. Mo˙zna sobie wyobrazi´

c ten algorytm kolejkowania jako po l

,

aczenie

trzech klas, z kt´

orych ka˙zda jest obs lugiwana przez algorytm pfifo. Kryte-

rium klasyfikacji pakiet´

ow jest warto´s´

c pola TOS z nag l´

owka pakietu IP.

Pakiety w kolejce o wy˙zszym priorytecie, przyk ladowo nale˙z

,

ace do konwersa-

cji interaktywnej (np. telnet), mog

,

a by´

c kierowane do kolejki o najwy˙zszym

priorytecie. Pakiety wchodz

,

ace w sk lad transmisji masowych np. FTP kie-

rowane s

,

a do kolejki o najni˙zszym priorytecie, a pozosta ly ruch pakiet´

ow

do po´sredniej. Dana kolejka obs lugiwana jest wy l

,

acznie wtedy, gdy nie ma

ju˙z pakiet´

ow w kolejkach o wy˙zszych priorytetach. Je˙zeli nie mo˙zna dopu´sci´

c

nawet do chwilowego

”

zag lodzenia” kolejek o ni˙zszych priorytetach przez ko-

lejki o wy˙zszych priorytetach, to mo˙zna zastosowa´

c zamiast tego algorytmu

kolejkowania algorytm TBF (podsekcja 3.1.3) lub inny kszta ltuj

,

acy ruch pa-

kiet´

ow.

Wersje pfifo oraz bfifo to proste mechanizmy kolejkowania bez dodat-

kowych ulepsze´

n przydatne g l´

ownie w celach statystycznych (domy´slny al-

gorytm kolejkowania pfifo fast nie udost

,

epnia statystyki ruchu pakiet´

ow).

Mo˙zna zastosowa´

c te algorytmy kolejkowania, aby sprawdzi´

c jaki jest gene-

rowanych ruch pakiet´

ow i na podstawie wynik´

ow obserwacji ustali´

c struktur

,

e

klas ruchu odpowiedni

,

a dla danego zastosowania. Algorytmy te przechowy-

wuj

,

a wszystkie pakiety w pojedynczej kolejce FIFO. Rozmiar tej kolejki po-

daje si

,

e w pakietach (dla pfifo) lub w bajtach (dla bfifo). Domy´slny roz-

miar kolejki jest ustawiany przy aktywacji interfejsu sieciowego (np. dla sieci

Ethernet wynosi 100 pakiet´

ow) i mo˙ze by´

c w ka˙zdej chwili odczytany z po-

moc

,

a narz

,

edzia ifconfig. Je´sli kolejka osi

,

agn

,

e la maksymalny dopuszczalny

rozmiar, to nast

,

epne przychodz

,

ace pakiety s

,

a odrzucane.

23

3.1.2

Algorytm kolejkowania PRIO (PRIOrities)

Omawiany algorytm kolejkowania jest uog´

olnion

,

a odmian

,

a algorytmu

pfifo fast. Modyfikacj

,

a w stosunku do wspomnianego algorytmu jest zastoso-

wanie traktowanie podkolejek jako niezale˙znych klas, z kt´

orych ka˙zda mo˙ze

by´

c skojarzona z innym algorytmem kolejkowania. Klasyfikacja pakiet´

ow do

konkretnych podkolejek (ang. bands) mo˙ze odbywa´

c si

,

e na podstawie nast

,

e-

puj

,

acych kryteri´

ow:

• ustawionej opcji gniazdek SO_PRIORITY, kt´

ora pozwala na ustawianie

bit´

ow TOS w nag l´

owkach wszystkich pakiet´

ow IP wysy lanych z danego

gniazdka

• program administruj

,

acy filtrem pakiet´

ow IP iptables potrafi ustawi´

c

bity TOS manipuluj

,

ac bezpo´srednio nag l´

owkami pakiet´

ow IP

• filtr pakiet´

ow, stworzony narz

,

edziem tc, umo˙zliwia bezpo´srednie skie-

rowanie wybranych pakiet´

ow do danej podkolejki

• odwzorowanie priorytet´

ow (ang. priomap = priorities map) pozwala

na kierowanie pakiet´

ow IP na postawie bit´

ow TOS do odpowiedniej

podkolejki

R´

ownie wa˙znym ulepszeniem tego algorytmu w por´

ownaniu do pfifo fast

jest to, ˙ze algorytm jest klasowy. Przek lada si

,

e to na wi

,

eksz

,

a elastyczno´s´

c,

gdy˙z pozwala klasyfikowa´

c pakiety do podkolejek nie tylko na podstawie bi-

t´

ow TOS, ale tak˙ze z pomoc

,

a narz

,

edzia tc. Domy´slnie istniej

,

a trzy podkolejki,

do kt´

orych s

,

a kierowane pakiety z ustawionymi nast

,

epuj

,

aco bitami TOS :

0. minimalne op´

o´

znienie (najwy˙zszy priorytet)

1. maksymalna wiarygodno´s´

c

24

2. minimalny koszt lub maksymalna przepustowo´s´

c (najni˙zszy priorytet)

Je´sli ustawionych jest jednocze´snie kilka warto´sci pola TOS, to pakiet kie-

rowany jest do kolejki o najwy˙zszym mo˙zliwym priorytecie (np. minimalne

op´

o´

znienie w po l

,

aczeniu z maksymaln

,

a przepustowo´sci

,

a kieruje do podko-

lejki 0). Mo˙zna zmieni´

c ilo´s´

c podkolejek, ale wymusza to r´

ownie˙z zmian

,

e

odwzorowania priorytet´

ow.

Analogicznie jak w algorytmie kolejkowania pfifo fast pakiety s

,

a pobie-

rane z podkolejek o ni˙zszych priorytetach dopiero wtedy, gdy nie ma ju˙z

pakiet´

ow w podkolejkach o wy˙zszych priorytetach. Mo˙ze doprowadzi´

c to do

”

zag lodzenia” kolejek o ni˙zszych priorytetach. Najprostszym sposobem unik-

ni

,

ecia takiej sytuacji jest przyporz

,

adkowanie podkolejkom o wy˙zszych prio-

rytetach algorytmu kolejkowania, kt´

ory kszta ltuje ruch (np. TBF ).

3.1.3

Algorytm kolejkowania TBF (Token Bucket Filter)

Rysunek 3.2: Algorytm kolejkowania TBF

25

Opis algorytmu TBF

Algorytm TBF (ang. Token Bucket Filter) przedstawiony na rys. 3.2 na-

le˙zy do klasy algorytm´

ow kszta ltuj

,

acych ruch. Mo˙zna go opisa´

c korzystaj

,

ac

z analogii

”

ciekn

,

acego kube lka” (ang. leaky bucket). Ruch pakiet´

ow regulo-

wany jest z pomoc

,

a

”

˙zeton´

ow” (ang. tokens). Pojedynczy ˙zeton odpowiada

pojedynczemu bajtowi, tak wi

,

ec ilo´s´

c ˙zeton´

ow odpowiada rozmiarowi pakietu

w bajtach z uwzgl

,

ednieniem tego, ˙ze najmniejszy pakiet odpowiada pewnej

ilo´sci ˙zeton´

ow. Mo˙zna tu wyt lumaczy´

c faktem, ˙ze nawet pakiet nie zawiera-

j

,

acy ˙zadnych danych ma pewien rozmiar (np. w sieciach Ethernet minimalny

rozmiar datagramu zawieraj

,

acego pakiet TCP bez danych wynosi 64 bajty).

˙Zetony magazynowane s

,

a w kube lku, z kt´

orego

”

wyciekaj

,

a” razem z wycho-

dz

,

acymi pakietami.

Pocz

,

atkowo kube lek jest w pe lni wype lniony ˙zetonami. ˙Zetony s

,

a genero-

wane ze sta l

,

a cz

,

estotliwo´sci

,

a i s

,

a magazynowane w kube lku, a˙z do jego ca l-

kowitego wype lnienia. Pakiet wychodz

,

acy jest wysy lany do sieci tylko wtedy,

gdy w danej chwili dost

,

epna jest liczba ˙zeton´

ow odpowiadaj

,

aca jego rozmia-

rowi. Je´sli w danej chwili nie jest dost

,

epna wystarczaj

,

aca liczba ˙zeton´

ow, to

pakiety s

,

a wstawiane do kolejki o ograniczonej d lugo´sci. Z chwil

,

a, gdy kolejka

pakiet´

ow si

,

e wype lni, nowe ˙zetony nie s

,

a przyjmowane do kube lka dop´

oki nie

zostanie wys lany do sieci pierwszy pakiet z kolejki. W sytuacji braku dost

,

ep-

nej odpowiedniej ilo´sci ˙zeton´

ow, co uniemo˙zliwia wysy lanie pakiet´

ow, urucha-

miany jest regulator czasowy (ang. watchdog timer), kt´

ory wznowi transmisj

,

e

pakiet´

ow po nadej´sciu wystarczaj

,

acej liczby pakiet´

ow. Magazynowanie pa-

kiet´

ow w kolejce mo˙ze prowadzi´

c do wyst

,

apienia kr´

otkotrwa lych przeci

,

a˙ze´

n

ruchu w sieci. W celu zminimalizowania tych przeci

,

a˙ze´

n korzysta si

,

e z do-

datkowego kube lka o pojemno´sci jednego pakietu (dok ladnie MTU pakietu).

Pakiety nie s

,

a wypuszczane do sieci z maksymaln

,

a pr

,

edko´sci

,

a, ale pakiety s

,

a

26

wypuszczane co kwant czasu j

,

adra (ang. jiffie).

Na platformie sprz

,

etowej PC kwant ten r´

owna si

,

e 10ms. Odwrotno´s´

c

wspomnianego kwantu czasu okre´sla ile kwant´

ow zmie´sci si

,

e w okresie 1s

i oznacza si

,

e jako HZ. Przyjmuj

,

ac wi

,

ec, ˙ze ´sredni rozmiar pakietu wynosi

1000 bajt´

ow, otrzymujemy dok ladne kszta ltowaniu ruch dla przepustowo´sci

nie przekraczaj

,

acych 1

M bit

s

. Mo˙zna kszta ltowa´

c przepustowo´s´

c na wy˙zszym

poziomie, ale wtedy odbywa si

,

e to kosztem dok ladno´sci. Korzystaj

,

ac z ru-

tera programowego opartego o platform

,

e Alpha, mo˙zna osi

,

agn

,

a´

c dok ladne

kszta ltowanie przepustowo´sci do 10

M bit

s

, poniewa˙z kwant czasu j

,

adra na tej

platformie wynosi

1

1024

s.

Algorytm ten umo˙zliwia w prosty spos´

ob przycinanie pasma konkretnego

u˙zytkownika lub grupy u˙zytkownik´

ow (np. pod l

,

aczenie kilku sieci Fast Ether-

net o przepustowo´sci 100

M bit

s

ka˙zda do jednego l

,

acza T1 o przepustowo´sci

1.5

M bit

s

). ozwala on tak˙ze na zapobie˙zenie zag lodzenia klas o ni˙zszych prio-

rytetach przez klasy o wy˙zszych priorytetach generuj

,

ace stale du˙zy ruch.

Wystarczy w takiej sytuacji kszta ltowa´

c ruch wychodz

,

acy z klas o wysokich

priorytetach z pomoc

,

a algorytmu TBF.

Formalny opis algorytmu TBF

Niech R oznacza ˙z

,

adan

,

a przepustowo´s´

c, B g l

,

eboko´s´

c kube lka, a s

i

roz-

miary pakiet´

ow obs lugiwanych w chwilach t

i

. Wtedy ruch pakiet´

ow jest

kszta ltowany zgodnie z oczekiwaniami je˙zeli

∀

i¬k

P

i=k
i=1

s

i

¬ B + R ∗ (t

k

− t

i

)

Niech warto´s´

c pocz

,

atkowa N (t

i

) wyniesie

B
R

a przyrost N (t) w czasie

mo˙zna przedstawi´

c jako

N (t + ∆) = min(

B
R

, N (t) + ∆)

27

Je˙zeli pierwszy pakiet w kolejce ma d lugo´s´

c S, to mo˙ze by´

c wys lany do sieci

jedynie w chwili t

∗

, gdy

S

R

¬ N (t

∗

. Wtedy warto´s´

c N (t) zmienia si

,

e nast

,

epu-

j

,

aco

N (t

∗

+ 0) = N (t

∗

− 0) −

S

R

Dodatkowy kube lek u˙zywany do kontrolowania szczytowej przepustowo´sci

(ang. peak rate) P powinien mie´

c g l

,

eboko´s´

c M . Mo˙zna zauwa˙zy´

c, ˙ze

P > R

∩

B > M

Dla przypadku, gdy P → ∞ wystarczy u˙zy´

c jeden kube lek zamiast dw´

och.

W trakcie kszta ltowania ruchu op´

o´

znienie transmisji pakiet´

ow (ang. la-

tency) szacowane jest w spos´

ob nast

,

epuj

,

acy

lat = max(

L−B

R

,

L−M

P

)

W sytuacji braku ˙zeton´

ow transmisja jest wstrzymywana i uruchamiany

jest regulator czasowy na okres jednego kwantu czasu (zwykle 10ms). Ozna-

czaj

,

ac cz

,

estotliwo´s´

c odmierzania kwant´

ow czasu przez procesor jako HZ,

a maksymaln

,

a przepustowo´s´

c jako R

max

, mo˙zna napisa´

c

R

max

= B ∗ HZ

a w konsekwencji mo˙zna wyznaczy´

c minimaln

,

a wymagan

,

a g l

,

eboko´s´

c kube lka

dla zapewnienia ˙z

,

adanej przepustowo´sci

B =

R

max

HZ

Przyk ladowo zale˙zno´s´

c ta dla sieci Ethernet o przepustowo´sci 100

M bit

s

nak lada

wym´

og, aby kube lek mia l rozmiar co najmniej 128 kilobajt´

ow.

28

Rysunek 3.3: Algorytm kolejkowania SFQ

3.1.4

Algorytm kolejkowania SFQ (Stochastic Fairness

Queueing)

Ten algorytm kolejkowania jedyne co wykonuje, to szeregowanie pakiet´

ow

wychodz

,

acych. W praktyce polega to na op´

o´

znianiu transmisji wybranych

strumieni pakiet´

ow. Strumie´

n pakiet´

ow przewa˙znie jest to˙zsamy z pojedyn-

cz

,

a transmisj

,

a TCP. Celem nadrz

,

ednym jest zapewnienie

”

sprawiedliwego”

podzia lu dost

,

epnej przepustowo´sci mi

,

edzy wszystkie strumienie w spos´

ob jak

najmniej obci

,

a˙zaj

,

acy procesor.

Do ograniczonej liczby kolejek przydzielane s

,

a pakiety. Realizowane jest to

z pomoc

,

a funkcji haszuj

,

acej, kt´

ora jest regularnie co ustalony wst

,

epnie okres

czasu (przyk ladowo co 10 s) przeliczana w celu zminimalizowania prawdopo-

dobie´

nstwa kolizji. Funkcja haszuj

,

aca [1] wyznacza numer kube lka w kt´

orym

umie´sci´

c pakiet na podstawie nast

,

epuj

,

acych parametr´

ow:

• adres ´zr´

od lowy (w postaci liczby 32-bitowej)

• adres docelowy (w postaci liczby 32-bitowej)

29

• numer protoko lu transportowego

• warto´s´c ca lkowita zmieniaj

,

aca si

,

e co okre´slony odst

,

ep czasu

Pobieranie pakiet´

ow z kube lk´

ow opiera si

,

e na algorytmie cyklicznym

”

round-robin” (rys. 3.3). Mechanizm ten mo˙ze zapewni´

c r´

ownoprawn

,

a ob-

s lug

,

e wielu r´

ownoleg lych konwersacji interaktywnych lub zapobiec zdomino-

waniu l

,

acza przez jedn

,

a konwersacj

,

e generuj

,

ac

,

a du˙zy ruch. Pakiety wysy lane

s

,

a cyklicznie po jednym z ka˙zdego kube lka, dlatego konwersacje sk ladaj

,

ace si

,

e

z wi

,

ekszej ilo´sci mniejszych pakiet´

ow s

,

a wysy lane najszybciej. Efekty pracy

algorytmu s

,

a widoczne jedynie wtedy, gdy ruch wychodz

,

acy zajmuje ca l

,

a

dost

,

epn

,

a dla niego przepustowo´s´

c.

Nale˙zy podkre´sli´

c, ze algorytm ten ma ograniczenia. Do najbardziej wi-

docznych nale˙zy ograniczenie ilo´sci kube lk´

ow (1024) oraz pakiet´

ow w kube lku

(128). Mo˙zna to ograniczenie latwo usun

,

a´

c zmieniaj

,

ac kilka sta lych w kodzie

´

zr´

od lowym j

,

adra [1]. Nast

,

epne ograniczenie wynika z prostoty. Algorytm ten

nie jest na tyle

”

sprawiedliwy” w podziale przepustowo´sci, aby m´

og l zapew-

ni´

c wysok

,

a jako´s´

c us lug w domenie DiffServ. Wynika to z oczekiwa´

n jakie

nak lada si

,

e na wsp´

o lczesne algorytmy

”

sprawiedliwego podzia lu” (np. We-

ighted Fair Queueing - WFQ ), kt´

ore dziel

,

a dynamicznie strumienie pakiet´

ow

do kolejek o zmiennym priorytecie, stosuj

,

ac jako kryterium podzia lu ilo´s´

c

danych przesy lanych danym strumieniem [28]. W ten spos´

ob faworyzowane

s

,

a kr´

otsze transmisje mniejszych ilo´sci danych.

3.1.5

Algorytmy kolejkowania RED (Random Early Detection)

Protok´

o l transportowy TCP posiada mechanizmy wewn

,

etrzne umo˙zli-

wiaj

,

ace regulowanie szybko´sci przyjmowania pakiet´

ow przychodz

,

acych [11].

Odbywa si

,

e to przez odrzucaniu pakiet´

ow, je´sli przychodzi ich za du˙zo i nie

30

mo˙zna nad

,

a˙zy´

c z ich obs lug

,

a. Nadawca powinien wtedy zmniejszy´

c

”

okno

nadawania pakiet´

ow” o po low

,

e, czyli nadawa´

c dwa razy mniej pakiet´

ow jedno-

razowo bez uzyskania potwierdzenia. Mechanizm ten jest prosty i skuteczny,

ale dzia lanie swe zaczyna zbyt p´

o´

zno, gdy ju˙z dosz lo do przeci

,

a˙zenia ruchu

w sieci.

Alternatywnym rozwi

,

azaniem problemu jest u˙zycie algorytm´

ow kolejko-

wania RED (ang. Random Early Detection) lub GRED (ang. Generalised

RED). Algorytmy te nale˙z

,

a do szerszej rodziny algorytm´

ow

”

wczesnego od-

rzucania” (ang. early discard). Pozwalaj

,

a one na kszta ltowanie ruchu wycho-

dz

,

acego poprzez oddzia lywanie na ruch wchodz

,

acy.

Na podstawie podanych ni˙zej parametr´

ow konfiguracyjnych decyduje si

,

e

o losie pakietu:

• min — minimalna d lugo´s´c kolejki przy kt´

orej pakiet mo˙ze zosta´

c zna-

kowany,

• max — d lugo´s´c kolejki dla kt´

orej prawdopodobie´

nstwo znakowania pa-

kietu jest maksymalne,

• avg — ´srednia d lugo´s´c kolejki,

• len — bie˙z

,

aca d lugo´s´

c kolejki,

• W — sta la czasowa filtru (zmniejszaj

,

ac j

,

a dopuszcza si

,

e wyst

,

epowanie

wi

,

ekszych przeci

,

a˙ze´

n w ruchu sieci),

• p — prawdopodobie´

nstwo znakowania pakiet´

ow.

Dalszy los pakietu wygl

,

ada nast

,

epuj

,

aco:

• avg < min : pakiet jest przepuszczany ,

31

• min <= avg < max : pakiet jest znakowany z prawdopodobie´

nstwem

p,

• avg > max : pakiety jest znakowany.

Formalnie zapisuje si

,

e to nast

,

epuj

,

aco:

W = 2

−n

, n ∈ N

maxP = 0.01..0.02

avg = (1 − W ) ∗ avg + w ∗ len

p = maxP ∗

(avg−min)

(max−min)

Znakowanie pakietu (inaczej kolorowanie pakietu) pozwala na

”

warun-

kowe” przes lanie pakietu dalej. Je´sli ruter ma w l

,

aczon

,

a obs lug

,

e ECN

2

, to

wtedy pakiet jest znakowany i wysy lany dalej, a w przeciwnym razie pakiet

jest od razu odrzucany. Znakowany pakiet b

,

edzie przesy lany dalej dop´

oki

przepustowo´s´

c sieci b

,

edzie wykorzystywana w niewielkim stopniu. Je´sli wy-

korzystanie przepustowo´sci sieci osi

,

agnie wysoki poziom, to pakiet zostanie

odrzucony.

Odmiana GRED (rys. 3.4) r´

o˙zni si

,

e tym, ˙ze tworzy i obs luguje wi

,

ek-

sz

,

a ilo´s´

c kolejek, z kt´

orych ka˙zda charakteryzuje si

,

e innym prawdopodobie´

n-

stwem odrzucenia pakietu. W celu zmniejszenia zapotrzebowania na zasoby

skorzystano z mechanizmu

”

wirtualnych kolejek”, polega to na tym, ˙ze kolejki

s

,

a tworzone w razie potrzeby zgodnie z rozumowaniem, ˙ze kolejka powinna

istnie´

c jedynie wtedy, gdy znajduj

,

a si

,

e w niej pakiety.

Jednym z mo˙zliwych zastosowa´

n tego algorytmu kolejkowania jest realiza-

cja algorytmu przekazywania pakiet´

ow AF (opisany w rozdziale 2). Algorytm

ten zosta l stworzony na potrzeby architektury DiffServ. Wymaga on trzech

r´

o˙znych prawdopodobie´

nstw odrzucania pakiet´

ow.

2

ECN (Explicit Congestion Notification) obja´

snione w rozdziale 2

32

Rysunek 3.4: Algorytm kolejkowania GRED

Obydwa algorytmy pozwalaj

,

a na p lynniejsz

,

a regulacj

,

e generacji pakiet´

ow

przez ´

zr´

od lo ni˙z gdyby odpowiedzialny by l za to jedynie mechanizm TCP.

Wynika to z tego, ˙ze algorytmy RED zaczynaj

,

a odrzuca´

c pakiety wcze´sniej

ni˙z zacznie to czyni´

c protok´

o l TCP. Drug

,

a zalet

,

a stosowania tych algorytm´

ow

na ruterach jest mo˙zliwo´s´

c wykorzystania w wi

,

ekszym stopniu przepustowo-

´sci sieci poprzez dopuszczanie do chwilowych przeci

,

a˙ze´

n. Kolejn

,

a zalet

,

a jest

zwi

,

ekszenie

”

interaktywno´sci” ruchu w sieci poprzez efektywne zmniejszenie

d lugo´sci kolejki.

3.1.6

Algorytm kolejkowania CBQ (Classful Based Queueing)

Algorytm kolejkowania CBQ to jeden z najbardziej elastycznych algoryt-

m´

ow zawartych w linuksowej implementacji QoS. Elastyczno´s´

c wynika bez-

po´srednio z jego klasowo´sci (mo˙zliwo´sci tworzenia klas wewn

,

etrznych) i du˙zej

konfigurowalno´sci. Algorytm ten mo˙ze zar´

owno kszta ltowa´

c ruch wychodz

,

acy

jak i te˙z szeregowa´

c pakiety wychodz

,

ace.

Struktura klas tworzona z wykorzystaniem CBQ ma posta´

c odwr´

oconego

drzewa. Na szczycie znajduje si

,

e klasa g l´

owna (ang. root). Ka˙zda z pozo-

33

Rysunek 3.5: Algorytm kolejkowania CBQ

sta lych klas mo˙ze by´

c w

,

ez lem (ang. node) lub li´sciem (ang. leaf). W

,

ez ly

posiadaj

,

a zar´

owno rodzica jak i potomstwo, a li´scie posiadaj

,

a wy l

,

acznie ro-

dzica. Klasy maj

,

ace wsp´

olnego rodzica okre´slane s

,

a jako rodze´

nstwo (ang.

siblings). Rodze´

nstwo domy´slnie wzajemnie po˙zycza sobie przepustowo´sci,

ale mo˙zna to zachowanie wy l

,

aczy´

c. Przewa˙znie ka˙zda klasa ma jawnie zdefi-

niowany uchwyt (ang. handle), dzi

,

eki kt´

oremu mo˙zna odwo lywa´

c si

,

e bezpo-

´srednio do tej klasy (rodzic i rodze´

nstwo nie potrzebuj

,

a go zna´

c, gdy˙z znaj

,

a

uchwyty generowane automatycznie przez algorytm kolejkowania). Z ka˙zd

,

a

klas

,

a skojarzony jest algorytm kolejkowania, a je´sli nie zosta l ˙zaden jawnie

podany, to u˙zywany jest algorytm pfifo fast. Ka˙zdy w

,

eze l mo˙ze dodatkowo

posiada´

c filtr, kt´

ory przekierowywuje pakiety do odpowiednich klas w´sr´

od

potomstwa.

34

Na rys. 3.5 pokazane s

,

a wzajemne relacje mi

,

edzy klasami (wraz algoryt-

mami kolejkowania i filtrami), Linuksa oraz zewn

,

etrzn

,

a sieci

,

a komputerow

,

a.

Na uwag

,

e zas luguje mechanizm umo˙zliwiaj

,

acy bezpo´srednie przesy lanie pa-

kiet´

ow do odpowiednich klas, podczas gdy pobieranie pakiet´

ow z klas wy-

maga ju˙z po´srednictwa rodzic´

ow.

J

,

adro komunikuje si

,

e wy l

,

acznie z klas

,

a g l´

own

,

a. Pobieranie pakiet´

ow z

klas mo˙ze si

,

e odbywa´

c wy l

,

acznie z po´srednictwem rodzic´

ow, co jest warun-

kiem koniecznym dla dzia lania mechanizmu kszta ltowania ruchu. Pobieranie

pakiet´

ow z klas wykonywane jest wed lug algorytmu WRR (Weighted Round-

Robin). Algorytm WRR jest drobn

,

a modyfikacj

,

a algorytmu

”

round-robin”,

polegaj

,

ac

,

a na przypisaniu r´

o˙znych wag (priorytet´

ow) ka˙zdej klasie. Klasy

o wy˙zszych priorytetach s

,

a sprawdzane w pierwszej kolejno´sci. Wstawianie

pakiet´

ow do klas mo˙ze si

,

e odbywa´

c z pomini

,

eciem ich bezpo´srednich rodzi-

c´

ow. Polega to na przekierowaniu przez jeden z filtr´

ow po drodze pakietu

bezpo´srednio do wybranej klasy. Przekierowywanie pakiet´

ow do wybranych

klas odbywa si

,

e przewa˙znie z pomoc

,

a filtr´

ow. Mo˙zna r´

ownie˙z klasyfikowa´

c

pakiety bezpo´srednio w klasach, nak ladaj

,

ac mask

,

e bit´

ow TOS na pole TOS

z nag l´

owka pakiety IP.

Og´

olny algorytm klasyfikowania (przekierowywania) pakiet´

ow do poszcze-

g´

olnych klas przedstawia si

,

e nast

,

epuj

,

aco [3]:

1. Sprawd´

z filtry przy l

,

aczone do bie˙z

,

acej klasy. Je´sli znajdujesz si

,

e w li-

´sciu, to sko´

ncz, a w przeciwnym wypadku wr´

o´

c do kroku 1.

2. Na l´

o˙z mask

,

e bit´

ow na bity TOS. Je´sli zgadza si

,

e i znajdujesz si

,

e w w

,

e´

zle

to sko´

ncz, a w przeciwnym razie wr´

o´

c do kroku 1.

3. Wstaw pakiet do bie˙z

,

acej klasy.

Poza szeregowaniem pakiet´

ow algorytm CBQ zajmuje si

,

e r´

ownie˙z kszta l-

35

towaniem ruchu wychodz

,

acego. Mechanizm odpowiadaj

,

acy za to polega na

obliczaniu bezczynno´sci i odpowiednim wstrzymywaniu ruchu pakiet´

ow. Ob-

liczenia przeprowadzane s

,

a w oparciu o podany jako jeden z parametr´

ow

algorytmu kolejkowania ´sredni rozmiar pakiet´

ow (zwykle 1000 bajt´

ow). Wy-

znacza si

,

e sta l

,

a EWMA (ang. Exponential Weighted Moving Average), kt´

ora

traktuje nowsze pakiety jako wa˙zniejsze od starszych w stopniu wyk ladni-

czym. Nast

,

epnie od zmierzonego okresu bezczynno´sci l

,

acza sieciowego odej-

mowana jest bezczynno´s´

c obliczona z u˙zyciem EWMA, po czym jest ona

odejmowana od zmierzonej bezczynno´sci, daj

,

ac w wyniku ´sredni

,

a bezczyn-

no´s´

c l

,

acza sieciowego. ´

Srednia bezczynno´s´

c l

,

acza sieciowego mo˙ze przyjmowa´

c

nast

,

epuj

,

ace warto´sci:

• ujemne — l

,

acze jest przeci

,

a˙zone ilo´sci

,

a danych (ang. overlimit)

• zerow

,

a — l

,

acze jest idealnie zr´

ownowa˙zone

• dodatni

,

a — l

,

acze jest niedoci

,

a˙zone ilo´sci

,

a danych (ang. underlimit)

W przypadku przeci

,

a˙zenia l

,

acza transmisja pakiet´

ow b

,

edzie wstrzymy-

wana na taki okres czasu, aby doprowadzi´

c do zr´

ownowa˙zenia l

,

acza. Nie

mo˙zna wykona´

c zr´

ownowa˙zenia obci

,

a˙zenia l

,

acza z dowoln

,

a dok ladno´sci

,

a,

gdy˙z nie jest mo˙zliwe ustalenie czasu oczekiwania na transmisj

,

e z rozdziel-

czo´sci

,

a wi

,

eksz

,

a ni˙z pojedynczy kwant czasu zegara (na platformie PC —

10ms). W przypadku niedoci

,

a˙zenia l

,

acza pakiety b

,

ed

,

a szybciej wysy lane, a˙z

do momentu zr´

ownowa˙zenia obci

,

a˙zenia l

,

acza. W celu zapobie˙zenia mo˙zliwo-

´sci wyst

,

apienia zbyt du˙zych chwilowych przeci

,

a˙ze´

n w ruchu w sieci w trakcie

wyr´

ownywania obci

,

a˙zenia definiowane jest maksymalna bezczynno´s´

c l

,

acza

sieciowego, do kt´

orego jest obcinana w d´

o l dowolnie wysoka wyliczona war-

to´s´

c bezczynno´sci.

36

Przyk ladowym zainteresowaniem CBQ jako algorytmu kolejkowania jest

architektura DiffServ korzystaj

,

aca z us lugi o

”

gwarantowanej jako´sci” (opi-

sana jako Guaranteed Service w rozdz. 2).

3.1.7

Algorytm kolejkowania DSMARK (DiffServ Mark)

Rysunek 3.6: Algorytm kolejkowania DSMARK

Algorytm kolejkowania DSMARK jest wykorzystywany do realizacji ar-

chitektury DiffServ. Algorytm ten zajmuje si

,

e znakowaniem pakiet´

ow wcho-

dz

,

acych do domeny DS. Znakowanie odbywa si

,

e z po´srednictwem filtra pa-

kiet´

ow tcindex.

Dzia lanie tego algorytmu przedstawione jest na rys. 3.6. Algorytm opisu-

j

,

acy jego dzia lanie przedstawia si

,

e nast

,

epuj

,

aco:

1. punkt A: Je´sli ustawiona jest flaga set_tc_index, to odczytywana jest

warto´s´

c pola DS (TOS ) z nag l´

owka pakietu IP, a nast

,

epnie zapisywana

jest w polu tc_index struktury odzwierciedlaj

,

acej pakiet. W przeciw-

nym przypadku wpisywana jest do tego pola warto´s´

c domy´slna uprzed-

nio zdefiniowana.

2. Filtr tcindex na podstawie pola tc_index przekieruje pakiet do od-

powiedniej klasy

37

3. Pakiet dociera do wewn

,

etrznej klasy, w kt´

orej obowi

,

azuje wewn

,

etrzny

algorytm kolejkowania (np. pfifo).

4. punkt B: Pole tc_index u˙zywane jest jako indeks umo˙zliwiaj

,

acy do-

st

,

ep do tablicy warto´sci (maska, warto´

s´

c). Pierwotna warto´s´

c pola DS

mog la zosta´

c nadpisana przez wewn

,

etrzny algorytm kolejkowania wi

,

ec

odtwarzana jest jego poprzednia warto´s´

c.

3.1.8

Algorytm kolejkowania CSZ (Clark-Shenker-Zhang)

Algorytm ten zosta l opracowany przez trzech autor´

ow, od kt´

orych na-

zwisk wzi

,

a l si

,

e akronim: Clark-Shenker-Zhang [22]. Jest to najbardziej roz-

budowany z dost

,

epnych aktualnie dla Linuksa algorytm´

ow kolejkowania.

Opiera si

,

e on na idei, ˙ze konwersacje z r´

o˙znych klas ruchu s

,

a umiesz-

czane w osobnych kolejkach FIFO+ [22]. Algorytm FIFO+ jest modyfikacj

,

a

algorytmu FIFO , uwzgl

,

edniaj

,

ac

,

a czas przyj´scia pakietu. Przed wys laniem

pakietu do nast

,

epnego rutera obliczany jest i zapisywany w nag l´

owku IP spo-

dziewany czas przyj´scia do niego. Po osi

,

agni

,

eciu tego rutera por´

ownywany

jest on ze spodziewanymi czasami przyj´scia pozosta lych pakiet´

ow z kolejki

i pakiet jest wstawiany do kolejki w odpowiednie miejsce.

Wprowadza si

,

e podzia l konwersacji na:

”

gwarantowanej jako´sci” oraz

”

przewidywanej jako´sci”. Pierwsza grupa to konwersacje aplikacji ˙z

,

adaj

,

a-

cych niezmiennych parametr´

ow transmisji (nie adaptuj

,

acych si

,

e do zmien-

nych parametr´

ow transmisji), a druga to konwersacje aplikacji adaptuj

,

acych

si

,

e do zmiennych parametr´

ow transmisji. Do kolejek o wy˙zszych priorytetach

wstawiane s

,

a pakiety konwersacji o

”

gwarantowanej jako´sci”, a do kolejek

o ni˙zszych priorytetach pakiety konwersacji o

”

przewidywanej jako´sci”. Do

kolejki o najni˙zszym priorytecie, dzia laj

,

acej zgodnie z zasad

,

a

”

najlepszego

38

wysi lku”, trafiaj

,

a datagramy, kt´

ore w ten spos´

ob s

,

a przesy lane minimalnym

kosztem. Nale˙zy jeszcze tylko zadba´

c o to, aby kolejki o wy˙zszych priorytetach

nie zag lodzi ly kolejek o ni˙zszych priorytetach. Mo˙zna w tym celu kszta ltowa´

c

ruch wychodz

,

acy z kolejek o najwy˙zszych priorytetach z pomoc

,

a algorytmu

kolejkowania TBF (podsekcja 3.1.3).

Przyk ladowa konfiguracja oparta na algorytmie kolejkowania CSZ poka-

zana jest na rys. 3.7.

Aktualnie implementacja tego algorytmu kolejkowania nie jest w pe lni

funkcjonalna, a w przysz lo´sci algorytm ten b

,

edzie zast

,

apiony zostanie algo-

rytmem klasy HPFQ (ang. Hierarchical Packet Fairness Queueing). Algo-

rytmy takie potrafi

,

a r´

ownolegle obs lugiwa´

c klasy ruchu:

• Guaranteed Service [19]

•

”

najlepszego wysi lku” [4]

• Controlled Load Service [20]

Przyk ladowym algorytmem klasy HPFQ jest algorytm W F

2

Q opisany

w [23].

Rysunek 3.7: Algorytm kolejkowania CSZ

39

3.2

Rodzaje filtr´

ow

Szkielet (ang. framework) konstrukcji filtra pakiet´

ow umo˙zliwia tworzenie

filtr´

ow zawieraj

,

acych elementy wewn

,

etrzne. Elementem takim przyk ladowo

mo˙ze by´

c inny filtr pakiet´

ow. Sk ladowe filtru rozr´

o˙zniane s

,

a z pomoc

,

a uchwy-

t´

ow (ang. handle) 32-bitowych. Uchwyt o numerze 0 odnosi si

,

e do filtru jako

ca lo´sci. Aktualnie ˙zaden ze standardowych filtr´

ow pakiet´

ow dost

,

epnych w j

,

a-

drze nie korzysta z tego mechanizmu zagnie˙zd˙zania filtr´

ow.

Filtry pakiet´

ow dziel

,

a si

,

e na:

• og´

olne (ang. generic) — jeden filtr skojarzony z konkretnym algoryt-

mem kolejkowania klasyfikuje pakiety do wszystkich klas ruchu obs lu-

giwanych przez dany algorytm kolejkowania.

• szczeg´

o lowe (ang. specific) — kilka filtr´

ow skojarzonych z konkretnym

algorytmem kolejkowania klasyfikuje pakiety do klas ruchu obs lugiwa-

nych przez dany algorytm kolejkowania.

3.2.1

Filtr route

Linux obs luguje wiele tablic rutingu (domy´slnie 256). Standardowo przy

wyborze trasy pakiet´

ow sprawdzane s

,

a wpisy w nast

,

epuj

,

acych tablicach

w podanej kolejno´sci:

1. local - znajduj

,

a si

,

e w niej trasy dodawane automatycznie przez j

,

adro

przy podnoszeniu interfejs´

ow oraz trasy broadcastowe;

2. main - znajduj

,

a si

,

e w niej trasy dodawane przez administratora;

3. default - domy´slnie jest pusta.

40

Administrator mo˙ze dodawa´

c trasy do ka˙zdej z wymienionych tablic.

Mo˙ze tak˙ze skasowa´

c wszystkie tablice z wyj

,

atkiem tablicy local. Mo˙zliwe

jest r´

ownie˙z tworzenie nowych tablic rutingu i dodawanie do nich tras.

Dodatkowe mo˙zliwo´sci stwarza u˙zycie

”

rutingu rozszerzonego” (ang. po-

licy routing). Mo˙zliwe jest wtedy podejmowanie decyzji o rutingu na podsta-

wie nast

,

epuj

,

acych parametr´

ow:

• adresu ´zr´

od lowego

• protoko lu sieciowego (np. IP )

• portu protoko lu transportowego (np. port 80 TCP )

• warto´sci pola TOS z nag l´

owka IP

• wej´sciowego interfejsu sieciowego (np. ppp0)

• warto´sci pola ustawianego w pakiecie przez firewall

Ostatnie kryterium rutowania pakiet´

ow pozwala w praktyce na rutowanie

wg zawarto´sci dowolnego pola nag l´

owk´

ow warstwy sieciowej lub transporto-

wej, a nawet zawarto´sci pola danych pakietu. Wykorzystywany do tego jest

mechanizm znakowania pakiet´

ow przez narz

,

edzie iptables

3

. Znakowanie po-

lega na wpisywaniu dowolnej liczby sta loprzecinkowej 32 bitowej bez znaku

do dodatkowego pola struktury reprezentuj

,

acej ka˙zdy pakiet IP.

Ka˙zda trasa w tablicy rutingu mo˙ze mie´

c przypisan

,

a klas

,

e do kt´

orej trafi

,

a

pakiety kierowane wzd lu˙z tej trasy. Tras

,

e z klas

,

a mo˙zna skojarzy´

c na dwa

sposoby. Mo˙zna to osi

,

agn

,

a´

c przez wpisanie trasy do jednej z tablic rutingu

lub przez zdefiniowanie dziedziny rutuj

,

acej (ang. realm). Nast

,

epnie przy de-

finiowaniu filtra mo˙zna wskaza´

c na wybran

,

a tablic

,

e lub dziedzin

,

e rutuj

,

ac

,

a

jako na ´

zr´

od lo pakiet´

ow do filtrowania.

3

Filtr fw (podsekcja 3.2.2) korzysta jawnie z tego mechanizmu

41

Poni˙zszy przyk lad pokazuje zastosowanie filtra route. Wszystkie pakiety

adresowane do podsieci 192.168.10/24 z po´srednictwem rutera o adresie

192.168.10.1 wychodz

,

ace interfejsem sieciowym eth1 s

,

a kierowane do klasy

o identyfikatorze 1:10. Elementem l

,

acz

,

acym w tym przyk ladzie jest dziedzina

rutuj

,

ac

,

a o identyfikatorze 10.

# ip route add 192.168.10/24 via 192.168.10.1 dev eth1 realm 10

# tc filter add dev eth1 parent 1:0 protocol ip prio 100 \

route to 10 classid 1:10

Najwi

,

eksz

,

a zalet

,

a tego filtra wynikaj

,

ac

,

a z jego prostoty jest du˙za szybko´s´

c

dzia lania

3.2.2

Filtr fw

Kolejny rodzaj filtru korzysta z mo˙zliwo´sci znakowania pakiet´

ow, st

,

ad

pochodzi jego nazwa fw (skr´

ot terminu firewall). Filtr ten potrafi przekiero-

wa´

c pakiety do zdefiniowanych klas na podstawie warto´sci 32 bitowej liczby

sta loprzecinkowej bez znaku wpisanej uprzednio do struktury przedstawia-

j

,

acej pakiet. Do wpisywania wspomnianej liczby s lu˙zy narz

,

edzie konfiguracji

firewalla — iptables.

Jako demonstracj

,

e mo˙zliwo´sci tego elastycznego filtra pokazano ni˙zej za-

bezpieczenie serwera przed atakiem DoS polegaj

,

acym na przesy laniu do niego

du˙zej ilo´sci pakiet´

ow z ustawion

,

a flag

,

a TCP SYN (rozpoczynaj

,

acych po l

,

acze-

nie TCP ) w celu doprowadzenia do przeci

,

a˙zenia serwera, a w konsekwencji

unieruchomienia go.

Pakiet z ustawion

,

a flag

,

a TCP SYN ma wielko´s´

c 40 bajt´

ow (320 bit´

ow), tak

wi

,

ec w przybli˙zeniu trzy takie pakiety maj

,

a l

,

acznie wielko´s´

c 1 kb. Ustawiaj

,

ac

limit przepustowo´sci dla pakiet´

ow z ustawion

,

a flag

,

a TCP SYN na 1 kb, akcep-

tujemy nie wi

,

ecej ni˙z trzy pr´

oby nawi

,

azania po l

,

aczenia w ka˙zdej sekundzie.

42

W tym celu znaczymy ka˙zdym przychodz

,

acy interesuj

,

acym nas interfejsem

sieciowy eth0 pakiet warto´sci

,

a 1. Nast

,

epnie wszystkie uprzednio znaczone

pakiety podlegaj

,

a kszta ltowaniu ruchu i nadmiarowe pakiety s

,

a odrzucane.

# iptables -A PREROUTING -i eth0 -t mangle -p tcp --syn -j MARK \

--set-mark 1

# tc filter add dev eth0 parent ffff: protocol ip prio 50 \

handle 1 fw police rate 1kbit burst 40 mtu 9k drop flowid :1

G l´

own

,

a zalet

,

a tego filtra jest jego elastyczno´s´

c polegaj

,

aca na mo˙zliwo´sci

wykorzystania wszystkiego co oferuje architektura netfilter, z kt´

orej korzysta

narz

,

edzie konfiguracji firewalla iptables. Jednocze´snie mo˙zna uaktywni´

c 256

niezale˙znych filtr´

ow fw.

3.2.3

Filtry rsvp i rsvp6

Filtr rsvp umo˙zliwia klasyfikacj

,

e pakiet´

ow zgodnie z ich przynale˙zno´sci

,

a

do odpowiednich strumieni IntServ. Klasyfikacja jest przeprowadzana na pod-

stawie nast

,

epuj

,

acych parametr´

ow:

• protok´

o l warstwy sieciowej (np. TCP )

• adres docelowy IP

• port docelowy TCP lub GPI

4

• adres ´zr´

od lowy IP lub maska adres´

ow IP (opcjonalnie)

4

W przypadku korzystania z tunel´

ow IP w celu szyfrowania przesy lania danych zacho-

dzi potrzeba odczytania z nag l´

owka pakietu TCP numer´

ow portu ´

zr´

od lowego i docelowego.

Nag l´

owek TCP zostaje p´

o´

zniej zaszyfrowany, wi

,

ec informacje te zapisuje si

,

e w nag l´

owku

GPI (ang. Generalised Port Identifier) [27], kt´

ory dopisywany jest za nag l´

owkiem IP, a

przed nag l´

owkiem TCP.

43

• port ´zr´

od lowy IP lub etykieta przep lywu (opcjonalnie i dozwolone tylko

je´sli podano adres ´

zr´

od lowy IP lub mask

,

e adres´

ow)

W poni˙zszym przyk ladzie wszystkie pakiety TCP przychodz

,

ace z adresu

192.168.0.10 i adresowane do 192.168.0.1 zostan

,

a przyporz

,

adkowane do

klasy 1:2. Zapewnieniem odpowiedniej jako´sci transmisji zajmie si

,

e algorytm

kolejkowania z klasy 1:2 i nadrz

,

edne.

# tc filter add dev eth0 parent 1:0 protocol ip prio 10 rsvp ipproto tcp \

sender 192.168.0.10 session 192.168.1.1 classid 1:2

Zastosowania filtru rsvp, podobnie jak protoko lu sygnalizacyjnego RSVP,

nie s

,

a ograniczone wy l

,

acznie do architektury IntServ. Protok´

o l sygnaliza-

cyjny RSVP nie jest zale˙zny od konkretnego protoko lu sieciowego, dlatego

te˙z wsp´

o lpracuje zar´

owno z IPv4 jak i IPv6. W przypadku korzystania z pro-

toko lu IPv6 nale˙zy wywo lywa´

c ten filtr, podaj

,

ac nazw

,

e rsvp6. Jednocze´snie

mo˙zna uaktywni´

c 256 niezale˙znych filtr´

ow rsvp.

3.2.4

Filtr tcindex

Nazwa tego filtru, sk ladaj

,

aca si

,

e z dw´

och cz

,

e´sci tc (ang. Traffic Control)

oraz index, nawi

,

azuje do architektury DiffServ. W architekturze DiffServ po-

dzia l pakiet´

ow na klasy ruchu (w tej implementacji to˙zsamych z klasami)

dokonywany jest na podstawie warto´sci pola DS. Pole to to˙zsame jest z po-

lem TOS w nag l´

owku IPv4 oraz polem TC w nag l´

owku IPv6. Warto´s´

c tego

pola przechowywana jest dodatkowo w polu tcindex struktury reprezentu-

j

,

acej ka˙zdy pakiet.

W przypadku u˙zywania algorytmu kolejkowania dsmark warto´s´

c DS mo˙ze

by´

c automatycznie wczytana do zmiennej tcindex. Mo˙zna te˙z wymusi´

c z po-

moc

,

a odpowiedniego parametru wywo lania wpisanie uprzednio zdefiniowanej

44

domy´slnej warto´sci do zmiennej tcindex. Je´sli nie skorzysta si

,

e z ˙zadnej z

wymienionych metod, nale˙zy przypisa´

c warto´s´

c zmiennej tcindex w inny

spos´

ob, aby unikn

,

a´

c niejednoznaczno´sci interpretacji.

W poni˙zszym przyk ladzie opcja set_tc_index u˙zyta w pierwszym po-

leceniu nakazuje algorytmowi kolejkowania dsmark odczyta´

c zawarto´s´

c pola

TOS i wczyta´

c j

,

a do zmiennej tcindex. W drugim poleceniu na warto´s´

c

zmiennej tcindex nak ladana jest maska logiczna 0xfc, a nast

,

epnie wynik

przesuwany jest o dwa bity w prawo. W ten spos´

ob pomija si

,

e bity ECN.

# tc qdisc add dev eth0 handle 1:0 root dsmark indices 64 \

set_tc_index

# tc filter add dev eth0 parent 1:0 protocol ip prio 1 \

tcindex mask 0xfc shift 2

Filtr mo˙ze by´

c wykorzystywany do r´

o˙znych cel´

ow, nie tylko w po l

,

aczeniu

z algorytmem kolejkowania dsmark.

3.2.5

Filtr u32

Nazwa tego najbardziej elastycznego filtra pochodzi od formatu nag l´

ow-

k´

ow protoko l´

ow warstw sieciowej i transportowej, kt´

ore sk ladaj

,

a si

,

e z wie-

lokrotno´sci s lowa 32 bitowego. Filtr ten mo˙ze przyjmowa´

c jako kryterium

klasyfikacji pakiet´

ow do odpowiednich klas dowolne pola z nag l´

owk´

ow war-

stwy sieciowej (IPv4, IPv6 ) lub transportowej (TCP, UDP ). Warto´sci wspo-

mnianych p´

ol mog

,

a by´

c sprawdzane zar´

owno z u˙zyciem nazw symbolicznych

(np. ip dst 192.168.0.1) lub maskowania logicznego jednego, dw´

och lub

czterech kolejnych bit´

ow nag l´

owka (np. match u8 64 0xff at 8).

Pierwszy przyk lad prezentuj

,

acy mo˙zliwo´sci omawianego filtra pokazuje

przekierowanie do klasy 1:0 wszystkich pakiet´

ow posiadaj

,

acych pole TOS z

nag l´

owka IP ustawione na warto´s´

c 0x10 (minimalizacja op´

o´

znienia).

45

# tc filter add dev eth0 parent 1:0 protocol ip prio u32 \

match ip tos 0x10 0xff flowid 1:1

Nast

,

epny przyk lad jest demonstracj

,

a filtrowania pakiet´

ow wzgl

,

edem war-

to´sci pola TTL z nag l´

owka IP. Pakiety, kt´

orych

”

czas ˙zycia” (TTL) wynosi

1, s

,

a kierowane do oddzielnej klasy. W tym celu na dziewi

,

aty bajt nag l´

owka

IP (przesuni

,

ecie o osiem bajt´

ow) nak ladana jest maska 0xff, a wynik po-

r´

ownywany jest z oczekiwana warto´sci

,

a TTL.

# tc filter add dev eth0 parent 1:0 protocol ip prio 10 u32 \

match u8 1 0xff at 8 flowid 1:1

Ostatni przyk lad zastosowania tego filtru sk lada si

,

e z trzech selektor´

ow.

Selektorem nazywa si

,

e pojedynczy warunek. Spe lnienie wszystkich na lo˙zo-

nych warunk´

ow (iloczyn logiczny) jest konieczne, aby filtr przekierowa l pakiet

do odpowiedniej klasy. Pierwszy selektor sprawdza, czy pakiet przyszed l z ad-

resu 192.168.0.2. Nast

,

epny selektor sprawdza, czy pakiet IP zawieraj

,

acy

ten pakiet ma wielko´s´

c dok ladnie 40 bajt´

ow. Ostatni z selektor´

ow sprawdza,

czy w pakiecie jest ustawiona flaga TCP SYN.

# tc filter add dev eth0 parent 1:0 protocol ip prio 10 u32 \

match ip src 192.168.0.2 \

match u8 0x28 0xff at 3 \

match u8 0x10 0xff at nexthdr+13

3.3

Zastosowanie algorytm´

ow kolejkowania i filtr´

ow

W rzeczywistych zastosowaniach u˙zycie pojedynczego algorytmu kolejko-

wania dla jednej klasy, do kt´

orej parametry przydziela jeden filtr jest nie-

wystarczaj

,

ace. Konstruuje si

,

e wtedy hierarchie klas, korzystaj

,

ac z r´

o˙znych

algorytm´

ow kolejkowania i filtr´

ow.

46

Przyk ladowa rozbudowana struktura QoS przedstawiona jest na rys. 3.8.

Na rysunku mo˙zna zobaczy´

c zastosowanie filtr´

ow pakiet´

ow u32 (podsekcja

3.2.5) oraz algorytm´

ow kolejkowania SFQ (podsekcja 3.1.4), PRIO (podsek-

cja 3.1.2), TBF (podsekcja 3.1.3)oraz CBQ (podsekcja 3.1.6).

47

Rysunek 3.8: Przyk ladowa hierarchia klas

48

Rozdzia l 4

Mo ˙zliwo´

sci rozbudowy

implementacji QoS w systemie

Linux

Dzi

,

eki elastycznej i modularnej budowie Linuksa mo˙zna zmieni´

c kod stan-

dardowych algorytm´

ow kolejkowania lub filtr´

ow adaptuj

,

ac je do swych po-

trzeb. Mo˙zna r´

ownie˙z napisa´

c w lasne filtry lub algorytmy kolejkowania, kt´

ore

p´

o´

zniej mo˙zna skompilowa´

c jako modu ly dynamiczne i w razie potrzeby za-

ladowa´

c do j

,

adra systemu Linux.

W rozdziale tym nacisk jest po lo˙zony na budow

,

e wewn

,

etrzn

,

a algorytmu

kolejkowania oraz filtru, co u latwi potencjalnym zainteresowanym napisanie

w lasnego algorytmu kolejkowania lub filtru, b

,

ad´

z te˙z zaimplementowanie pod

system Linux algorytmu kolejkowania lub filtru ju˙z opracowanego teoretycz-

nie.

49

4.0.1

Opis og´

olny

Implementacja sterowania ruchem (ang. traffic control) w ´

zr´

od lach Li-

nuksa rozdzielona jest na kod element´

ow sterowania ruchem (pliki ´

zr´

od lowe

w j

,

ezyku C) oraz na interfejs dost

,

epu do tych element´

ow (pliki nag l´

ow-

kowe w j

,

ezyku C). Jedynym wyj

,

atkiem od tej zasady jest implementacja

filtr´

ow rsvp wraz z rsvp6, kt´

ora umiejscowiona jest w wi

,

ekszo´sci w poje-

dynczym pliku nag l´

owkowym. Wszystkie wymienione ni˙zej nazwy katalog´

ow

i plik´

ow s

,

a podawane wzgl

,

edem g l´

ownego katalogu ze ´

zr´

od lami znajduj

,

acego

si

,

e w /usr/src/linux chyba ˙ze jawnie napisano inaczej.

Komunikacja mi

,

edzy elementami sterowania ruchem dzia laj

,

acymi w try-

bie j

,

adra a programami administracyjnymi dzia laj

,

acymi w trybie u˙zyt-

kownika zapewnia mechanizm rtnetlink

[3]. Mechanizm ten jest od-

mian

,

a og´

olnego mechanizmu netlink wyspecjalizowan

,

a pod k

,

atem ob-

s lugi protoko lu sieciowego IP. Implementacja obydwu wspomnianych me-

chanizm´

ow znajduje si

,

e odpowiednio w podkatalogu net/netlink oraz

pliku net/core/rtnetlink.c, z kolei interfejs jest umieszczony w

na-

st

,

epuj

,

acych plikach nag l´

owkowych: include/linux/netlink.h oraz inc-

lude/linux/rtnetlink.h.

Administrator systemu kontroluje sterowanie ruchem z pomoc

,

a zewn

,

etrz-

nego programu tc. Program ten jest cz

,

e´sci

,

a sk ladow

,

a pakietu iproute, s lu˙z

,

a-

cego m. in. do sterowania rutingiem rozszerzonym. Cz

,

e´s´

c dotycz

,

aca stero-

wania ruchem znajduje si

,

e w podkatalogu iproute2/tc ´

zr´

ode l [2]. Program

ten pozwala na manipulowanie wybranymi elementami sterowania ruchem.

Implementacja obs lugi mechanizm´

ow sterowania ruchem sk lada si

,

e z dw´

och

cz

,

e´sci:

• obs lugi algorytm´

ow kolejkowania i klas ruchu — pliki q_ np. plik

q_tbf.c odpowiada za obs lug

,

e algorytmu kolejkowania TBF (podsek-

50

cja 3.1.3),

• obs lugi filtr´

ow pakiet´

ow — pliki f_ np. plik f_u32.c odpowiada za ob-

s lug

,

e filtru pakiet´

ow u32 (podsekcja 3.2.5).

Jako komunikacj

,

e mi

,

edzy elementami sterowania ruchem a programami

dzia laj

,

acymi w trybie u˙zytkownika traktuje si

,

e komunikacj

,

e mi

,

edzy progra-

mem tc a konkretnymi klasami ruchu, algorytmami kolejkowania oraz filtrami

pakiet´

ow.

Implementacja mechanizm´

ow sterowania ruchem w systemie Linux jest

integraln

,

a cz

,

e´sci obs lugi sieci komputerowych. Sk lada si

,

e ona z nast

,

epuj

,

acych

cz

,

e´sci:

• plik´

ow ´

zr´

od lowych (podkatalog net/sched) nast

,

epuj

,

acych element´

ow

podstawowych:

– algorytm´

ow

kolejkowania

i

klas

—

pliki

sch_

np.

plik

sch_dsmark.c zawiera kod ´

zr´

od lowy implementacji algorytmu ko-

lejkowania DSMARK (podsekcja 3.1.7),

– filtr´

ow pakiet´

ow — pliki cls_ np. plik cls_tcindex zawiera kod

´

zr´

od lowy implementacji filtra tcindex (podsekcja 3.2.4).

• plik´

ow nag l´

owkowych zawieraj

,

acych:

– interfejs po´srednicz

,

acy mi

,

edzy elementami sterowania ruchem

a

programami dzia laj

,

acymi w trybie u˙zytkownika — inc-

lude/net/pkt_sched.h (algorytmy kolejkowania i klasy) oraz in-

clude/net/pkt_cls.h (filtry pakiet´

ow),

– deklaracje u˙zywane tylko wewn

,

atrz j

,

adra i programy dzia laj

,

ace

w trybie j

,

adra — include/linux/pkt_sched.h (algorytmy ko-

51

lejkowania i klasy) oraz include/linux/pkt_cls.h (filtry pakie-

t´

ow).

4.0.2

Opis implementacji algorytm´

ow kolejkowania

Implementacja nowego algorytmu kolejkowania o przyk ladowej nazwie foo

w uproszczeniu sk lada si

,

e z nast

,

epuj

,

acych krok´

ow:

1. Stworzenie pliku foo_sch.c w podkatalogu net/sched/.

2. Zdefiniowanie struktury foo_sched_data przechowywuj

,

acej informacje

pomocnicze dla dzia lania danego algorytmu kolejkowania (np. maksy-

malne d lugo´sci kolejek wewn

,

etrznych).

3. Zdefiniowanie struktury foo_sched przechowuj

,

acej informacje wsp´

o l-

dzielone przez wszystkie r´

ownolegle wykorzystywane instancje danego

algorytmu kolejkowania oraz zawieraj

,

acej w sobie tablic

,

e, kt´

orej ele-

menty maj

,

a posta´

c struktury foo_sched_data.

4. Napisanie kodu nast

,

epuj

,

acych funkcji:

foo_init — inicjalizuje i wst

,

epnie konfiguruje algorytm kolejko-

wania (na podstawie parametr´

ow przekazanych programem tc)

foo_enqueue — wstawia pakiet do kolejki w klasie. Je´

sli wewn

,

atrz

klasy znajduj

,

a si

,

e kolejne klasy, to funkcja ta jest wywo lywana ponow-

nie dla klasy wewn

,

etrznej.

foo_dequeue — zwraca oraz usuwa pakiet z kolejki do wys lania.

Je´sli w kolejce nie ma pakiet´

ow lub nie mo˙zna ich wys la´

c, to zwracany

jest pusty wska´

znik NULL.

foo_requeue — wstawia z powrotem pakiet do kolejki po uprzed-

nim usuni

,

eciu go przez funkcj

,

e foo_dequeue. Pakiet musi by´

c wsta-

52

wiony z powrotem na to samo miejsce w kolejce, z kt´

orego zosta l wcze-

´sniej usuni

,

ety.

foo_drop — usuwa jeden pakiet z ko´

nca kolejki.

foo_change — zmienia konfiguracj

,

e algorytmu kolejkowania (na

podstawie parametr´

ow przekazanych programem tc).

foo_dump — zwraca informacje diagnostyczne przydatne dla ad-

ministratora. Zwyczajowo zwracane s

,

a parametry konfiguracyjne oraz

warto´sci zmiennych stanu (np. foo_sched).

foo_reset — przywraca pocz

,

atkow

,

a konfiguracj

,

e algorytmu ko-

lejkowania. W tym celu wszystkie kolejki s

,

a opr´

o˙zniane, a regulatory

czasowe steruj

,

ace wysy laniem pakiet´

ow s

,

a zatrzymywane.

foo_destroy — usuwa algorytm kolejkowania wraz ze wszystkimi

podrz

,

ednymi klasami ruchu wraz ze skojarzonymi algorytmami kolejko-

wania oraz filtrami, a wszystkie pakiety z tych kolejek s

,

a odrzucane>.

Klasa zawieraj

,

aca ten algorytm kolejkowania pozostaje nienaruszona.

5. Wpisanie nazw wymienionych wy˙zej funkcji do struktury Qdisc_ops.

6. Je´sli nowy algorytm kolejkowania foo ma istnie´

c w postaci dynamicz-

nego modu lu j

,

adra, to nale˙zy wykona´

c co nast

,

epuje:

(a) napisa´

c funkcj

,

e inicjalizuj

,

ac

,

a modu l (wykonywan

,

a po jego za la-

dowaniu przez j

,

adro) i rejestruj

,

ac

,

a go w j

,

adrze — init_module

(b) napisa´

c funkcj

,

e wywo lywan

,

a tu˙z przed wy ladowaniem modu lu

przez j

,

adro i wyrejestrowywuj

,

ac

,

a go z j

,

adra — cleanup_module

(c) zapewni´

c inkrementacj

,

e licznika zabezpieczaj

,

acego przez wy-

ladowaniem

u˙zywanego

modu lu

z

pomoc

,

a

makrodefinicji

53

MOD_INC_USE_COUNT

w

funkcji

foo_init,

czasem

r´

ownie˙z

w foo_change

(d) zapewni´

c dekrementacj

,

e licznika zabezpieczeczaj

,

acego przed

wy ladowaniem u˙zywanego modu lu z pomoc

,

a makrodefinicji

MOD_DEC_USE_COUNT w funkcji foo_destroy

7. Je´sli nowy algorytm kolejkowania foo ma istnie´

c w postaci kodu wkom-

pilowanego statycznie w j

,

adro, to nale˙zy wykona´

c co nast

,

epuje:

(a) umie´sci´

c deklaracje dotycz

,

ace tego algorytmu kolejkowania do-

st

,

epne tylko dla j

,

adra w pliku include/net/pkt_sched.h

(b) umie´sci´

c interfejs po´srednicz

,

acy w komunikacji mi

,

edzy tym algo-

rytmem kolejkowania a programami dzia laj

,

acymi w trybie u˙zyt-

kownika (np. tc) w pliku include/linux/pkt_sched.h

(c) umie´sci´

c

kod

´

zr´

od lowy

algorytmu

kolejkowania

w

pliku

net/sched/sch_foo.c

(d) zainicjowa´

c algorytm kolejkowania w funkcji pktsched_init znaj-

duj

,

acej si

,

e w pliku net/sched/sch_api.c

8. Nale˙zy zmodyfikowa´

c ´

zr´

od la programu tc w spos´

ob nast

,

epuj

,

acy:

(a) stworzy´

c plik q_foo.c

(b) zdefiniowa´

c nast

,

epuj

,

ace funkcje:

• foo_parse_opt — sprawdza poprawno´s´c podanych parame-

tr´

ow wywo lania, a nast

,

epnie przekazuje je algorytmowi kolej-

kowania

• foo_print_opt — wypisuje aktualn

,

a konfiguracj

,

e algorytmu

kolejkowania

54

• foo_print_xstats — wypisuje statystyki algorytmu kolejko-

wania

• explain — wypisuje pomoc odno´snie parametr´

ow przekazy-

wanych algorytmowi kolejkowania

(c) wpisa´

c nazwy powy˙zszych funkcji do struktury qdisc_util

(d) skompilowa´

c poprawion

,

a wersj

,

e programu tc

9. Kompilacji j

,

adra, a nast

,

epnie uruchomienia systemu operacyjnego pod

kontrol

,

a nowego j

,

adra.

10. Je´sli algorytm kolejkowania istnieje w postaci modu lu, to nale˙zy go

za ladowa´

c do j

,

adra z pomoc

,

a programu modprobe.

11. Skonfigurowa´

c sterowanie ruchem z pomoc

,

a programu tc.

4.0.3

Opis implementacji klas ruchu

Opis implementacji nowych klas w programie tc nie r´

o˙zni si

,

e zasadni-

czo od implementacji nowych algorytm´

ow kolejkowania, wi

,

ec w podsekcji tej

om´

owione zostan

,

a jedynie niezb

,

edne zmiany w ´

zr´

od lach j

,

adra.

Implementacja nowej klasy o nazwie foo wygl

,

ada podobnie jak imple-

mentacja nowych algorytm´

ow kolejkowania (podsekcja 4.0.2). Inne s

,

a tylko

funkcje, kt´

ore nale˙zy napisa´

c i umie´sci´

c w pliku foo_sch.c znajduj

,

acym si

,

e

w podkatalogu net/sched. Wymagane s

,

a nast

,

epuj

,

ace funkcje:

• foo_graft — do l

,

acza nowy algorytm kolejkowania do klasy

• foo_get — wyszukuje klas

,

e na podstawie jej identyfikatora i zwraca

jej wewn

,

etrzny identyfikator. Je´sli klasa posiada w lasny licznik odwo la´

n

do niej, to powinien zosta´

c zwi

,

ekszony o jeden.

55

• foo_put — zmniejsza licznik odwo la´

n do tej klasy, je´sli dana klasa go

posiada. Je´sli licznik ten osi

,

agnie zero, to klasa zostanie usuni

,

eta.

• foo_change_class — zmienia konfiguracj

,

e bie˙z

,

acej klasy (na podsta-

wie parametr´

ow przekazanych programem tc).

• foo_delete — usuwa bie˙z

,

ac

,

a klas

,

e. Je´sli klasa posiada w lasny licz-

nik odwo la´

n do niej, to jest on dekrementowany, a klasa jest usuwana

wy l

,

acznie wtedy, gdy osi

,

agnie on zero.

• foo_walk — iteracyjnie wywo luje wszystkie funkcje zwrotne (ang. cal-

lback) skojarzone z klasami wewn

,

etrznymi. Przyk ladowo funkcje takie

mog

,

a zwraca´

c informacje diagnostyczne o klasach.

• foo_leaf — zwraca wska´znik do klasy je´sli jest ona li´sciem drzewa

klas. W przeciwnym przypadku zwracany jest pusty wska´

znik NULL.

• foo_dump — zwraca dane diagnostyczne dotycz

,

ace bie˙z

,

acej klasy.

Cz

,

e´s´

c implementacji dotycz

,

aca zmian w programie tc jest dok ladnie taka

sama jak w przypadku implementacji nowego algorytmu kolejkowania.

4.0.4

Opis implementacji filtr´

ow pakiet´

ow

Proces implementacji nowego filtru o nazwie foo sk lada si

,

e z nast

,

epuj

,

a-

cych krok´

ow:

1. Napisanie poni˙zszych funkcji:

• foo_init — inicjalizuje filtr.

56

• foo_classify — dokonuje klasyfikacji pakietu

1

.

• foo_get — szuka filtru o podanym identyfikatorze i zwraca jego

wewn

,

etrzny identyfikator.

• foo_put — sprawdza czy bie˙z

,

acy filtr jest u˙zywany, a je´sli nie

jest, to usuwa go.

• foo_change — zmienia konfiguracj

,

e filtra.

• foo_walk — wywo luje funkcje zwrotne wszystkich element´

ow fil-

tra.

• foo_dump — zwraca informacje diagnostyczne dotycz

,

ace bie˙z

,

acego

filtru.

• foo_delete — usuwa wskazany element sk ladowy filtra.

• foo_destroy — usuwa filtr.

2. Wpisanie nazw tych funkcji do struktury tcf_proto_ops.

3. Nale˙zy zmodyfikowa´

c ´

zr´

od la programu tc w spos´

ob nast

,

epuj

,

acy:

(a) stworzy´

c plik q_foo.c

(b) zdefiniowa´

c nast

,

epuj

,

ace funkcje:

• f_foo_parse_opt — sprawdza poprawno´s´c podanych para-

metr´

ow programu i przekazuje je filtrowi pakiet´

ow.

• f_foo_print_opt — wy´swietla aktualn

,

a konfiguracj

,

e filtra

pakiet´

ow.

(c) skompilowa´

c poprawion

,

a wersj

,

e programu tc.

1

Dozwolonymi wynikami klasyfikacji s

,

a: TC_POLICE_OK (pakiet zostanie przepusz-

czony), TC_POLICE_RECLASSIFY (pakiet b

,

edzie powt´

ornie klasyfikowany, gdy˙z prze-

kroczy l dopuszczalny limit przepustowo´

sci), TC_POLICE_SHOT (pakiet zostanie odrzu-

cony) oraz TC_POLICE_UNSPEC (pakiet zostanie odrzucony lub traktowany jako ruch
niskopriorytetowy)

57

Rozdzia l 5

Badania wykonane bez

w l

,

aczonych mechanizm´

ow QoS

5.1

Cel bada´

n

Badania polega ly na zmierzeniu wp lywu r´

o˙znych czynnik´

ow (po´srednic-

two rutera w transmisji danych, transmisje FTP wykonywane w tle, druga

transmisja interaktywna wykonywana w tle) na zmienno´s´

c op´

o´

znienia w prze-

kazywaniu pakiet´

ow IP (ang. jitter). Sk lada ly si

,

e z dw´

och grup bada´

n. Bada-

nia z pierwszej grupy zosta ly wykonane bez w l

,

aczonych mechanizm´

ow QoS.

W pierwszej grupie znalaz ly si

,

e pomiary op´

o´

znie´

n w transmisjach bezpo´sred-

nich oraz w transmisjach przez nieobci

,

a˙zony ruter. Na drug

,

a grup

,

e z lo˙zy ly

si

,

e pomiary dokonane w sytuacjach, gdy ruter poza interesuj

,

ac

,

a transmisj

,

a

obci

,

a˙zany by l dodatkowymi transmisjami (transmisja interaktywna – echo

oraz transmisje FTP).

58

5.2

Sprz

,

et u ˙zyty w badaniach

Stanowisko badawcze (rys. 5.1) sk lada lo si

,

e z nast

,

epuj

,

acych element´

ow:

• ruter programowy (komputer PC oznaczony na rysunkach symbo-

lem R),

• cztery

ko´

nc´

owki

klienckie

(komputery

PC

oznaczone

cyframi

1, 2, 3 i 4).

Rysunek 5.1: Stanowisko badawcze

Jako ruter programowy wykorzystano komputer klasy PC wyposa˙zony

w procesor Intel Pentium 75, pami

,

e´

c operacyjn

,

a wielko´sci 48 MB oraz cztery

karty sieciowe

”

Thick Ethernet” (100 Mbit). Komputer pracowa l pod kon-

trol

,

a systemu GNU/Linux Debian 3.0. Dodatkowo skompilowano specjalnie

pod posiadany sprz

,

et j

,

adro w wersji 2.4.18. Ruter z ko´

nc´

owkami klienckimi

po l

,

aczono okablowaniem sieciowym typu

”

skr

,

etka” kategorii 5.

Jako ko´

nc´

owki klienckie u˙zyto cztery komputery klasy PC. Ka˙zdy z nich

posiada l procesor Intel Pentium III 733, pami

,

e´

c operacyjn

,

a wielko´sci 64 MB

oraz pojedyncz

,

a kart

,

e sieciow

,

a o przepustowo´sci 100 Mbit. Komputery pra-

cowa ly pod kontrol

,

a systemu RedHat Linux w wersji 7.2. R´

ownie˙z dla nich

specjalnie skompilowano j

,

adro w wersji 2.4.18. U˙zycie tego samego j

,

adra

59

na wszystkich komputerach oraz wy l

,

aczenie nieu˙zywanych demon´

ow siecio-

wych (np. serwera poczty) zniwelowa lo wp lyw poszczeg´

olnych dystrybucji

na prowadzone pomiary.

5.3

Opis oprogramowania testuj

,

acego

W celu wykonania oblicze´

n niezb

,

edne jest zmierzenie op´

o´

znienia (czasu)

przekazywania pakiet´

ow IP. Nale˙zy r´

ownie˙z dok ladnie zmierzy´

c chwilowe,

´sredni

,

a i kra´

ncowe warto´sci przepustowo´sci. Mo˙zna to wykona´

c na wiele spo-

sob´

ow. Og´

olnie m´

owi

,

ac, mo˙zna dokona´

c pomiar´

ow w trybie u˙zytkownika

(ang. user mode) lub w trybie j

,

adra (ang. kernel mode).

W uproszczeniu mo˙zna powiedzie´

c, ˙ze tryb j

,

adra to uprzywilejowany tryb

dost

,

epu do procesora. Proces dzia laj

,

acy w tym trybie mo˙ze uczyni´

c wszystko

co umo˙zliwia architektura sprz

,

etowa na kt´

orej jest wykonywany. Proces dzia-

laj

,

acy w tym trybie nie jest ograniczany przez prawa dost

,

epu do plik´

ow oraz

mo˙ze zar´

owno odczytywa´

c jak i zapisywa´

c dane do przestrzeni adresowej in-

nych proces´

ow. Proces taki mo˙ze by´

c uruchomiony jedynie przez administra-

tora danego komputera. W tym trybie dzia laj

,

a

”

w

,

atki j

,

adra” (ang. kernel

threads) oraz dynamiczne modu ly j

,

adra. Jako w

,

atki j

,

adra okre´sla si

,

e frag-

menty j

,

adra pracuj

,

ace niezale˙znie od siebie. Przyk ladowym w

,

atkiem j

,

adra

jest w

,

atek obs lugi przerwa´

n programowych. Natomiast dynamiczne modu ly

j

,

adra to programy niezale˙zne programy, kt´

ore mog

,

a by´

c w l

,

aczane i wy l

,

a-

czane w trakcie pracy systemu operacyjnego. Mog

,

a one r´

ownie˙z przyjmowa´

c

parametry wywo lania. Przyk ladowe zastosowanie dla modu l´

ow to sterowniki

urz

,

adze´

n zewn

,

etrznych np. kart sieciowych w technologii Ethernet.

Z kolei trybem u˙zytkownika okre´sla si

,

e nieuprzywilejowany tryb dost

,

epu

do procesora. Proces dzia laj

,

acy w tym trybie podlega restrykcjom dotycz

,

acy

60

dost

,

epu jedynie do w lasnej przestrzeni adresowej pami

,

eci oraz jedynie do

tych plik´

ow, kt´

orych prawa dost

,

epu na to pozwalaj

,

a. Wszystkie programy

uruchamiane przez zwyk lych u˙zytkownik´

ow oraz cz

,

e´s´

c program´

ow urucha-

miana przez u˙zytkownik´

ow pracuje w tym trybie. Przyk ladowo edytor tekstu,

w kt´

orym napisana zosta la niniejsza praca, pracowa l w trybie u˙zytkownika.

5.3.1

Zasadno´

s´

c pomiar´

ow w trybie u ˙zytkownika

Przyk ladowym rozwi

,

azaniem dzia laj

,

acym w trybie u˙zytkownika jest wy-

korzystanie do pomiaru programu pods luchuj

,

acego ruch w sieci komputero-

wej (ang. sniffer). Nale˙zy uruchomi´

c kilka instancji takiego programu (np.

tcpdump), po jednej na ka˙zdy interesuj

,

acy nas interfejs sieciowy. Pojawia si

,

e

wtedy powa˙zny problem zwi

,

azany z szeregowaniem proces´

ow przez j

,

adro, nie

mo˙zna w latwy spos´

ob zagwarantowa´

c, ˙ze pomiary czasu dokonywane przez

nas luchuj

,

ace programy b

,

ed

,

a bardzo dok ladne. Wynika to z tego, ˙ze j

,

adro

przydziela ka˙zdemu procesowi przez kt´

ory ma dost

,

ep do procesora i po up ly-

wie jego proces zostaje wyw laszczony, nie wiadomo wi

,

ec czy pakietowi A,

kt´

ory pojawi l si

,

e w ruterze przed pakietem B, zostanie przypisany czas nadej-

´scia wcze´sniejszy ni˙z pakietowi B. Problem mo˙zna rozwi

,

aza´

c, uruchamiaj

,

ac

system Linux na maszynie wieloprocesorowej tak, aby ka˙zda instancja pro-

gramu nas luchuj

,

acego pracowa la na oddzielnym procesorze, co w dost

,

epnych

warunkach laboratoryjnych by lo niemo˙zliwe. Dodatkowym minusem podej-

´scia opartego na programach uruchamianych przez u˙zytkownika jest mniejsza

dok ladno´s´

c ni˙z to mo˙zliwe w trybie j

,

adra. Programy takie mog

,

a odczyta´

c czas

systemowy z rozdzielczo´sci

,

a 1µs(10

−6

), czyli znacznie mniej ni˙z cz

,

estotliwo´s´

c

taktowania wsp´

o lczesnych procesor´

ow. Ograniczenie to narzucone jest przez

bibliotek

,

e standardow

,

a j

,

ezyka C i zwi

,

azane jest z postulatem przeno´sno´sci

(na poziomie ´

zr´

od la) oprogramowania napisanego w j

,

ezyku C.

61

5.3.2

Zasadno´

s´

c pomiar´

ow w trybie j

,

adra

Alternatywne podej´scie, czyli dokonanie pomiar´

ow w trybie j

,

adra, mo˙zna

zrealizowa´

c na dwa sposoby. Pierwszym z nich jest zmodyfikowanie ´

zr´

ode l j

,

a-

dra i zapisanie zmian w stosunku do orygina lu w pliku

”

latce” (ang. patch).

Korzystaj

,

ac p´

o´

zniej z tego pliku mo˙zna szybko uzyska´

c zmodyfikowane j

,

adra

z oryginalnego j

,

adra. Drugim sposobem osi

,

agni

,

ecia celu jest napisanie mo-

du lu j

,

adra, kt´

ory mo˙zna za ladowa´

c i wy ladowa´

c dynamicznie w trakcie pracy

systemu Linux. Modu l taki mo˙ze w trakcie ladowania przyjmowa´

c parametry

wywo lania podobnie jak zwyk ly program. Po za ladowaniu modu l traktowany

jest jako integralna cz

,

e´s´

c j

,

adra. Istotne jest r´

ownie˙z to, i˙z raz napisany mo-

du l mo˙zna u˙zywa´

c z p´

o´

zniejszymi wersjami systemu Linux. W przypadku

poprawek bezpo´srednio w j

,

adrze, mo˙zna spodziewa´

c si

,

e konieczno´sci ich mo-

dyfikacji, aby dostosowa´

c zmiany do nowszych wersji j

,

adra.

Mierz

,

ac czasy nadej´scia pakiet´

ow z poziomu j

,

adra mo˙zna uzyska´

c po-

miary z

dok ladno´sci

,

a do pojedynczego cykni

,

ecia zegara procesora. Przy-

k ladowo posiadaj

,

ac ruter z procesorem o cz

,

estotliwo´sci 1GHz, osi

,

agamy

rozdzielczo´s´

c czasu 1ns(10

−9

). Negatywnymi stronami omawianego podej-

´scia s

,

a nieprzeno´sno´s´

c oraz potencjalna niestabilno´s´

c. Nieprzeno´sno´s´

c wi

,

a˙ze

si

,

e z faktem, ˙ze odczyt czasu nast

,

epuje z rejestru TSC, kt´

ory wyst

,

epuje

w procesorach Intela od modelu Pentium. Nie jest to du˙zym problemem,

gdy˙z wszystkie obecnie dost

,

epne na rynku procesory klasy x86 posiadaj

,

a

ten rejestr (zak ladam, ˙ze nie korzysta si

,

e z innych architektur procesor´

ow

np. Alphy). Znacznie powa˙zniejszym problemem jest niestabilno´s´

c, wynika-

j

,

aca z tego, ˙ze proces dzia laj

,

acy w trybie j

,

adra nie jest przez nie kontrolowany

i mo˙ze poprzez zapis lub odczyt spod niew la´sciwego adresu w pami

,

eci spo-

wodowa´

c niestabilno´s´

c ca lego systemu operacyjnego z jego zawieszeniem si

,

e

w l

,

acznie. Utrudnia to testowanie modu lu w trakcie jego tworzenia, ale po

62

jego stworzeniu i przetestowaniu ju˙z nie odgrywa roli.

5.3.3

Opis przyj

,

etego rozwi

,

azania

Badania wchodz

,

ace w sk lad niniejszej pracy zosta ly wykonane w try-

bie j

,

adra. Zdecydowano si

,

e na napisanie modu lu j

,

adra. Rozwi

,

azanie to

jest bardziej elastyczne ni˙z dokonanie zmian bezpo´srednio w j

,

adrze. Mo-

du l po za ladowaniu wypisuje komunikaty, kt´

ore mog

,

a by´

c zapisywane

do pliku (np. /var/log/kernel.log) lub przekazywane kolejki FIFO

(np.

/dev/xconsole), z ktorej mog

,

a by´

c odczytywane przez inny proces

dzia laj

,

acy lokalnie na ruterze lub inny proces zdalny.

Dla ka˙zdego pakietu wchodz

,

acego do rutera lub wychodz

,

acego z niego

ka˙zdy wiersz wygl

,

ada nast

,

epuj

,

aco:

data nazwa rutera kernel: kierunek: czas adres ´

zr´

od lowy > adres docelowy flagi rozmiarB

Znaczenie poszczeg´

olnych kolumn jest nast

,

epuj

,

ace:

• data: czas wpisywany przez j

,

adro (np. Jul 28 15:59:22)

• nazwa rutera: nazwa komputera, kt´

ory jest ruterem (np. o387)

• kierunek: okre´slenie, czy jest to pakiet wchodz

,

acy (coming) czy wycho-

dz

,

acy (leaving)

• czas: dok ladny czas nadej´scia pakietu mierzony w cyklach zegara (np.

18019375715228

• adres ´zr´

od lowy: adres IP nadawcy pakietu wraz z numerem portu (np.

157.158.181.131:35078)

• adres docelowy: adres IP adresata pakietu wraz z numerem portu (np.

157.158.1.3:22)

63

• flagi: ustawione w nag l´

owku TCP flagi (np. PA oznacza psh+ack)

• rozmiar: rozmiar datagramu (np. 40B)

Ca lo´s´

c bada´

n zosta la wykonana z pomoc

,

a standardowego powszechnie

dost

,

epnego oprogramowania:

• tcpdump - program do pods luchiwania ruchu w sieci

• ProFTPD - serwer FTP

• lftp - klient FTP

• inetd - demon sieciowy wywo luj

,

acy inne us lugi i programy (us luga echo

w wersji dla TCP)

Standardowe oprogramowanie nie spe lni lo wszystkich potrzeb, wi

,

ec do-

datkowo napisano program w j

,

ezyku C do wysy lania co okre´slony odst

,

ep

czasu spreparowanych przeze mnie pakiet´

ow TCP. Analiza plik´

ow z logami

wraz z obliczeniami przeprowadzone zosta ly dedykowanymi programami na-

pisanymi w j

,

ezyku Perl.

5.4

Przewodnik po badaniach

5.4.1

Pomiar przepustowo´

sci l

,

acza

Wykonano pomiary szybko´sci transfer´

ow mi

,

edzy komputerami. Pomiary

przeprowadzono zar´

owno w transmisjach z po´srednictwem rutera (rys. 5.2),

jak i w po l

,

aczeniach bezpo´srednich (rys.

5.3), aby oceni´

c wp lyw rutera

na transmisj

,

e.

Wykonano dziesi

,

eciokrotnie pomiary szybko´sci transfer´

ow przy przesy la-

niu pliku o wielko´sci 1MB, 10MB i 100MB z pomoc

,

a protoko lu FTP mi

,

edzy

dwoma komputerami. U´srednione wyniki znajduj

,

a si

,

e w tab. 5.1.

64

Rysunek 5.2: Transmisja FTP przy po l

,

aczeniu przez ruter

Rysunek 5.3: Transmisja FTP przy po l

,

aczeniu bezpo´srednim

Jedynie przy przesy laniu pliki o wielko´sci 1MB ruter nieznacznie (w gra-

nicach 1%) op´

o´

znia transmisj

,

e. Natomiast ju˙z przy transmisji pliku 10MB

oraz 100MB wp lyw rutera na szybko´s´

c transmisji jest pozytywny. Przyspie-

szenie transmisji po wprowadzeniu rutera wynika st

,

ad, ˙ze ruter zmniejsza

chwilowe przeci

,

a˙zenia transferu poprzez odpowiednie buforowanie przecho-

dz

,

acych przez niego pakiet´

ow sieciowych —

”

wyg ladza” ruch w sieci.

5.4.2

Pomiar op´

o´

znienia przekazywania pakiet´

ow IP

Nast

,

epnie przeprowadzono pomiary op´

o´

znie´

n przekazywania pakiet´

ow IP

oraz ich zmienno´sci (ang. jitter). R´

ownie˙z te badania wykonano dla po l

,

acze´

n

komputer´

ow z po´srednictwem rutera i bez po´srednictwa rutera. Do cel´

ow

testowych wykorzystano us lug

,

e echo w wersji dla TCP udost

,

epnian

,

a przez

serwer sieciowy inetd. Us luga ta polega na odsy laniu z powrotem tego samego

pakietu, kt´

ory nadszed l przed chwil

,

a. Jedynie adresy ´

zr´

od lowy i docelowy

65

Rozmiar pliku [MB]

Po l

,

aczenie bezpo´srednie [Bps]

Po l

,

aczenie przez ruter [Bps]

1

746956

742279

10

655519

754742

100

494265

633246

Tablica 5.1: ´

Srednia przepustowo´s´

c przy przesy laniu plik´

ow FTP

zamieniane s

,

a ze sob

,

a.

Pomiar polega l na mierzeniu odst

,

ep´

ow (interwa l´

ow) czasowych pomi

,

edzy

wysy lanymi pakietami TCP o wielko´sci 1500B. Jako interwa l czasowy rozu-

miany jest odst

,

ep czasu mi

,

edzy wys laniem pakietu przez klienta (nadawca)

a odebraniem go przez serwer (odbiorca). Zosta l on wykonany pi

,

eciusetkrot-

nie dla r´

o˙znych po l

,

acze´

n klienta z serwerem oraz rozmaitych zak l´

oce´

n. Zak l´

o-

ceniami by ly dodatkowe transmisje FTP wielomegabajtowych ilo´sci danych

przechodz

,

acych przez ten sam ruter oraz dodatkowe transmisje echo.

Transmisje bez dodatkowych zak l´

oce´

n

Wykonano pomiary transmisji pakiet´

ow echo bez ˙zadnych zak l´

oce´

n przy

po l

,

aczeniu bezpo´srednim (rys. 5.4) oraz przy po l

,

aczeniu przez ruter (rys. 5.5).

U´srednione wyniki znajduj

,

a si

,

e w tab. 5.2 oraz 5.3.

Rysunek 5.4: Transmisja echo przy po l

,

aczeniu bezpo´srednim

66

Rysunek 5.5: Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter

Interwa l czasowy wysy lania

Po l

,

aczenie

[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

1

0.001

0.014453

0.035257

0.019911

bezpo´

srednie

10

0.01

0.019675

0.038340

0.020025

100

0.1

0.105180

0.109024

0.108878

1000

1

0.996572

1.001076

1.000007

1

0.001

0.016039

0.019829

0.019761

przez ruter

10

0.01

0.017482

0.033624

0.019926

100

0.1

0.100863

0.108952

0.108834

1000

1

0.991690

1.000076

0.999958

Tablica 5.2: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta

Interwa l czasowy wysy lania

Po l

,

aczenie

[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

1

0.001

0.000021

0.122739

0.011300

10

0.01

0.019648

0.038468

0.020027

bezpo´

srednie

100

0.1

0.105168

0.996607

0.117809

1000

1

0.999080

1.001169

1.000125

1

0.001

0.000051

0.019794

0.010154

10

0.01

0.017453

0.142897

0.021235

przez ruter

100

0.1

0.108858

0.991577

0.117936

1000

1

1.000063

1.000191

1.000125

Tablica 5.3: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera

67

Transmisje z dodatkowymi zak l´

oceniami

Do lo˙zono dodatkowe zak l´

ocenie w postaci pojedynczej transmisji FTP,

po czym wykonano pomiary op´

o´

znie´

n przekazywania pakiet´

ow. Sytuacja ta

przedstawiona jest na rys. 5.6. U´srednione wyniki znajduj

,

a si

,

e w tab. 5.4 oraz

5.5.

Rysunek 5.6: Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter zak l´

ocana przez

pojedyncz

,

a transmisj

,

e FTP

68

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000024

0.047132

0.019770

20

0.02

0.000023

0.109642

0.029816

30

0.03

0.007641

0.109497

0.040255

40

0.04

0.017919

0.081215

0.049482

50

0.05

0.021742

0.088609

0.059322

60

0.06

0.048739

0.092343

0.069495

70

0.07

0.075660

0.242671

0.080857

80

0.08

0.085501

0.090296

0.089076

90

0.09

0.08715

0.092508

0.089113

100

0.1

0.104528

0.113302

0.108887

1000

1

0.999641

1.000083

1.000038

Tablica 5.4: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy jednej transmisji FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001221

0.060525

0.020193

20

0.02

0.001208

0.092241

0.029742

30

0.03

0.002783

0.098029

0.039981

40

0.04

0.009262

0.087140

0.049608

50

0.05

0.006832

0.090942

0.059125

60

0.06

0.031493

0.093195

0.069320

70

0.07

0.040101

0.243162

0.080680

80

0.08

0.059644

0.130754

0.089336

90

0.09

0.058208

0.118759

0.089049

100

0.1

0.076205

0.146214

0.108689

1000

1

0.966067

1.036311

1.000078

Tablica 5.5: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy jednej transmisji FTP

69

Do lo˙zono kolejne zak l´

ocenie w postaci drugiej transmisji FTP, po czym

wykonano pomiary op´

o´

znie´

n przekazywania pakiet´

ow. Sytuacja ta przedsta-

wiona jest na rys. 5.7. U´srednione wyniki znajduj

,

a si

,

e w tab. 5.6 oraz 5.7.

Rysunek 5.7: Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter zak l´

ocana przez

dwie transmisje FTP

70

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000020

0.135074

0.020964

20

0.02

0.000021

0.161962

0.030675

30

0.03

0.000021

0.186652

0.039930

40

0.04

0.000022

0.155015

0.049483

50

0.05

0.000023

0.130363

0.059711

60

0.06

0.000023

0.169308

0.069262

70

0.07

0.000023

0.211906

0.079205

80

0.08

0.072677

0.134711

0.089510

90

0.09

0.041039

0.148767

0.098977

100

0.1

0.048513

0.207868

0.109949

1000

1

0.995435

1.000142

0.999996

Tablica 5.6: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy dw´

och transmisjach FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001219

0.132987

0.021038

20

0.02

0.001240

0.148864

0.030129

30

0.03

0.001046

0.187965

0.039930

40

0.04

0.001424

0.148929

0.048757

50

0.05

0.001376

0.129185

0.059427

60

0.06

0.001376

0.169068

0.069036

70

0.07

0.001363

0.193549

0.078719

80

0.08

0.043899

0.128606

0.089456

90

0.09

0.016620

0.149602

0.099032

100

0.1

0.012277

0.226049

0.109876

1000

1

0.925434

1.063195

1.000212

Tablica 5.7: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy dw´

och transmisjach FTP

71

Do lo˙zono dodatkowe zak l´

ocenie w postaci trzeciej transmisji FTP, po

czym wykonano pomiary op´

o´

znie´

n przekazywania pakiet´

ow. Sytuacja ta

przedstawiona jest na rys. 5.8. U´srednione wyniki znajduj

,

a si

,

e w tab. 5.8

oraz 5.9.

Rysunek 5.8: Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter zak l´

ocana przez

trzy transmisje FTP

72

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000022

0.232668

0.023340

20

0.02

0.000022

0.256349

0.033539

30

0.03

0.000022

0.199251

0.040567

40

0.04

0.000022

0.235794

0.049922

50

0.05

0.000023

0.119680

0.059364

60

0.06

0.000024

0.182089

0.069230

70

0.07

0.000023

0.255396

0.079957

80

0.08

0.000024

0.182322

0.089056

90

0.09

0.005904

0.191247

0.099005

100

0.1

0.000024

0.240286

0.109862

1000

1

0.991639

1.000129

0.999957

Tablica 5.8: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy trzech transmisjach FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001053

0.232879

0.023613

20

0.02

0.001208

0.249911

0.033465

30

0.03

0.001028

0.207301

0.040671

40

0.04

0.001044

0.228850

0.049883

50

0.05

0.001406

0.120586

0.059943

60

0.06

0.001206

0.185317

0.069109

70

0.07

0.001220

0.254266

0.079760

80

0.08

0.001220

0.187819

0.089140

90

0.09

0.004323

0.194543

0.099391

100

0.1

0.001392

0.240055

0.109731

1000

1

0.939382

1.053048

0.999843

Tablica 5.9: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy trzech transmisjach FTP

73

Do lo˙zono dodatkowe zak l´

ocenie w postaci czwartej transmisji FTP, po

czym wykonano pomiary op´

o´

znie´

n przekazywania pakiet´

ow. Sytuacja ta

przedstawiona jest na rys. 5.9. U´srednione wyniki znajduj

,

a si

,

e w tab. 5.10

oraz 5.11.

Rysunek 5.9: Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter zak l´

ocana przez

cztery transmisje FTP

74

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000020

0.114798

0.006528

20

0.02

0.000021

0.114269

0.005555

30

0.03

0.000021

0.082949

0.003302

40

0.04

0.000020

0.082614

0.004843

50

0.05

0.000021

0.073251

0.008533

60

0.06

0.000021

0.072662

0.007106

70

0.07

0.000020

0.109462

0.004978

80

0.08

0.000020

0.143179

0.003893

90

0.09

0.000020

0.080411

0.004719

100

0.1

0.000020

4.911110

0.010326

1000

1

0.000020

0.087505

0.002912

Tablica 5.10: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy czterech transmisjach FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000022

0.178015

0.022632

20

0.02

0.000022

0.219057

0.032522

30

0.03

0.000023

0.206526

0.040703

40

0.04

0.000020

6.495322

0.162033

50

0.05

0.000021

5.386366

0.153751

60

0.06

0.000022

0.225404

0.068525

70

0.07

0.077640

0.238317

0.080825

80

0.08

0.000023

0.244727

0.089026

90

0.09

0.031520

0.164517

0.098994

100

0.1

0.000022

13.355381

0.231340

1000

1

0.997739

1.000608

1.000017

Tablica 5.11: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy czterech transmisjach FTP

75

Powr´

ocono do sytuacji bez transmisji FTP, ale do lo˙zono dodatkowe za-

k l´

ocenie w postaci dodatkowej transmisji echo, po czym wykonano pomiary

op´

o´

znie´

n przekazywania pakiet´

ow. Sytuacja ta przedstawiona jest na rys.

5.10. U´srednione wyniki znajduj

,

a si

,

e w tab. 5.12 oraz 5.13.

Rysunek 5.10: Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter zak l´

ocana przez

drug

,

a transmisj

,

e echo

76

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.017988

0.019940

0.019784

20

0.02

0.029138

0.029732

0.029698

30

0.03

0.000024

0.290135

0.039589

40

0.04

0.048844

0.049546

0.049500

50

0.05

0.058531

0.059437

0.059400

60

0.06

0.068518

0.069328

0.069302

70

0.07

0.078329

0.079287

0.079202

80

0.08

0.084922

0.093304

0.089106

90

0.09

0.098163

0.099035

0.099005

100

0.1

0.107975

0.115925

0.109006

1000

1

0.999263

1.000068

1.000034

Tablica 5.12: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.017645

0.020376

0.019781

20

0.02

0.029099

0.029778

0.029700

30

0.03

0.001015

0.290531

0.039591

40

0.04

0.048828

0.049568

0.049504

50

0.05

0.058532

0.059475

0.059404

60

0.06

0.068472

0.069381

0.069307

70

0.07

0.078316

0.079317

0.079208

80

0.08

0.083390

0.094833

0.089111

90

0.09

0.098124

0.099445

0.099013

100

0.1

0.107885

0.115580

0.109014

1000

1

0.999300

1.000188

1.000116

Tablica 5.13: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo

77

Do lo˙zono dodatkowe zak l´

ocenie w postaci czterech transmisji FTP, po

czym wykonano pomiary op´

o´

znie´

n przekazywania pakiet´

ow. Sytuacja ta

przedstawiona jest na rys. 5.11. U´srednione wyniki znajduj

,

a si

,

e w tab. 5.14

oraz 5.15.

Rysunek 5.11: Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter zak l´

ocana przez

drug

,

a transmisj

,

e echo oraz cztery transmisje FTP

78

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000022

0.107957

0.020479

20

0.02

0.000021

0.175317

0.030805

30

0.03

0.000023

0.234044

0.040552

40

0.04

0.000023

0.154487

0.049577

50

0.05

0.000023

0.142766

0.059421

60

0.06

0.000027

0.226315

0.069261

70

0.07

0.000029

0.168799

0.079191

80

0.08

0.000025

0.230867

0.089201

90

0.09

0.025794

0.171598

0.099111

100

0.1

0.083233

0.133768

0.108908

1000

1

0.991799

1.144377

1.001479

Tablica 5.14: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy pi

,

eciu r´

ownoleg lych transmisjach

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000018

0.122161

0.020952

20

0.02

0.000018

0.216222

0.030725

30

0.03

0.001189

0.224939

0.040922

40

0.04

0.001202

0.210858

0.050777

50

0.05

0.001306

0.153896

0.059945

60

0.06

0.001300

0.219455

0.069420

70

0.07

0.001204

0.166524

0.079882

80

0.08

0.001404

0.291819

0.090090

90

0.09

0.035026

0.205485

0.099737

100

0.1

0.038219

0.182717

0.109556

1000

1

0.932953

1.137455

1.001810

Tablica 5.15: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy pi

,

eciu r´

ownoleg lych transmisjach

79

Do lo˙zono dodatkowe zak l´

ocenie w postaci dodatkowej transmisji echo oraz

sze´sciu transmisji FTP, a nast

,

epnie wykonano pomiary op´

o´

znie´

n przekazywa-

nia pakiet´

ow. Sytuacja ta przedstawiona jest na rys. 5.12. U´srednione wyniki

znajduj

,

a si

,

e w tab. 5.16 oraz 5.17.

Rysunek 5.12: Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter zak l´

ocana przez

drug

,

a transmisj

,

e echo oraz sze´s´

c transmisji FTP

80

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000023

0.193585

0.022773

20

0.02

0.000022

0.120375

0.021131

30

0.03

0.000023

0.185401

0.030935

40

0.04

0.000024

0.129402

0.039755

50

0.05

0.000026

0.141291

0.049530

60

0.06

0.000025

0.164876

0.059752

70

0.07

0.000025

0.152054

0.069258

80

0.08

0.029578

0.128873

0.079124

90

0.09

0.055432

0.120149

0.089086

100

0.1

0.095892

0.121997

0.108919

1000

1

0.991908

1.139237

1.001561

Tablica 5.16: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy siedmiu r´

ownoleg lych transmisjach

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000855

0.114927

0.021378

20

0.02

0.001040

0.199910

0.031439

30

0.03

0.000968

0.120478

0.040150

40

0.04

0.001206

0.154312

0.050262

50

0.05

0.001218

0.186794

0.061117

60

0.06

0.001221

0.186878

0.070839

70

0.07

0.021498

0.147259

0.080603

80

0.08

0.023551

0.153349

0.090087

90

0.09

0.001419

0.174340

0.099845

100

0.1

0.066775

0.162005

0.110097

1000

1

0.823181

1.133839

1.002453

Tablica 5.17: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy siedmiu r´

ownoleg lych transmisjach

81

Rozdzia l 6

Badania wykonane

z w l

,

aczonymi mechanizmami

QoS

6.1

Cel bada´

n

Badania polega ly na zmierzeniu wp lywu r´

o˙znych czynnik´

ow (po´srednic-

two rutera w transmisji danych, transmisje FTP wykonywane w tle, druga

transmisja interaktywna wykonywana w tle) na op´

o´

znienia w przekazywaniu

pakiet´

ow IP (ang. jitter). Badania zosta ly przeprowadzone z wykorzystaniem

stanowiska opisanego w rozdz. 5. Na badania te sk lada ly si

,

e pomiary transmi-

sji danych przez obci

,

a˙zony ruter dzia laj

,

acy z wykorzystaniem mechanizm´

ow

QoS. Celem tych bada´

n by lo sprawdzenie, czy mechanizmy QoS mog

,

a przy-

bli˙zy´

c op´

o´

znienia przekazywania pakiet´

ow przez obci

,

a˙zony ruter do sytuacji,

gdy ruter nie jest obci

,

a˙zony (badania opisane w rozdz. 5).

82

6.2

Badania z wykorzystaniem algorytmu

PRIO

Zmierzono op´

o´

znienia przekazywania pakiet´

ow w trakcie transmisji z wy-

korzystaniem algorytmu PRIO (podsekcja 3.1.2. Dodatkowym obci

,

a˙zeniem

by la jedna transmisja FTP. Sytuacja ta przedstawiona jest na rys. 6.1. U´sred-

nione wyniku tego pomiaru znajduj

,

a si

,

e w tab. 6.1 oraz 6.2.

Rysunek 6.1: Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-
datkowej transmisji FTP

83

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000022

0.085218

0.019830

100

0.1

0.095642

0.118764

0.108861

1000

1

0.993492

1.000253

0.999976

Tablica 6.1: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy jednej r´

ownoleg lej transmisji FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001048

0.080605

0.019849

100

0.1

0.068598

0.140607

0.108881

1000

1

0.964936

1.023353

0.999971

Tablica 6.2: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy jednej r´

ownoleg lej transmisji FTP

84

Do lo˙zono dodatkowe zak l´

ocenie w postaci dw´

och transmisji FTP. Sytu-

acja ta przedstawiona jest na rys. 6.2. U´srednione wyniki pomiar´

ow zamiesz-

czone s

,

a w tab. 6.3 oraz 6.4.

Rysunek 6.2: Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-
datkowych dw´

och transmisjach FTP

85

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000022

0.104263

0.020269

100

0.1

0.098339

0.143924

0.109166

1000

1

0.997552

1.000081

1.000017

Tablica 6.3: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy dw´

och transmisjach FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001161

0.099931

0.020403

100

0.1

0.059071

0.168140

0.109281

1000

1

0.926992

1.061800

1.000059

Tablica 6.4: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy dw´

och transmisjach FTP

86

Do lo˙zono dodatkowe zak l´

ocenie w postaci trzeciej transmisji FTP. Sytu-

acja przedstawiona jest na rys. 6.3. U´srednione wyniki znajduj

,

a si

,

e w tab. 6.5

oraz 6.6.

Rysunek 6.3: Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-
datkowych trzech transmisjach FTP

87

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000022

0.188033

0.022894

100

0.1

0.036477

0.185305

0.108958

1000

1

0.996380

1.000065

1.000005

Tablica 6.5: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy trzech transmisjach FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001134

0.185643

0.022971

100

0.1

0.028200

0.188852

0.109223

1000

1

0.903677

1.061431

1.000156

Tablica 6.6: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy trzech transmisjach FTP

88

Nast

,

epnie do lo˙zone dodatkowe zak l´

ocenie w postaci czwartej transmisji

FTP. Sytuacja przedstawiona jest na rys. 6.4. U´srednione wyniki znajduj

,

a

si

,

e w tab. 6.7 oraz 6.8.

Rysunek 6.4: Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-
datkowych czterech transmisjach FTP

89

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000021

0.218573

0.023747

100

0.1

0.013985

0.210690

0.108876

1000

1

0.680404

1.962631

0.997492

Tablica 6.7: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy czterech transmisjach FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001122

0.215318

0.024141

100

0.1

0.012561

0.208918

0.108853

1000

1

0.658787

2.084703

0.999470

Tablica 6.8: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy czterech transmisjach FTP

90

Do lo˙zono drug

,

a transmisj

,

e echo, a ilo´s´

c transmisji FTP zmniejszono do

jednej, po czym zmierzono op´

o´

znienia przekazywania pakiet´

ow w trakcie

transmisji echo. Sytuacja ta przedstawiona jest na rys. 6.5. U´srednione wy-

niku tego pomiaru znajduj

,

a si

,

e w tab. 6.9 oraz 6.10.

Rysunek 6.5: Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-
datkowej transmisji echo oraz czterech transmisjach FTP

91

Interwa l czasowy wysy lania
y wysy lania [ms]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.002110

0.079778

0.019891

100

0.101385

0.143802

0.109178

1000

0.993947

1.000080

0.999981

Tablica 6.9: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo i dodatkowej

transmisji FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001178

0.088238

0.019891

100

0.1

0.082097

0.167983

0.109427

1000

1

0.962866

1.034299

1.000222

Tablica 6.10: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy przy r´

ownoleg lej transmisji echo oraz jednej

transmisji FTP

92

Do lo˙zono drug

,

a transmisj

,

e FTP, po czym zmierzono op´

o´

znienia przekazy-

wania pakiet´

ow w trakcie transmisji echo. Sytuacja ta przedstawiona jest na

rys. 6.6. U´srednione wyniku tego pomiaru znajduj

,

a si

,

e w tab. 6.11 oraz 6.12.

Rysunek 6.6: Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-
datkowej transmisji echo oraz dw´

och transmisjach FTP

93

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000021

0.115227

0.020546

100

0.1

0.090363

0.151436

0.109167

1000

1

0.996179

1.000073

1.000003

Tablica 6.11: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo i dw´

och trans-

misjach FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001122

0.115419

0.020745

100

0.1

0.065040

0.161493

0.109154

1000

1

0.935454

1.043528

0.999929

Tablica 6.12: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwe-

rem mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo i dw´

och

transmisjach FTP

94

Do lo˙zono trzeci

,

a transmisj

,

e FTP, po czym zmierzono op´

o´

znienia prze-

kazywania pakiet´

ow w trakcie transmisji echo. Sytuacja ta przedstawiona

jest na rys. 6.7. U´srednione wyniku tego pomiaru znajduj

,

a si

,

e w tab. 6.13

oraz 6.14.

Rysunek 6.7: Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-
datkowej transmisji echo oraz trzech transmisjach FTP

95

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000022

0.206477

0.023548

100

0.1

0.046517

0.206947

0.109546

1000

1

0.995205

1.000082

0.999993

Tablica 6.13: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo i trzech transmi-

sjach FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001143

0.208647

0.023670

100

0.1

0.029283

0.211722

0.109484

1000

1

0.914671

1.058482

1.000026

Tablica 6.14: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwe-

rem mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo i trzech

transmisjach FTP

96

Do lo˙zono czwart

,

a transmisj

,

e echo, po czym zmierzono op´

o´

znienia prze-

kazywania pakiet´

ow w trakcie transmisji echo. Sytuacja ta przedstawiona

jest na rys. 6.8. U´srednione wyniku tego pomiaru znajduj

,

a si

,

e w tab. 6.15

oraz 6.16.

Rysunek 6.8: Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-
datkowej transmisji echo oraz czterech transmisjach FTP

97

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000022

0.220649

0.024257

100

0.1

0.046553

0.179133

0.108981

1000

1

0.996028

1.000541

1.000002

Tablica 6.15: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwe-

rem mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo i czterech

transmisjach FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001087

0.221625

0.024353

100

0.1

0.019623

0.200774

0.108968

1000

1

0.917508

1.067277

0.999907

Tablica 6.16: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwe-

rem mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo i czterech

transmisjach FTP

98

6.3

Badania wykonane z wykorzystaniem al-

gorytmu TBF

Zmierzono op´

o´

znienia przekazywania pakiet´

ow w trakcie transmisji z

wykorzystaniem algorytmu kolejkowania TBF (podsekcja 3.1.3). Algorytm

ten wykorzystany by l do kszta ltowania ruchu pakiet´

ow generowanego przez

transfery FTP.

Zacz

,

eto od zak l´

ocenia w postaci drugiej transmisji echo oraz jednej trans-

misji FTP. Sytuacja przedstawiona jest na rys. 6.9. U´srednione wyniki zgro-

madzone s

,

a w tab. 6.17 oraz 6.18

Rysunek 6.9: Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu TBF przy dodat-
kowej transmisji echo oraz jednej transmisji FTP

99

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000021

0.105156

0.020503

100

0.1

0.098810

0.138890

0.109117

1000

1

0.994620

1.20087

1.002092

Tablica 6.17: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo i jednej transmisji

FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001227

0.124556

0.024230

100

0.1

0.053717

0.202963

0.128995

1000

1

1.108759

1.475996

1.184452

Tablica 6.18: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwe-

rem mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo i jednej

transmisji FTP

100

Do lo˙zono zak l´

ocenie w postaci drugiej transmisji FTP. Sytuacja ta przed-

stawiona jest na rys. 6.10. U´srednione wyniki zgromadzone s

,

a w tab. 6.19

oraz 6.20

Rysunek 6.10: Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu TBF przy do-
datkowej transmisji echo oraz dw´

och transmisjach FTP

101

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000022

0.259524

0.025290

100

0.1

0.000023

0.292046

0.108864

1000

1

0.994255

1.000575

0.999985

Tablica 6.19: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo i dw´

och trans-

misjach FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001025

0.306166

0.029955

100

0.1

0.001168

0.343795

0.128711

1000

1

1.057435

1.291630

1.182050

Tablica 6.20: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwe-

rem mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo i dw´

och

transmisjach FTP

102

Nast

,

epnie do lo˙zono zak l´

ocenia w postaci dodatkowych czterech transmisji

FTP. Sytuacja przedstawiona jest na rys. 6.11. U´srednione wyniki zgroma-

dzone s

,

a w tab. 6.21 oraz 6.22

Rysunek 6.11: Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu TBF przy do-
datkowej transmisji echo oraz sze´sciu transmisjach FTP

103

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000021

0.494902

0.047233

100

0.1

0.000023

1.177996

0.126182

1000

1

0.307809

1.970862

1.013642

Tablica 6.21: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwe-

rem mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo i sze´sciu

transmisjach FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000952

4.737959

0.656889

100

0.1

0.000462

4.982930

0.564265

1000

1

0.000026

4.809246

0.467232

Tablica 6.22: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwe-

rem mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo i sze´sciu

transmisjach FTP

104

6.4

Badania wykonane z wykorzystaniem al-

gorytmu RED

Zmierzono op´

o´

znienia przekazywania pakiet´

ow w trakcie transmisji z wy-

korzystaniem algorytmu kolejkowania RED (subsec 3.1.5). Algorytm ten wy-

korzystany by l do regulowania ruchu pakiet´

ow generowany w trakcie trans-

misji FTP.

Zacz

,

eto od zak l´

ocenia w postaci drugiej transmisji echo oraz dw´

och trans-

misji FTP. Sytuacja przedstawiona jest na rys.

6.12. U´srednione wyniki

zgromadzone s

,

a w tab. 6.23 oraz 6.24

Rysunek 6.12: Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu RED przy do-
datkowej transmisji echo oraz dw´

och transmisjach FTP

105

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.002406

0.082508

0.020263

100

0.1

0.097322

0.218592

0.110006

1000

1

0.994988

1.000105

0.999991

Tablica 6.23: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwe-

rem mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo oraz dw´

och

transmisjach FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001497

0.089278

0.020592

100

0.1

0.044788

0.224570

0.109986

1000

1

0.929579

1.060968

0.999865

Tablica 6.24: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwe-

rem mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo oraz dw´

och

transmisjach FTP

106

Do lo˙zono zak l´

ocenie w postaci dodatkowych czterech transmisji FTP. Sy-

tuacja przedstawiona jest na rys. 6.13. U´srednione wyniki zgromadzone s

,

a w

tab. 6.25 oraz 6.26

Rysunek 6.13: Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu RED przy do-
datkowej transmisji echo oraz sze´sciu transmisjach FTP

107

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.000021

0.272974

0.025631

100

0.1

0.019175

0.239059

0.108855

1000

1

0.997353

1.000765

1.000016

Tablica 6.25: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwe-

rem mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo oraz sze´sciu

transmisjach FTP

Interwa l czasowy wysy lania
[ms]

[s]

Minimum [s]

Maximum [s]

´

Sredni [s]

10

0.01

0.001176

0.266241

0.025317

100

0.1

0.013522

0.254707

0.109323

1000

1

0.878032

1.104671

1.000324

Tablica 6.26: Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo oraz sze´sciu

transmisjach FTP

108

Rozdzia l 7

Podsumowanie oraz wnioski

Analiza wynik´

ow

Na pierwszy rzut oka mo˙zna ju˙z zauwa˙zy´

c, ˙ze wyniki bada´

n op´

o´

znie´

n

przekazywania pakiet´

ow IP przy wysy laniu pakiet´

ow co 1ms (tab. 5.2) s

,

a

bardzo zbli˙zone do wynik´

ow osi

,

agni

,

etych przez wysy lanie pakiet´

ow co 10ms

(tab. 5.2). Wynika to z tego, ˙ze na potrzeby j

,

adra Linuksa czas mierzony

jest w kwantach czasu (ang. jiffies). Na platformie Intela x86 jednostka ta

r´

owna si

,

e 10ms. Wynika z tego, ˙ze pakiety mo˙zna wysy la´

c bez kontroli cza-

sowej (

”

najlepszy wysi lek” [4]) lub w odst

,

epach 10ms, b

,

ad´

z wielokrotno´sciach

10ms. Dlatego te˙z w dalszych pomiarach zaniechano wysy lania pakiet´

ow co

1ms. Dodatkowo mo˙zna zauwa˙zy´

c, ˙ze podobnie jak w przypadku transfer´

ow

wi

,

ekszych ilo´sci danych z pomoc

,

a FTP (tab. 5.1), nawet transmisje nie-

wielkich ilo´sci danych przez ruter s

,

a bardziej p lynne ni˙z te same transmisje

bezpo´srednie (tab. 5.2 oraz 5.3).

Zmierzono op´

o´

znienia zachodz

,

ace w transmisji echo przy r´

ownoczesnym

transferze FTP przechodz

,

acym przez ten sam ruter. Z wynik´

ow tych pomia-

r´

ow mo˙zna wyci

,

agn

,

a´

c nast

,

epuj

,

ace wnioski:

109

• Przy interwa lach czasowych wysy lania pakiet´

ow mniejszych od 100ms

pojawiaj

,

a si

,

e warto´sci mniejsze od zamierzonych. Wynika to ze spo-

sobu w jaki ruter obs luguje pakiety TCP, tzn. je´sli pakiety nie zostaj

,

a

wys lane na czas z powodu przeci

,

a˙zenia, to p´

o´

zniej wysy lane s

,

a szybciej,

aby ´srednie op´

o´

znienie mie´sci lo si

,

e w wymaganych granicach. Takie za-

chowanie rutera mo˙zna zaobserwowa´

c dla interwa l´

ow od 10ms do 60ms

(tab. 5.4).

•

”

Wyg ladzanie ruchu” (u´srednianie op´

o´

znie´

n przekazywania pakiet´

ow)

mo˙zna zaobserwowa´

c g l´

ownie dla interwa l´

ow czasowych 100ms 1s (tab.

6.15. Wynika to z faktu, ˙ze j

,

adro Linuksa na potrzeby w lasne odmierza

czas jako wielokrotno´s´

c jednostki r´

ownej 10ms.

• Prosty algorytm kolejkowania PRIO (opis w podsekcji 3.1.2 a wyniki w

tab. 6.15 i tab. 6.16) dla naszego przypadku okaza l si

,

e por´

ownywalnie

skuteczny jak algorytmy TBF (opis w podsekcji 3.1.3 a wyniki w tab.

6.21 oraz 6.22) oraz RED (opis w podsekcji 3.1.5 a wyniki w tab. 6.25

i tab. 6.26).

Ka˙zdy z u˙zytych algorytm´

ow ma swoje mocne i s labe strony, dlatego te˙z

dla ka˙zdego istniej

,

a zastosowania w kt´

orych mo˙ze sprawowa´

c si

,

e lepiej od

pozosta lych:

• Algorytm kolejkowania PRIO (podsekcja 3.1.2) nadaje si

,

e do prostej

klasyfikacji ruchu na kilka klas ruchu wed lug priorytet´

ow wa˙zno´sci (ruch

o najwy˙zszym priorytecie powinien by´

c obs lugiwany w pierwszej ko-

lejno´sci). Jako kryterium klasyfikacji wystarczy zastosowa´

c bity pola

TOS.

• Algorytm kolejkowania TBF (podsekcja 3.1.3) sprawdza si

,

e w roli czyn-

nika kszta ltuj

,

acego (t lumi

,

acego) ruch. Pozwala on na zapobie˙zenie

”

za-

110

g lodzenia” klas ruchu o ni˙zszym priorytecie przez klasy ruchu o wy˙z-

szym priorytecie.

• Algorytm kolejkowania RED (podsekcja 3.1.5) umo˙zliwia stopniowe re-

gulowanie ruchu wchodz

,

acego. Wykonuje to bardziej elastycznie ni˙z

standardowe mechanizmy protoko lu TCP. Umo˙zliwia r´

ownie˙z bardziej

efektywne wykorzystanie dost

,

epnej przepustowo´sci pasma, warunkowo

przepuszczaj

,

ac cz

,

e´s´

c nadmiarowych pakiet´

ow IP zamiast ich bezwa-

runkowego odrzucania.

Linux stale si

,

e rozwija i w przysz lo´sci do oficjalnej wersji j

,

adra mog

,

a

wej´s´

c dwa opracowane i przetestowane algorytmy, kt´

ore na razie dost

,

epne s

,

a

w postaci laty na j

,

adro.

Pierwszym z nich jest algorytm kolejkowania HTB (ang. Hierarchical To-

ken Bucket). Jest to elastyczny algorytm klasowy o zastosowaniach zbie˙znych

z zastosowaniami algorytmu kolejkowania CBQ (podsekcja 3.1.6). W por´

ow-

naniu z algorytmem CBQ jest bardziej precyzyjny w podziale przepustowo-

´sci na klasy ruchu. Poza tym konfiguracja tego algorytmu jest prostsza, gdy˙z

nie wymaga on ustawiania kilkunastu parametr´

ow konfiguracyjnych tak jak

CBQ, a jedynie kilku.

Drugim algorytmem kolejkowania, kt´

ory w przysz lo´sci czasie mo˙ze sta´

c si

,

e

cz

,

e´sci

,

a oficjalnej ga l

,

ezi j

,

adra, jest WRR (ang. Weighted Round-Robin). Algo-

rytm ten jest uog´

olnion

,

a wersj

,

a klasycznego algorytmu cyklicznego

”

round-

robin”. Modyfikacja w stosunku do pierwowzoru polega na przypisaniu ka˙zdej

z klas ruchu, kt´

or

,

a algorytm ten obs luguje, innej wagi. W zale˙zno´sci od przy-

pisanej klasie wagi, pakietu mog

,

a by´

c cz

,

e´sciej pobierane do wys lania z tej

klasy (wy˙zsza waga klasy) lub rzadziej pobierane do wysy lania (ni˙zsza waga

klasy). Algorytm ten umo˙zliwia w prosty spos´

ob faworyzowanie wybrany

transmisji pakiet´

ow (np. wed lug adres´

ow IP nadawcy i adresata).

111

Niniejsza praca obejmuje swym zakresem tylko cz

,

e´s´

c zagadnienia tytu-

lowego. Bardziej ca lo´sciowe odzwierciedlenie stanu implementacji mechani-

zm´

ow QoS w systemie Linux wymaga loby:

1. poszerzenia zestawu bada´

n

2. powt´

orzenia wszystkich bada´

n na innych platformach sprz

,

etowych

Poszerzenie zestawu bada´

n wymaga loby zdefiniowania dodatkowych

transmisji po l

,

acze´

n, kt´

ore zosta lyby zmierzone. Szczeg´

olnie ciekawe by loby

bardziej rygorystyczne skonfigurowanie mechanizm´

ow

”

kszta ltowania ruchu”

r´

ownolegle ze stworzeniem rozbudowanej hierarchii klas ruchu . Wykorzy-

stane do tego mog

,

a by´

c algorytmy TBF (podsekcja 3.1.3) oraz CBQ (pod-

sekcja 3.1.6). Ciekawe mo˙ze by´

c r´

ownie˙z sprawdzenie skalowalno´sci rozwi

,

a-

za´

n QoS poprzez zwi

,

ekszenie ilo´sci komputer´

ow i po l

,

acze´

n mi

,

edzy nimi, czyli

rozbudow

,

e stanowiska badawczego.

R´

ownie interesuj

,

ace by loby powt´

orzenie wszystkich bada´

n na ca lkowicie

innym stanowisku badawczym. Nale˙za loby w tym celu zmieni´

c komputer pe l-

ni

,

acy rol

,

e rutera programowego na szybszy. Najwi

,

ekszy wp lyw w tym przy-

padku da laby zmiana procesora na szybszy. W ten spos´

ob obs luga wewn

,

etrz-

nych mechanizm´

ow czasowych steruj

,

acych QoS mog laby by´

c szybsza [1]. Dla

uzyskania pe lnego obrazu wydajno´sci implementacji QoS w systemie Linux

dobrze by loby jako ruter programowy u˙zy´

c komputera zbudowanego w opar-

cie o inna platform

,

e sprz

,

etow

,

a ni˙z Intel x86. Mo˙zna w tym celu skorzysta´

c z

platformy Alpha, na kt´

orej kwant czasu j

,

adra wynosi

1

1024

s (dla por´

ownania

na platformie Intel x86 wynosi

1

10

s).

112

Bibliografia

[1] ´

Zr´

od la Linuksa w wersji 2.4.18, 2002

[2] ´

Zr´

od la pakietu iproute w wersji z dnia 24.8.2001, 2001

[3] Podr

,

eczniki systemowe dla Linuksa, 2002

[4] G. Armitage:

”

Quality Of Service In IP Networks — Foundations for a

Multi-Service Internet”, Macmillan Technical Publishing USA, 2000

[5] P. Krawczyk:

”

Sterowanie przep lywem danych w Linuxie 2.2”, 2001

[6]

”

Linux Advanced Routing & Traffic Control HOWTO”, 2001

[7] J. Wroclawski

”

The Use of RSVP with IETF Integrated Services”, RFC

2210, wrzesie´

n 1997

[8]

”

RSVP daemon”, sierpie´

n 1998

[9]

”

Internet Protocol Darpa Internet Program Protocol Specification”, STD

5, wrzesie´

n 1981

[10] S. Deering, R. Hinden

”

Internet Protocol, Version 6 (IPv6) Specifica-

tion”, RFC 2460, grudzie´

n 1998

[11]

”

Transmission Control Protocol Darpa Internet Program Protocol Speci-

fication”, STD 7, sierpie´

n 1981

113

[12]

”

Definition of the Differentiated Services Field (DS Field) in the IPv4

and IPv6 Headers”, RFC 2474, grudzie´

n 1998

[13]

”

An Architecture for Differentiated Services”, RFC 2475, grudzie´

n 1998

[14] R. Braden, D. Clark, S. Shenker

”

Integrated Services in the Internet

Architecture: and Overview”, RFC 1633, czerwiec 1994

[15]

”

Per Hop Behavior Identification Codes”, RFC 3140, czerwiec 2001

[16]

”

Assured Forwarding PHB Group”, RFC 2597, czerwiec 1999

[17]

”

An Expedited Forwarding PHB (Per-Hop Behavior”, RFC 3246, marzec

2002

[18]

”

Supplemental Information for the New Definition of the EF PHB

(Expedited Forwarding Per-Hop Behavior”, RFC 3247, marzec 2002

[19] S. Shenker, C. Patridge, R. Guerin

”

Specification of Guaranteed Quality

of Service”, RFC 2212, wrzesie´

n 1997

[20] J. Wroclawski

”

Specification of the Controlled-Load Network Element

Service”, RFC 2211, wrzesie´

n 1997

[21] S. Floyd, V. Jacobson

”

Random Early Detection Gateways for Conge-

stion Avoidance”, sierpie´

n 1993

[22] David D. Clark, Scott Shenker, L. Zhang

”

Supporting Real-Time Ap-

plications in an Integrated Services Packet Network: Architecture and

Mechanism”, 1992

[23] Jon C.R. Bennett, Hui Zhang

”

Hierarchical Packet Fair Queueing Algo-

rithms”, pa´

zdziernik 1996

114

[24] S. Floyd, V. Jacobson

”

Link-sharing and Resource Management Models

for Packet Networks”, sierpie´

n 1995

[25] S. Floyd

”

Notes on Class-Based Queuing: Setting Parameters”, luty 1996

[26] S. Floyd

”

Notes on CBQ and Guaranteed Service”, lipiec 1995

[27] L. Berger, T. O’Malley

”

RSVP Extensions for IPSEC Data Flows”, RFC

2207, wrzesie´

n 1997

[28] V. Johnson

”

Technology Backgrounder — Quality of Service — Glossary

of Terms”, 1999

115

Spis rysunk´

ow

2.1

Protok´

o l rezerwacji (RSVP) . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

11

2.2

Architektura DiffServ . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

13

2.3

Nag l´

owek pakietu IPv4 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

13

2.4

Nag l´

owek pakietu IPv6 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

15

2.5

Nag l´

owek pakietu TCP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

16

2.6

Droga pakietu w ruterze . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

18

3.1

Algorytmy kolejkowania FIFO . . . . . . . . . . . . . . . . . .

22

3.2

Algorytm kolejkowania TBF . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

25

3.3

Algorytm kolejkowania SFQ . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

29

3.4

Algorytm kolejkowania GRED . . . . . . . . . . . . . . . . . .

33

3.5

Algorytm kolejkowania CBQ . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

34

3.6

Algorytm kolejkowania DSMARK . . . . . . . . . . . . . . . .

37

3.7

Algorytm kolejkowania CSZ . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

39

3.8

Przyk ladowa hierarchia klas . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

48

5.1

Stanowisko badawcze . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

59

5.2

Transmisja FTP przy po l

,

aczeniu przez ruter . . . . . . . . . .

65

5.3

Transmisja FTP przy po l

,

aczeniu bezpo´srednim

. . . . . . . .

65

5.4

Transmisja echo przy po l

,

aczeniu bezpo´srednim . . . . . . . . .

66

5.5

Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter . . . . . . . . . .

67

116

5.6

Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter zak l´

ocana przez

pojedyncz

,

a transmisj

,

e FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

68

5.7

Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter zak l´

ocana przez

dwie transmisje FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

70

5.8

Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter zak l´

ocana przez

trzy transmisje FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

72

5.9

Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter zak l´

ocana przez

cztery transmisje FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

74

5.10 Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter zak l´

ocana przez

drug

,

a transmisj

,

e echo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

76

5.11 Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter zak l´

ocana przez

drug

,

a transmisj

,

e echo oraz cztery transmisje FTP . . . . . . .

78

5.12 Transmisja echo przy po l

,

aczeniu przez ruter zak l´

ocana przez

drug

,

a transmisj

,

e echo oraz sze´s´

c transmisji FTP . . . . . . . .

80

6.1

Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-

datkowej transmisji FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

83

6.2

Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-

datkowych dw´

och transmisjach FTP

. . . . . . . . . . . . . .

85

6.3

Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-

datkowych trzech transmisjach FTP . . . . . . . . . . . . . . .

87

6.4

Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-

datkowych czterech transmisjach FTP

. . . . . . . . . . . . .

89

6.5

Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-

datkowej transmisji echo oraz czterech transmisjach FTP . . .

91

6.6

Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-

datkowej transmisji echo oraz dw´

och transmisjach FTP . . . .

93

117

6.7

Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-

datkowej transmisji echo oraz trzech transmisjach FTP . . . .

95

6.8

Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu PRIO przy do-

datkowej transmisji echo oraz czterech transmisjach FTP . . .

97

6.9

Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu TBF przy do-

datkowej transmisji echo oraz jednej transmisji FTP . . . . . .

99

6.10 Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu TBF przy do-

datkowej transmisji echo oraz dw´

och transmisjach FTP . . . . 101

6.11 Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu TBF przy do-

datkowej transmisji echo oraz sze´sciu transmisjach FTP . . . . 103

6.12 Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu RED przy do-

datkowej transmisji echo oraz dw´

och transmisjach FTP . . . . 105

6.13 Transmisja echo z wykorzystaniem algorytmu RED przy do-

datkowej transmisji echo oraz sze´sciu transmisjach FTP . . . . 107

118

Spis tablic

5.1

´

Srednia przepustowo´s´

c przy przesy laniu plik´

ow FTP . . . . . .

66

5.2

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

67

5.3

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

67

5.4

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy jednej transmisji FTP

. . . .

69

5.5

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy jednej transmisji FTP . . . .

69

5.6

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy dw´

och transmisjach FTP . . .

71

5.7

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy dw´

och transmisjach FTP . .

71

5.8

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy trzech transmisjach FTP . . .

73

5.9

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy trzech transmisjach FTP

. .

73

5.10 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy czterech transmisjach FTP . .

75

119

5.11 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy czterech transmisjach FTP .

75

5.12 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo . .

77

5.13 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo .

77

5.14 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy pi

,

eciu r´

ownoleg lych transmisjach 79

5.15 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy pi

,

eciu r´

ownoleg lych transmi-

sjach . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

79

5.16 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy siedmiu r´

ownoleg lych trans-

misjach . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

81

5.17 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwe-

rem mierzone od strony serwera przy siedmiu r´

ownoleg lych

transmisjach . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

81

6.1

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy jednej r´

ownoleg lej transmisji

FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

84

6.2

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy jednej r´

ownoleg lej transmisji

FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

84

6.3

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy dw´

och transmisjach FTP . . .

86

6.4

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy dw´

och transmisjach FTP . .

86

120

6.5

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy trzech transmisjach FTP . . .

88

6.6

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy trzech transmisjach FTP

. .

88

6.7

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy czterech transmisjach FTP . .

90

6.8

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy czterech transmisjach FTP .

90

6.9

Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo i

dodatkowej transmisji FTP

. . . . . . . . . . . . . . . . . . .

92

6.10 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy przy r´

ownoleg lej transmisji

echo oraz jednej transmisji FTP . . . . . . . . . . . . . . . . .

92

6.11 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo i

dw´

och transmisjach FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

94

6.12 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo i

dw´

och transmisjach FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

94

6.13 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo i

trzech transmisjach FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

96

6.14 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo i

trzech transmisjach FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

96

121

6.15 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo i

czterech transmisjach FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

98

6.16 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo i

czterech transmisjach FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

98

6.17 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo i

jednej transmisji FTP

. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 100

6.18 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo i

jednej transmisji FTP

. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 100

6.19 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo i

dw´

och transmisjach FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 102

6.20 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo i

dw´

och transmisjach FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 102

6.21 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo i

sze´sciu transmisjach FTP

. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 104

6.22 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo i

sze´sciu transmisjach FTP

. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 104

6.23 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo

oraz dw´

och transmisjach FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . 106

122

6.24 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo

oraz dw´

och transmisjach FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . 106

6.25 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony klienta przy r´

ownoleg lej transmisji echo

oraz sze´sciu transmisjach FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . 108

6.26 Pomiary transmisji dla us lugi echo mi

,

edzy klientem i serwerem

mierzone od strony serwera przy r´

ownoleg lej transmisji echo

oraz sze´sciu transmisjach FTP . . . . . . . . . . . . . . . . . . 108

123