Mạng máy tính và ứng dụng
Năm 1967, Robert L G đã đề xuất một mạng máy tính thí nghiệm, dẫn đến sự ra đời của ARPANET, mạng do Bộ Quốc phòng Mỹ phát triển Ngay từ thời điểm đó, người ta đã nhận thức được rằng các mạng này sẽ trở thành tài nguyên tính toán quý giá, mang lại nhiều lợi ích cho Bộ Quốc phòng Mỹ cũng như cộng đồng khoa học, nhờ vào khả năng cung cấp dịch vụ truyền thông và cho phép truy cập từ xa tới tất cả tài nguyên của hệ thống.
Vào năm 1969, Bộ Quốc phòng Mỹ đã triển khai mạng ARPANET với sự hợp tác của hãng BBN (Bolt, Beranek, and Newman) Đến tháng 9 cùng năm, mạng máy tính chuyển mạch gói đầu tiên trên thế giới đã được ra mắt, kết nối các trường đại học, trung tâm nghiên cứu chính phủ và các công ty công nghiệp trên toàn nước Mỹ.
Trong quá trình phát triển mạng ARPANET, nhiều tư tưởng và phương pháp mới được đưa ra, bao gồm giao thức, mạng rối (mesh network), điều khiển lưu lượng và đặc tính chịu lỗi Những đặc tính này cho phép mạng hoạt động hiệu quả ngay cả khi một số nút hoặc đường truyền gặp sự cố mà không cần can thiệp từ người điều hành Hơn nữa, các nhà nghiên cứu đã áp dụng các mô hình giải tích và mô hình mô phỏng để dự đoán và đánh giá hiệu suất của mạng ARPANET.
Mạng ARPANET, tiền thân của Internet, đã dẫn đến sự phát triển của các giao thức mới khi mạng vệ tinh và vô tuyến ra đời Những giao thức cũ không còn đáp ứng được yêu cầu liên mạng, do đó cần thiết phải có các mô hình kiến trúc mới để kết nối nhiều mạng một cách hiệu quả Kiến trúc mới này được gọi là mô hình tham chiếu TCP/IP.
Mạng Internet và mô hình TCP/IP
Tầng Internet
Tầng Internet, hay còn gọi là tầng IP, tương đương với tầng mạng trong mô hình OSI và có nhiệm vụ định tuyến gói số liệu, điều khiển lưu lượng và quản lý tắc nghẽn Mỗi gói số liệu có thể di chuyển đến điểm đến qua nhiều con đường khác nhau, dẫn đến việc thứ tự nhận gói tại điểm đến có thể không giống với thứ tự phát đi từ nguồn Do đó, tầng giao vận cần giải quyết vấn đề này Tầng Internet cũng định nghĩa khuôn dạng gói số liệu, với giao thức chính là giao thức IP.
Tầng giao vận
Tầng này cần được thiết kế để các thực thể ngang hàng ở máy nguồn và máy điểm đến có khả năng giao tiếp, tương tự như trong mô hình OSI Tại đây, hai giao thức quan trọng được định nghĩa là TCP (Transmission Control Protocol) và UDP (User Datagram Protocol), phục vụ cho việc truyền tải dữ liệu giữa các thiết bị.
TCP là giao thức hướng kết nối, đảm bảo việc vận chuyển dòng byte từ máy nguồn đến máy điểm đến trong liên mạng mà không có lỗi Giao thức này phân mảnh dòng byte thành các gói số liệu riêng biệt và chuyển chúng xuống tầng Internet Tại máy điểm đến, TCP nhận và lắp ráp các gói số liệu để phục hồi dòng byte ban đầu Ngoài ra, TCP còn thực hiện chức năng điều khiển lưu lượng và điều khiển tắc nghẽn, nhằm ngăn chặn tình trạng "lụt" dữ liệu từ bên gửi tốc độ cao đến bên nhận tốc độ thấp, đồng thời tránh tắc nghẽn mạng Vấn đề điều khiển lưu lượng trong TCP sẽ được nghiên cứu chi tiết tại mục 1.3 của chương này.
UDP là giao thức không hướng kết nối và không đảm bảo, phù hợp cho các ứng dụng không cần kiểm soát lưu lượng hoặc phân phối gói số liệu theo thứ tự như TCP Giao thức này thường được sử dụng trong các ứng dụng một lần, mô hình khách/chủ và những trường hợp mà tốc độ phân phối tin quan trọng hơn độ chính xác Mối quan hệ giữa IP, TCP và UDP được thể hiện rõ trong hình 1.2.
Hình 1.2 Các giao thức và các mạng trong mô hìnhTCP/IP ban đầu
Tầng Ứng dụng
Tầng ứng dụng gồm các giao thức bậc cao, như các giao thức TELNET(virtual terminal protocol), FTP (File Transfer Protocol) và SMTP (Simple MailTransfer Protocol) v.v.
Tầng Host-to-Network
Dưới tầng Internet tồn tại một khoảng trống lớn mà mô hình tham chiếu TCP/IP không định nghĩa rõ ràng Mặc dù mô hình này chỉ ra rằng các máy tính (host) cần kết nối với mạng thông qua một số giao thức để gửi các gói dữ liệu IP, nhưng tầng này lại khác nhau giữa các máy tính và mạng khác nhau.
Điều khiển tắc nghẽn trong TCP truyền thống
Cơ bản về điều khiển lưu lượng và điều khiển tắc nghẽn
1.3.1.1 Khái niệm Điều khiển luồng liên quan đến việc vận chuyển giữa một người gửi nào đó và một người nhận Nhiệm vụ của nó là đảm bảo rằng bên gửi có tốc độ nhanh không thể tiếp tục truyền dữ liệu nhanh hơn mức mà bên nhận có thể tiếp thu được. Điều khiển luồng luôn luôn liên quan đến một sự phản hồi trực tiếp từ phía người nhận đến người gửi để báo cho bên gửi về khả năng nhận số liệu thực của bên nhận. Điều khiển tắc nghẽn thực hiện nhiệm vụ đảm bảo cho mạng có khả năng vận chuyển lưu lượng đưa vào. Điều khiển luồng và điều khiển tắc nghẽn là hai khái niệm khác nhau, nhưng liên quan chặt chẽ với nhau Điều khiển luồng là để tránh tắc nghẽn, còn điều khiển tắc nghẽn là để đề phòng tắc nghẽn trước khi nó xuất hiện và giải quyết tắc nghẽn khi nó có dấu hiu xảy ra Trong thực tế triển khai thực hiện các thuật toán điều khiển luồng và điều khiển tắc nghẽn, nhiều khi cả hai thuật toán này cùng được cài đặt trong một giao thức, thể hiện ra như là một thuật toán duy nhất, thí dụ trong giao thức TCP [24] [30].
1.3.1.2 Các tầng có thể thực hiện điều khiển luồng
Điều khiển lưu lượng có thể thực hiện ở nhiều tầng trong mạng, bao gồm điều khiển luồng ở tầng giao vận, thường gọi là điều khiển lưu lượng đầu cuối - đầu cuối, nhằm ngăn chặn việc tràn bộ đệm tại điểm đến Bên cạnh đó, điều khiển luồng trên từng chặng được áp dụng để tránh tắc nghẽn cho các đường truyền, tuy nhiên, nó cũng có thể ảnh hưởng đến các chặng khác, do đó giúp giảm tắc nghẽn cho các đường truyền có nhiều chặng Trong mô hình tham chiếu OSI, điều khiển lưu lượng theo từng chặng được thực hiện tại tầng liên kết dữ liệu và tầng mạng.
1.3.1.3 Điều khiển luồng theo cơ chế cửa sổ Điều khiển lưu lượng bằng cửa sổ trượt là một trong các cơ chế điều khiển lưu lượng được sử dụng rộng rãi nhất, có thể áp dụng tại một hay nhiều tầng của mạng.
Cơ chế điều khiển luồng bằng cửa sổ cho phép bên gửi phát đi một số gói dữ liệu nhất định trước khi dừng lại chờ thông báo biên nhận từ bên nhận Bên nhận kiểm soát lưu lượng bằng cách gửi biên nhận hoặc gói dữ liệu chứa thông tin điều khiển, thông báo cho bên gửi về việc đã nhận các gói dữ liệu Bên gửi cần nhớ danh sách số thứ tự các gói dữ liệu trong cửa sổ gửi, trong khi bên nhận duy trì danh sách cửa sổ nhận tương ứng với các gói dữ liệu mà nó có thể nhận.
Đã có nhiều phương thức quản lý cửa sổ được đề xuất và áp dụng, chẳng hạn như biên nhận riêng cho từng gói dữ liệu, biên nhận vào cuối cửa sổ sau khi nhận gói cuối cùng, hoặc biên nhận ở đầu cửa sổ Để phân tích hiệu quả cơ chế điều khiển luồng theo phương thức cửa sổ, luận án sử dụng một số ký hiệu cho các tham số, được trình bày trong bảng dưới đây.
Bảng 1.1 Định nghĩa các tham số
T t Thời gian truyền (transmit) một gói số liệu.
T p Thời gian truyền tín hiệu cho phép.
Thời gian trễ lan truyền.
W Kích thước cửa sổ, đơn vị là gói số liệu.
Thời gian từ khi bắt đầu truyền gói số liệu đầu tiên trong cửa sổ, cho đến khi
D nhận được tín hiệu cho phép truyền tiếp.
1.3.1.4 Biên nhận từng gói số liệu
Theo cách quản lý này, khi nhận gói số liệu, bên nhận sẽ gửi biên nhận cho bên gửi Cửa sổ gửi chứa các gói số liệu đã gửi nhưng chưa biên nhận Khi có gói số liệu mới, nó sẽ được gán số thứ tự lớn nhất tiếp theo, làm tăng mép trên của cửa sổ gửi Nếu cửa sổ đạt cực đại, tiến trình truyền sẽ bị chặn cho đến khi có chỗ trống trong bộ nhớ đệm Mỗi gói số liệu sẽ được biên nhận riêng biệt khi đến đích, và khi biên nhận về, mép dưới cửa sổ gửi sẽ tăng, giảm số lượng gói chưa biên nhận và giải phóng bộ nhớ cho gói mới Nhờ vậy, cửa sổ gửi luôn theo dõi danh sách gói chưa biên nhận Do gói số liệu có thể bị hỏng hoặc mất, bên gửi cần giữ bản sao trong bộ nhớ đệm để phát lại nếu không nhận được biên nhận sau một thời gian nhất định.
Hình 1.3 Điều khiển lưu lượng bằng cửa sổ, biên nhận từng gói số liệu a Trạng thái ban đầu b
Gói số 0 được biên nhận c Gói số 1 được biên nhận
Cửa sổ bên nhận xác định các gói số liệu mà nó có thể nhận, và các gói nằm ngoài cửa sổ sẽ bị loại bỏ Khi nhận gói có số thứ tự tương ứng với mép dưới của cửa sổ, bên nhận sẽ chuyển gói lên tầng trên, gửi biên nhận về cho người gửi và tăng cửa sổ lên một ô Nếu kích thước cửa sổ nhận là 1, bên nhận chỉ chấp nhận gói số liệu theo đúng thứ tự Ngược lại, nếu kích thước khác 1, bên nhận sẽ lưu trữ các gói đến không đúng thứ tự trong bộ đệm, chờ đủ gói trong cửa sổ trước khi chuyển lên tầng trên theo thứ tự gửi Thời gian chờ này luôn được giới hạn.
1.3.1.5 Biên nhận ở cuối cửa sổ Đây là cách đơn giản nhất, bên nhận sẽ phát ra một biên nhận sau khi nhận được tất cả các gói số liệu trong cửa sổ nhận Hình 1.4 minh hoạ cho phương pháp này, trong đó ví dụ nút A truyền thông với nút B, sử dụng một giao thức tựa như giao thức HDLC, kích thước cửa sổ gửi và cửa sổ nhận ban đầu bằng 3 Các gói số liệu đi trên mạng được biểu diễn bằng các mũi tên, kiểu của gói số liệu được ghi bên cạnh mũi tên, ý nghĩa như sau [21]:
Hình 1.4 Điều khiển lưu lượng bằng cửa sổ, biên nhận ở cuối cửa sổ Kích thước cửa sổ nhận và gửi ban đầu bằng 3
I n.m: là gói số liệu, với trường số thứ tự gói số liệu N(S) = n, trường biên nhận N(R) = m Bên B cho gói số liệu của nó “cõng” (“piggyback”) biên nhận tới bên
A, việc này giúp nâng cao hiệu quả sử dụng đường truyền Tất nhiên, bên A cũng có thể biên nhận các gói số liệu mà B gửi cho nó bằng cách trên.
Gói RNR 4 là tín hiệu điều khiển từ B gửi đến A, thông báo rằng B không thể nhận thêm dữ liệu từ A tại thời điểm này Đồng thời, B xác nhận đã nhận các gói dữ liệu có số thứ tự nhỏ hơn hoặc bằng 3 Khi A nhận được thông báo này, A sẽ ngừng gửi dữ liệu và chờ tín hiệu cho phép tiếp tục từ B.
RR 4: là gói số liệu điều khiển, B báo cho A rằng, lúc này nó sẵn sàng nhận tiếp các gói số liệu của A, bắt đầu từ gói số 4.
Giả sử bên gửi luôn có dữ liệu sẵn sàng, trong khi bên nhận gửi biên nhận ngay khi nhận gói dữ liệu cuối cùng trong khoảng thời gian nhận Dựa vào hình 1.5, chúng ta có thể tính toán được thông lượng trung bình tối đa có thể đạt được.
R WTt R (1 1) e d với d = WT t + T p + 2 và R là dung lượng đường truyền giữa A và B.
Hình 1.5 Điều khiển lưu lượng bằng cửa sổ, biên nhận ở cuối cửa sổ
So với phương pháp biên nhận từng gói số liệu, việc sử dụng biên nhận theo cửa sổ giúp giảm số lượng biên nhận đáng kể Cụ thể, từ một biên nhận cho mỗi gói số liệu, giờ đây chỉ cần một biên nhận cho một cửa sổ Ví dụ, nếu kích thước cửa sổ W=8, số biên nhận sẽ giảm xuống chỉ còn 1/8 so với trước đây.
Trong mạng máy tính, tắc nghẽn xảy ra khi lưu lượng gói dữ liệu vượt quá khả năng xử lý của nút mạng hoặc băng thông của các đường truyền Hiện tượng này dẫn đến giảm thông lượng mạng khi lưu lượng tăng lên và có thể xảy ra ở một hoặc nhiều nút mạng, thậm chí trên toàn bộ mạng.
Hình 1.6 Sự xuất hiện tắc nghẽn khi quá tải
Khi số lượng gói dữ liệu đến mạng còn nhỏ và nằm trong khả năng vận tải của nó, chúng sẽ được phân phối hoàn toàn Số lượng gói dữ liệu được chuyển đi tỉ lệ thuận với số lượng gói đến mạng Tuy nhiên, do luôn có một tỷ lệ gói dữ liệu phải phát lại do lỗi trong quá trình vận chuyển, lưu lượng mà mạng thực sự phải xử lý thường lớn hơn thông lượng đi qua mạng.
Khi lưu lượng mạng vượt quá ngưỡng cho phép, các nút mạng không thể xử lý và chuyển tiếp các gói dữ liệu, dẫn đến việc phải loại bỏ một số gói Bên gửi sẽ thực hiện việc phát lại các gói không được xác nhận sau một khoảng thời gian nhất định, gọi là thời gian hết giờ Nếu lưu lượng tiếp tục gia tăng, tỷ lệ gói dữ liệu phát lại có thể đạt đến 100%, đồng nghĩa với việc không có gói nào được phân phối, làm cho thông lượng mạng giảm xuống bằng không và dẫn đến tình trạng nghẹt mạng hoàn toàn.
Điều khiển tắc nghẽn trong mạng có kết nối phức tạp
TCP và ứng dụng đa phương tiện
Ngày nay, các ứng dụng đa phương tiện thường hoạt động trong môi trường mạng không đồng nhất, với sự kết hợp của nhiều công nghệ khác nhau, cả có dây lẫn không dây Điều này dẫn đến sự đa dạng về kỹ thuật truy cập, kết nối và các loại dịch vụ, đáp ứng nhu cầu phong phú của người dùng Tuy nhiên, một điểm đáng lưu ý là chất lượng dịch vụ mà các phần mạng khác nhau cung cấp không đồng nhất, gây ra sự biến đổi về chất lượng dịch vụ giữa các phần mạng.
Các ứng dụng đa phương tiện đòi hỏi chất lượng dịch vụ cao, bao gồm các thành phần âm thanh, hình ảnh và dữ liệu với yêu cầu khác nhau về băng thông, độ trễ, biến động trễ (jitter) và tổn hao gói Ví dụ, luồng video nhạy cảm với băng thông, trong khi luồng thoại có thể bị ảnh hưởng bởi biến động trễ Các dịch vụ âm thanh và hình ảnh cần đảm bảo chất lượng dịch vụ ở mức nhất định, làm cho việc hỗ trợ chất lượng dịch vụ cho các ứng dụng đa phương tiện trở thành một thách thức lớn.
Chất lượng dịch vụ (QoS) phản ánh khả năng của mạng và hệ thống đầu cuối trong việc đáp ứng các yêu cầu ứng dụng của người dùng, đảm bảo các tham số chất lượng và cảm nhận dịch vụ QoS cần được quản lý ở nhiều mức độ khác nhau, bao gồm mức người sử dụng, mức hệ thống và mức mạng Hiện tại, TCP chưa hỗ trợ tốt cho các ứng dụng đa phương tiện do được xây dựng trên kiến trúc IP với mô hình cung cấp dịch vụ tốt nhất Các dịch vụ Video Online, mặc dù đã phát triển trên mạng IP, vẫn chưa đảm bảo đầy đủ yêu cầu về chất lượng dịch vụ, đặc biệt là về độ trễ truyền dẫn từ đầu cuối đến đầu cuối.
Các ứng dụng đa phương tiện cần đảm bảo chất lượng dịch vụ bằng cách duy trì các tham số chất lượng như cảm nhận, độ tin cậy và độ an toàn ở mức tối thiểu mà người sử dụng mong đợi.
Các vấn đề ảnh hưởng QoS trên mạng không dây
Các cơ chế điều khiển trong các giao thức truyền thông hiện tại thường dựa trên giả thuyết về môi trường mạng có dây, dẫn đến sự không chính xác khi áp dụng cho mạng hỗn hợp và mạng không dây Chẳng hạn, mô hình điều khiển tắc nghẽn của giao thức TCP yêu cầu thiết bị gửi giảm một nửa tốc độ truyền khi có gói tin bị mất, với giả định rằng mất gói là do tắc nghẽn Tuy nhiên, giả thuyết này không chính xác trong môi trường mạng hỗn hợp và mạng không dây, nơi mà mất gói có thể xảy ra vì nhiều lý do khác nhau liên quan đến đặc điểm của môi trường truyền dẫn.
Các cơ chế điều khiển trong các giao thức truyền thông hiện tại thường dựa vào giá trị cố định của một số tham số cho các thuật toán Điều này cho thấy rằng các giao thức này chỉ là những trường hợp cụ thể của một mô hình điều khiển Tuy nhiên, hiện chưa có một mô hình tổng quát nào được phát triển để xác định cơ chế điều khiển tối ưu, nhằm đảm bảo chất lượng dịch vụ tốt nhất.
Hiệu suất của giao thức TCP trong mạng có đường truyền không dây
Giao thức TCP hoạt động hiệu quả trong các mạng truyền thống có dây, nhưng sự phát triển nhanh chóng của các liên mạng, bao gồm cả mạng không dây, đã đặt ra thách thức lớn Bài viết này sẽ tóm tắt các đặc điểm cơ bản của đường truyền không dây và tác động tiêu cực của nó đến hiệu suất của giao thức TCP, nhấn mạnh sự cần thiết phải cải thiện hiệu suất của TCP trong các mạng hỗn hợp hiện nay.
Ảnh hưởng của đặc tính lỗi đường truyền không dây
Tỉ lệ lỗi bit (BER) trong đường truyền không dây thường cao hơn nhiều so với đường truyền có dây ở cùng tốc độ truyền tin, với BER không dây nằm trong khoảng từ 10^-2 đến 10^-6, trong khi cáp đồng có BER từ 10^-5 đến 10^-9 và cáp quang có thể xuống tới 10^-12 hoặc thấp hơn Nguyên nhân của tỉ lệ lỗi cao trong đường truyền không dây bao gồm hiện tượng fading, địa hình, yếu tố môi trường và can nhiễu từ các tín hiệu khác Những lỗi này dẫn đến mất gói dữ liệu, gây ra gián đoạn kết nối và kích hoạt cơ chế khởi động chậm, làm giảm tốc độ truyền và thông lượng.
Do tỉ lệ lỗi bit cao trong đường truyền không dây, giá trị MTU (Maximum Transmission Unit) thường phải được chọn nhỏ hơn so với các mạng có dây Kích thước nhỏ này dẫn đến việc sử dụng các gói số liệu nhỏ trong mạng có dây, mặc dù mạng có dây có thể hỗ trợ gói số liệu lớn hơn Hệ quả là chi phí xử lý gói số liệu, bao gồm đóng gói và tách dữ liệu, tăng lên tại các nút trên đường truyền, từ đó làm giảm thông lượng.
Nghiên cứu dưới đây trình bày ảnh hưởng của lỗi đường truyền và thời gian tạm ngừng kết nối khi chuyển cuộc gọi đến hiệu suất của giao thức TCP.
Ảnh hưởng của sự gián đoạn kết nối thường xuyên
Trong các mạng di động sử dụng giao thức IP, việc chuyển cuộc gọi mềm giữa các điểm truy cập có thể gặp khó khăn khi người dùng di động di chuyển từ vùng quản lý của một trạm gốc (BS) sang vùng của BS khác Khi đó, các gói dữ liệu có thể vẫn đang trên đường đến BS cũ, dẫn đến tình huống BS cũ không thể chuyển tiếp chúng đến BS mới nếu việc chuyển cuộc gọi chưa hoàn tất Thêm vào đó, nếu kết nối bị đứt quá lâu, BS cũ có thể không còn đủ bộ đệm để lưu trữ các gói dữ liệu này Sự di động cũng có thể làm mất gói dữ liệu khi người dùng ra khỏi vùng phủ sóng của các trạm gốc, đặc biệt trong các mạng có tế bào ít hoặc không gối lên nhau.
Tỉ lệ lỗi bit cao và sự kết nối không ổn định của các đường truyền không dây ảnh hưởng đáng kể đến hiệu suất của giao thức TCP Nghiên cứu của R Yavatkar và N Bhagwat đã chỉ ra những tác động này, nhấn mạnh tầm quan trọng của việc cải thiện chất lượng kết nối để tối ưu hóa hiệu suất truyền tải dữ liệu.
Một mạng thí nghiệm đã được xây dựng, bao gồm hai thành phần chính Phần đầu tiên là mạng Internet với các máy tính cố định (FH), trong khi phần thứ hai là mạng không dây với các trạm làm việc di động.
Trạm gốc (BS) là một trạm hỗ trợ di động, đóng vai trò kết nối hai mạng khác nhau Nó hoạt động như một gateway, cho phép sự trao đổi dữ liệu giữa mạng có dây và mạng không dây.
Trong thí nghiệm, một tệp 100KB đã được truyền giữa máy tính di động và máy tính cố định qua kết nối TCP thông thường Thời gian truyền trung bình được ghi nhận và trình bày trong bảng 1.1, kèm theo các giới hạn trên và dưới của miền giá trị đo được trong ngoặc vuông Bảng 1.2 chuyển đổi thời gian truyền trung bình từ bảng 1.1 thành tốc độ truyền trung bình, với phương pháp chuyển đổi cụ thể được mô tả.
Tốc độ truyền trung bình (Kbps) = 100KB * 8 / Thời gian truyền trung bình(s).
Hình 1.9 Mạng để nghiên cứu thực nghiệm về liên mạng di động;
MH: Trạm di động; FH: Trạm cố định; BS: Trạm gốc.
Bảng 1.1 Thời gian truyền trung bình (s)
Thời gian dừng do Tỉ lệ gói số liệu bị mất (%) chuyển cuộc gọi 0 % 5 % 10 %
Từ kết quả được trình bày trên hình 1.10, chúng ta có thể nhận thấy rõ:
Ngay cả khi đường truyền không gặp sự cố (tỉ lệ mất gói dữ liệu bằng 0%), việc dừng kết nối do chuyển cuộc gọi vẫn có thể làm giảm tốc độ truyền đáng kể Chẳng hạn, thời gian dừng kết nối 1 giây có thể làm tốc độ truyền giảm từ 36.9 Kbit/s xuống chỉ còn 25.5 Kbit/s, tương đương với mức giảm 69% Thời gian dừng kết nối càng lâu, tốc độ truyền càng bị ảnh hưởng nhiều hơn.
Ngay cả khi không có sự tạm dừng kết nối do chuyển cuộc gọi, tỉ lệ mất gói số liệu vẫn có ảnh hưởng lớn đến tốc độ truyền Cụ thể, khi tỉ lệ mất gói tăng từ 0% lên 5%, tốc độ truyền giảm xuống còn 63% Nếu tỉ lệ mất gói tăng lên 10%, tốc độ truyền sẽ chỉ còn 34%.
Bảng 2.2 Tốc độ truyền trung bình (Kbit/s)
Thời gian dừng do Tỉ lệ gói số liệu bị mất (%) chuyển cuộc gọi 0 % 5 % 10 %
Hình 1.10 Ảnh hưởng của tỉ lệ lỗi bit (BER) cao và thời gian chuyển cuộc gọi đến tốc độ truyền của TCP (Kbit/s)
CÁC GIẢI PHÁP ĐIỀU KHIỂN TẮC NGHẼN TRONG MẠNG CÓ KẾT NỐI PHỨC TẠP
Cấu trúc mạng có kết nối phức tạp – mạng có kết nối không dây
Trong bối cảnh hiện nay, khả năng kết nối giữa các thiết bị khác nhau là rất quan trọng, tạo thành một mạng lưới phức tạp bao gồm máy tính và thiết bị sử dụng nhiều hệ điều hành và giao thức truyền thông Một ví dụ điển hình về mạng phức hợp là mạng nội bộ, nơi các máy tính chạy hệ điều hành Windows, Linux và Apple Macintosh có thể kết nối với nhau qua cả nền tảng kết nối cục bộ và không dây.
Sự phức tạp trong mạng không dây được thể hiện qua việc áp dụng các công nghệ truy cập khác nhau Chẳng hạn, mạng không dây cung cấp dịch vụ cho mạng nội bộ thông qua công nghệ không dây và có khả năng duy trì dịch vụ qua các tế bào của mạng viễn thông.
Xu hướng hội tụ công nghệ IP và sự đa dạng của mạng máy tính, viễn thông đang đặt ra thách thức lớn trong việc đảm bảo chất lượng dịch vụ cho các kết nối Đồng thời, việc kiểm soát tình trạng tắc nghẽn trong các mạng phức tạp cũng cần được nghiên cứu sâu hơn để cải thiện hiệu suất mạng.
Hình 2.1 minh họa nhu cầu và các tình huống sử dụng trong mạng kết nối phức tạp, bao gồm nhiều thiết bị, truyền tải đa dạng dữ liệu và áp dụng nhiều công nghệ truy cập khác nhau.
Hình 2.1 Ví dụ mô hình mạng có kết nối phức tạp
2.2 Các kỹ thuật nhằm cải thiện hiệu năng TCP cho mạng không dây.
Luận án phân loại các phương pháp thành hai nhóm giải pháp: nhóm đầu tiên tập trung vào việc che giấu lỗi mất gói do sự cố đường truyền, chỉ để bên gửi nhận biết sự mất mát do tắc nghẽn; nhóm thứ hai cải tiến TCP với cơ chế thông báo rõ ràng nguyên nhân mất gói, giúp TCP phân biệt các kiểu mất gói khác nhau Một số đề xuất yêu cầu thay đổi thiết kế mô hình truyền thống, nhưng hiệu quả chưa được chứng minh rõ ràng, do việc thay thế toàn bộ hệ thống thiết bị và mạng viễn thông đòi hỏi đầu tư lớn và không khả thi.
Trong kiến trúc mô hình tham chiếu OSI, các giải pháp được phân loại thành hai loại chính: giải pháp đơn tầng và giải pháp liên tầng Giải pháp liên tầng phụ thuộc vào sự tương tác giữa các tầng, thường yêu cầu sự kết hợp giữa TCP và một trong hai tầng: tầng mạng hoặc tầng liên kết dữ liệu Mục tiêu của các giải pháp liên tầng là cung cấp thông tin từ các tầng dưới cho tầng trên, nhằm cải thiện hiệu suất hoạt động Ngược lại, các giải pháp đơn tầng giữ tính độc lập giữa các tầng trong mô hình OSI và có thể được phân loại thành giải pháp tầng giao vận, tầng mạng hoặc tầng liên kết dữ liệu, tùy thuộc vào tầng mà chúng can thiệp.
Các kỹ thuật nhằm cải thiện hiệu năng TCP cho mạng không dây
Phương pháp này ẩn giấu sự mất gói dữ liệu không do tắc nghẽn, ngăn chặn bên gửi trong kết nối TCP phát hiện Vấn đề xảy ra mang tính cục bộ, do đó cần giải quyết theo cách cục bộ mà không yêu cầu tầng giao vận nhận biết các đặc điểm của từng đường truyền Các giao thức trong phương pháp này cố gắng làm cho các đường truyền kém chất lượng trông như đường truyền có chất lượng cao, nhưng với băng thông khả dụng thấp hơn Kết quả là bên gửi của kết nối TCP chỉ nhận thấy sự mất gói dữ liệu do tắc nghẽn mạng.
2.2.1.1 Các giải pháp ở tầng liên kết dữ liệu
Các kỹ thuật điều khiển lỗi phổ biến nhất ở tầng liên kết dữ liệu đều dựa trên hai chức năng sau [16][38]:
Phát hiện và khắc phục lỗi trong dữ liệu là quá trình bổ sung thông tin dư thừa theo các thuật toán nhất định, giúp bên nhận có khả năng nhận diện và sửa chữa dữ liệu sai lệch Kỹ thuật phát hiện lỗi thường yêu cầu ít thông tin dư thừa hơn so với kỹ thuật khắc phục lỗi.
Yêu cầu phát lại tự động (Automatic Repeat reQuest - ARQ): khi phát hiện ra một lỗi trong dãy dữ liệu đến, bên nhận yêu cầu bên gửi gửi lại[28],[37],[39],[40],[41].
Bằng cách kết hợp kỹ thuật phát hiện lỗi và yêu cầu phát lại tự động trong giao thức tầng liên kết dữ liệu, có thể biến tầng này từ không tin cậy thành tin cậy Cơ chế ARQ cơ bản chỉ thực hiện phát hiện lỗi và phát lại, trong đó ba cơ chế phát lại phổ biến nhất sử dụng ARQ là:
Dừng và chờ (Stop-and-wait ARQ),
Phát lại từ gói số liệu thứ N (Go-back-N) và
Phát lại có chọn lọc (Selective-repeat) [42],[43].
Trong các cơ chế đó, cơ chế phát lại có chọn lọc cho hiệu quả cao nhất, nhưng cũng là cơ chế phức tạp nhất khi áp dụng.
ARQ có thể được áp dụng hiệu quả trong các đoạn mạng không dây gặp nhiều lỗi, như giữa thiết bị di động và trạm gốc, nhằm che lỗi mất gói trước các giao thức tầng giao vận và cải thiện thời gian phản ứng khi xảy ra lỗi Một nghiên cứu đã đề xuất giải pháp phát lại trong nội bộ kênh truyền không dây và phân tích ảnh hưởng của nó lên tham số RTT của giao thức TCP.
Việc sử dụng ARQ hiệu quả khi mất mát gói dữ liệu không thường xuyên và thời gian trễ truyền không đáng kể Cơ chế này chỉ tiêu tốn băng thông bổ sung khi cần phát lại gói dữ liệu Tuy nhiên, ARQ có thể gây cản trở cho các cơ chế của TCP, khi tầng liên kết dữ liệu đang cố gắng phát lại, bên gửi của kết nối TCP có thể hết thời gian, dẫn đến việc kích hoạt giai đoạn khởi động chậm.
Giải pháp đề xuất để giải quyết vấn đề lỗi trong truyền dữ liệu là sử dụng giao thức ARQ nhận biết TCP (TCP-aware ARQ protocol), trong đó tầng liên kết dữ liệu sẽ chặn các biên nhận lặp Nếu không thể gửi lại các gói dữ liệu, bên gửi sẽ tự phát lại gói khi hết thời gian Giải pháp này chỉ hiệu quả khi đường truyền lỗi xảy ra ở chặng cuối cùng Để giảm thiểu tác động của tỷ lệ lỗi bit cao trong truyền không dây, các thuật toán mã hóa sửa lỗi phía trước (FEC) đã được nghiên cứu và ứng dụng rộng rãi FEC bổ sung thông tin dư thừa vào dữ liệu gửi để bên nhận có thể khôi phục phần bị hỏng Tuy nhiên, FEC có nhược điểm là gây lãng phí băng thông khi đường truyền ổn định và cần thời gian xử lý từ CPU và bộ nhớ Dù vậy, trong các tình huống như truyền vệ tinh với tỷ lệ lỗi cao, ưu điểm của FEC hoàn toàn xứng đáng với chi phí bỏ ra và không cản trở các cơ chế của giao thức.
FEC thường được áp dụng trong truyền thông vệ tinh và vũ trụ nhờ vào những ưu điểm vượt trội của nó Để tối ưu hóa hiệu quả truyền tải, một phương án lai cải tiến kênh truyền đã được đề xuất, kết hợp giữa kỹ thuật mã sửa sai và ARQ Phương pháp này không chỉ giảm tải tính toán mà còn thích ứng tốt với tình huống mất gói tin mà không thể phục hồi.
Ưu điểm nổi bật của việc khắc phục lỗi ở tầng liên kết dữ liệu là sự phù hợp tự nhiên với cấu trúc phân lớp của các giao thức mạng Các giao thức này hoạt động độc lập với các tầng bên trên và không cần duy trì thông tin trạng thái kết nối Tuy nhiên, cần lưu ý rằng khả năng này có thể gây ảnh hưởng tiêu cực đến các giao thức tầng giao vận, chẳng hạn như giao thức TCP.
2.2.1.2 Các giải pháp ở tầng giao vận
Các giải pháp nhằm nâng cao chất lượng đường truyền thông qua việc phát lại các gói dữ liệu ở mức giao thức TCP, thay vì ở tầng liên kết dữ liệu Một tiến trình TCP đặc biệt, gọi là agent, được thiết lập trên bộ định tuyến đầu vào của đường truyền có nhiều lỗi, giữ bản sao của mọi gói dữ liệu Khi nhận được biên nhận gói dữ liệu, agent sẽ xóa bản sao khỏi bộ nhớ đệm; nếu gói bị mất, agent sẽ phát lại gói dữ liệu thay mặt cho bên gửi Kỹ thuật này được đề xuất cho các mạng không dây trên mặt đất, nơi thời gian trễ không đủ nghiêm trọng để cần đến kỹ thuật FEC Agent TCP được triển khai tại các trạm gốc, nằm ở đầu vào mạng không dây, với một số cơ chế sử dụng agent, điển hình là TCP gián tiếp (I-TCP).
Trong lĩnh vực tối ưu hóa giao thức TCP, nhiều phương pháp đã được đề xuất như Snoop TCP, Split TCP và TCP-ADW Để cải thiện hiệu suất, có thể điều chỉnh các tham số TCP như kích thước động của bộ đệm, cơ chế điều khiển TCP, và cải thiện AIMD Bên cạnh đó, việc điều khiển kích thước gói tin, sử dụng hàm lưu lượng, và bổ sung cơ chế che lỗi đường truyền cũng là những giải pháp quan trọng nhằm khôi phục liên kết hiệu quả.
TCP gián tiếp (Indirect TCP) là một cơ chế trong đó kết nối TCP từ người gửi kết thúc tại đầu vào đường truyền, nơi có tiến trình TCP nhận các gói dữ liệu và gửi chúng đến điểm đến Trong môi trường không dây với tỷ lệ lỗi bít cao và không ổn định, một kết nối TCP được tối ưu hóa, như SACK TCP, sẽ được thiết lập để phù hợp với đặc điểm của đường truyền Ngoài TCP, có thể sử dụng các giao thức giao vận khác để cải thiện hiệu suất truyền tải.
Nhược điểm của I-TCP là không tuân thủ nguyên tắc điều khiển lưu lượng
Trong giao thức TCP, khái niệm "đầu cuối - đầu cuối" cho thấy rằng nút trung gian, bao gồm cả tiến trình TCP, gửi biên nhận thay cho người nhận Điều này có thể dẫn đến việc biên nhận đến người gửi trước khi gói dữ liệu thực sự đến tay người nhận Hơn nữa, I-TCP gây ra khó khăn cho các trạm gốc do yêu cầu chuyển giao một lượng lớn thông tin trạng thái khi xảy ra chuyển cuộc gọi.
Snoop-TCP là một cơ chế thực hiện tiến trình TCP tôn trọng nguyên tắc "end-to-end", không chia đôi kết nối TCP giữa hai mạng mà chỉ giữ bản sao các gói số liệu Nó không tự sinh ra biên nhận mà chỉ chuyển tiếp biên nhận không lặp từ bên nhận đến bên gửi, trong khi chặn lại các biên nhận lặp Nếu nhận được biên nhận lặp thứ ba hoặc sau khi đã chờ quá thời gian hết giờ cục bộ, gói số liệu tương ứng sẽ được phát lại Thời gian hết giờ cục bộ cần phải phù hợp với đường truyền không dây một chặng và phải nhỏ hơn thời gian hết giờ của nguồn gửi Tuy nhiên, giải pháp này cũng có nhược điểm tương tự như phương pháp phát lại ở tầng liên kết dữ liệu, có thể cản trở các cơ chế đầu cuối - đầu cuối Thực chất, Snoop-TCP che giấu mọi sự mất gói số liệu do đường truyền và yêu cầu không có sự mất gói do tắc nghẽn giữa Snoop agent và điểm đến.
Split TCP và UDP là cơ chế do Jorge Navarro-Ortiz đề xuất, cho phép các thiết bị quản lý truy cập tại trạm gốc điều chỉnh các cơ chế kiểm soát tắc nghẽn trên đường truyền không dây Cơ chế này tận dụng chức năng quản lý phân luồng HCCA (Hybrid Coordination function Controlled Channel Access) của chuẩn IEEE 802.11e, giúp giảm tải cho TCP bằng cách giảm số lượng gói phản hồi Tuy nhiên, ứng dụng của giải pháp này chỉ giới hạn trong chức năng HCCA và tiêu chuẩn 802.11e.
Lin và Long đề xuất sử dụng tham số trung bình biến thiên thời gian các gói tin tới đích để xác định nguyên nhân mất gói tin và điều chỉnh tốc độ truyền tin Ngoài ra, một số nghiên cứu khác cũng đề xuất các phương pháp điều chỉnh hành vi của TFRC dựa trên tỷ lệ biến thiên thời gian tới của gói tin, xem xét đặc tính của thiết bị Access Point tại trạm gốc, hoặc tách rời thời gian khứ hồi gói tin khi tính toán thời gian xử lý để tạo ra gói tin phản hồi.
Xác định nhu cầu băng thông và trạng thái đường truyền
Xác định nhu cầu băng thông và băng thông khả dụng là yếu tố quan trọng để phân bổ băng thông hợp lý và giúp các bên gửi, nhận nhận thức sớm về khả năng đáp ứng nhu cầu của mình Đây được coi là kỹ thuật cơ bản để kiểm soát tắc nghẽn Mặc dù TCP có cơ chế xác định băng thông dựa trên các gói tin biên nhận thành công, nhưng quá trình này mất nhiều thời gian Việc nghiên cứu và phát triển các phương pháp ước lượng băng thông khả dụng chính xác hơn vẫn là một nhu cầu cần thiết, như đã được chỉ ra trong các tài liệu nghiên cứu gần đây.
Luận án trình bày một phương pháp xác định nhu cầu băng thông và trạng thái đường truyền một cách nhanh chóng từ mỗi nút mạng Phương pháp này dựa trên việc phân tích tốc độ đến gói tin và kích thước bộ đệm, nhằm đảm bảo khả năng điều khiển tắc nghẽn hiệu quả hơn.
Khi phân tích một đường truyền dẫn qua nhiều nút mạng, chúng ta có thể xem xét đoạn giữa hai nút j-1 và j, nơi mà các gói tin có kích thước đồng nhất Hình thức này được thể hiện phổ biến như hình 2.2 dưới đây, giúp làm rõ hơn về cấu trúc và quy trình truyền tải dữ liệu trong mạng.
Ta có link j nằm giữa nút j và j-1, các gói tin gửi đến nút j-1 với tốc độ là AR (bps), là tổng của các luồng tới nút j-1.
Trong đó λ i là tốc độ tới của ứng dụng thứ i tại nút j-1(Hình 3.5a) Mỗi ứng dụng có mức độ ưu tiên tương ứng với trọng số γ i λ i = γ i * AR và ∑ γ i = 1
Hình 2.2 Nghiên cứu 2 nút mạng tổng quát
Khoảng cách thời gian giữa hai gói tin liên tiếp tại nút j-1 được xác định là l/AR Hai gói tin này có thể đến từ hai ứng dụng khác nhau.
R j là tổng băng thông sử dụng trên kết nối thứ j, trong khi C là băng thông danh nghĩa đã được xác định trước Khi ước lượng được R j, băng thông khả dụng của kết nối j có thể được tính bằng cách lấy hiệu số giữa băng thông danh nghĩa và băng thông đã sử dụng.
Thời gian truyền gói tin có kích thước l từ nút j-1 đến nút j được tính bằng công thức = l / R j, với giả thiết rằng kích thước gói bằng nhau Do thời gian trễ là đồng nhất cho các gói tin cùng kích cỡ, tốc độ gửi gói tin từ nút j-1 sẽ tương đương với tốc độ nhận gói tin tại nút j Thời gian giữa hai gói tin liên tiếp là l / R j, giả định rằng bộ đệm tại nút j-1 luôn có gói để gửi đi.
Thời gian cần để gửi gói tin thứ k có kích thước l tại nút j được tính theo công thức
Thời gian cần để gửi gói tin thứ k+1 có kích thước L tại nút j được tính theo công thức
Do đó ta có thời gian giữa hai gói tin liên tục là
Khi các gói tin đến nút j-1, chúng sẽ được lưu trữ trong bộ đệm chờ đến lượt truyền đến nút j Kích thước thực của bộ đệm tại thời điểm t được ký hiệu là Q(t), trong khi X m là kích thước tối đa của bộ đệm Tốc độ gói đến nút j-1 được gọi là AR, và tốc độ gói ra khỏi bộ đệm, cũng là tốc độ gói đến nút j, được ký hiệu là R Ngoài ra, W là số lượng gói tin đang được vận chuyển trên đường truyền từ j-1 đến j.
Hình 2.3 Mô hình xác định băng thông khả dụng
Từ lý thuyết hàng đợi [32][33], ta coi hệ kết hợp giữa đường truyền j-1,j và bộ đệm tại nút j-1 là một hàng đợi lớn Khi đó ta có:
Tại thời điểm t, A(t) và D(t) lần lượt đại diện cho số gói tin đến nút j-1 và j Q(t) là kích thước bộ đệm tại nút j-1, trong khi W(t) là số gói tin đang được vận chuyển từ nút j-1 đến j.
A(t 1 ,t 2 ) và D(t 1 ,t 2 ) ký hiệu cho lưu lượng đến và đi khỏi nút j-1 trong khoảng thời gian [t 1 ,t 2 ] , ta có
0 t t 2 Áp dụng mô hình chất lỏng [74], trạng thái của hệ này có thể được biểu diễn bằng phương trình vi phân sau:
Trong tình huống xấu nhất, giả thiết giá trị W được chọn là W = R×T j-1,j, với T là thời gian để gói tin di chuyển từ j-1 đến j Để đảm bảo hệ thống ổn định và tránh tình trạng tràn bộ đệm, R cần được điều chỉnh phù hợp với kích thước hàng đợi trong các khoảng thời gian điều khiển ngắn Do đó, có thể sử dụng ký hiệu R(t) thay cho R, và thiết kế R(t) tỷ lệ với Q(t).
Ta chọn tham số α, sao cho:
R (t) = α Q(t) => Q(t) = R(t) / α (2.4) Phương trình vi phân (3.3) ở trên trở thành:
Để đơn giản hóa việc giải phương trình, giả thiết rằng AR đại diện cho tổng nhu cầu băng thông của các ứng dụng và giữ giá trị không đổi trong khoảng thời gian quan sát Tqs = [t1,t2] Giả thiết này cho thấy Tqs = σ.Tj-1, với j là nghiệm của (2.5).
Chọn σ = 1 để đơn giản hóa nghiệm trên, ta có
Giá trị R(t) được ước lượng là tổng băng thông sử dụng cho tất cả các luồng trên liên kết j-1 và j, dựa trên giá trị ban đầu đã đo được R0.
Gọi L là tổng số bít các gói tin tới nút j-1 trong khoảng thời gian quan sát
Tqs, khi đó có thể tính AR là giá trị trung bình (tốc độ trung bình của tất cả các luồng tin đi vào nút j-1).
Ta viết lại (2.6) như sau:
Nếu coi các luồng tin là các tiến trình ngẫu nhiên và độc lập, ta có thể ước lượng băng thông sử dụng cho mỗi luồng tin i trên liên kết j-1,j thông qua hệ phương trình được thiết lập.
Do nhu cầu về băng thông của các luồng phụ thuộc trọng số γ, như đề cập ở trên.
Hệ phương trình băng thông của các luồng này, được đơn giản hóa như sau:
Giá trị băng thông sử dụng ước lượng trên liên kết j-1, j gồm hai thành phần:
Thành phần phụ thuộc vào giá trị băng thông sử dụng trước đó (R 0 ), nghĩa là thời gian bắt đầu quan sát.
Thành phần tức thời, phụ thuộc vào số lượng bít của các luồng tin đến và thời gian quan sát T qs ,
Rõ ràng là, giá trị ước lượng sẽ chính xác hơn và tiệm cận đến giá trị đúng, khi thành phần 1 rất lớn, thành phần 2 nhỏ ( độ dung sai).
Phương trình (2.7) là công thức tổng quát dùng để xác định băng thông, trong đó giá trị mới được tính bằng cách cộng một phần giá trị cũ với một phần giá trị vừa đo được.
Trong các giao thức TCP, thành phần 1 thường chiếm tỷ lệ lớn hơn, trong khi thành phần 2 chiếm tỷ lệ nhỏ hơn Việc này giúp tăng cường độ chính xác và ổn định của ước lượng, từ đó tạo điều kiện để xác định hệ số α và T qs một cách hiệu quả.
Ví dụ, chọn tỷ lệ của phần dung sai là X:
Như vậy, ta có giá trị của phụ thuộc hàm giá trị f(T) của thời gian quan sát Để phù hợp với họ các giao thức TCP, thành phần X=1/8 ≈ 0,1 => ≈
1 , công thức (2.7) có thể biến đổi thành:
Phương trình (2.7) (2.11) sẽ được đưa vào mô hình tính toán để đối sánh.
Nghiên cứu biến đổi băng thông ước lượng R(t) được thực hiện dựa trên hai công thức (2.7) và (2.11) Trong đó, α trong công thức (2.7) thể hiện tỷ lệ giữa giá trị hàng đợi tại nút mạng j-1 và băng thông sử dụng trên đoạn mạng j-1,j.
Kết luận chương II
Trong bối cảnh mạng hỗn hợp không đồng nhất, bao gồm cả mạng không dây và các ứng dụng đa phương tiện phổ biến, nhu cầu đảm bảo chất lượng dịch vụ trở nên rất quan trọng Mạng này chứa nhiều loại dữ liệu, dịch vụ và ứng dụng với yêu cầu đa dạng, cùng với các thiết bị đầu cuối khác nhau Phân tích cho thấy giao thức TCP không đạt hiệu năng cao trong môi trường mạng phức tạp này.
Trong chương II, chúng ta xem xét các nghiên cứu và đề xuất nhằm khắc phục điểm yếu của giao thức TCP, được chia thành hai loại chính Loại thứ nhất tập trung vào việc che giấu mất gói dữ liệu do lỗi đường truyền, cho phép bên gửi chỉ phát hiện sự mất gói do tắc nghẽn Loại thứ hai bao gồm các giải pháp cải tiến TCP thông qua cơ chế thông báo rõ ràng về nguyên nhân mất gói, giúp TCP phân biệt các kiểu mất gói khác nhau Nhóm giải pháp loại một, như các đề xuất mới nhất, tắt cơ chế kiểm soát tắc nghẽn trên đường truyền không dây để giải quyết khó khăn khi TCP hoạt động không hiệu quả trong môi trường này Trong khi đó, nhóm giải pháp loại hai không thay đổi cách hoạt động của TCP, do đó không cải thiện đáng kể hiệu năng của TCP trong phần mạng không dây.
Các kết quả khảo sát chỉ ra rằng việc cải tiến hoạt động để nâng cao hiệu quả giao thức truyền thông vẫn là một chủ đề hấp dẫn đối với nhiều nhà nghiên cứu Điều này đặc biệt quan trọng vì hiện tại chưa có giải pháp tối ưu nào có thể giải quyết triệt để các vấn đề phức tạp và thiếu ổn định trong môi trường không dây của mạng hỗn hợp.
Xác định nhu cầu băng thông của các kết nối và băng thông khả dụng của đường truyền là kỹ thuật cơ bản để kiểm soát tình trạng tắc nghẽn hiệu quả.
Luận án này đề xuất một phương pháp mới để xác định nhu cầu băng thông và trạng thái đường truyền từ từng nút mạng một cách nhanh chóng, dựa vào tốc độ truyền tải gói tin và kích thước bộ đệm Phương pháp này giúp cải thiện khả năng điều khiển tắc nghẽn, nhanh hơn so với các giao thức TCP hiện tại.
Trong chương tiếp theo, dựa trên các kết luận từ chương II, luận án đề xuất cải tiến cơ chế quản lý tắc nghẽn của TCP Phương án này nhằm giúp giao thức hoạt động hiệu quả hơn trong môi trường không dây, nâng cao thông lượng và đảm bảo sự công bằng giữa các luồng dữ liệu.
CHƯƠNG 3 MÔ HÌNH ĐIỀU KHIỂN TRUYỀN THÔNG TỰ THÍCH NGHI CHO HỌ GIAO THỨC
TCP TRONG MẠNG KHÔNG DÂY
Trong bối cảnh các giao thức TCP được sử dụng phổ biến, các giao thức mới cần phản ứng tương tự như TCP để quản lý băng thông, đảm bảo mạng ổn định và tránh tắc nghẽn Chương này của luận án đề xuất cải tiến cơ chế AIMD của TCP thông qua mô hình tự thích nghi, giúp giao thức hoạt động hiệu quả hơn trong môi trường không dây, nâng cao thông lượng và đảm bảo sự công bằng giữa các luồng dữ liệu.
Mô hình điều khiển thích nghi mạng không dây
Mô hình chống tắc nghẽn AIMD của TCP theo cơ chế cửa sổ như sau:
W = W +1 nếu không mất gói tin
W là giá trị của cửa sổ truyền, nghĩa là số gói tin đang truyền trên mạng.
Cơ chế điều khiển thích nghi được đề xuất như sau:
W t+R = W t + a 1 e Kt + a 2 e -Kt nếu không mất gói tin (3 1)
Trong đó, a1 và a2 là các tham số điều khiển, K là hệ số, Wt đại diện cho cửa sổ tại thời điểm t, và Wt+R là cửa sổ điều chỉnh sau thời gian quay vòng, tức là sau khi nhận được phản hồi từ phía người nhận.
The ECIMD (Exponent Combinational Increase Multiplicative Decrease) control mechanism is proposed as an alternative to the AIMD (Additive Increase Multiplicative Decrease) mechanism used in TCP protocols.
Hình 3.1 Cơ chế điều khiển thích nghi
Sở cứ thực thế của cơ chế này như sau:
Khi không xảy ra mất gói tin, cơ chế điều khiển thích nghi cho phép tăng dần tốc độ truyền tin vào mạng ECIMD đã áp dụng thông tin từ thành phần a1.eK vào công thức (3.1) để thể hiện giai đoạn khởi động chậm, tăng dần theo hàm mũ Việc tăng tốc độ một cách từ từ giúp tránh tình trạng tăng đột ngột tải lưu lượng trong mạng, đặc biệt quan trọng khi khôi phục lại tốc độ sau khi mất gói tin.
Thành phần a 2 e -Kt trong công thức thể hiện giai đoạn tăng gần bão hòa, giúp giảm tốc độ tăng dần để hạn chế tắc nghẽn và đảm bảo công bằng lưu lượng giữa các luồng tin.
- Hệ số K được xét ở đây là khác 0, vì nếu K=0 cơ chế ECIMD sẽ suy biến về dạng AIMD (tăng theo cấp số cộng, giảm theo cấp số nhân)
Cơ chế điều khiển tăng giảm trong trường hợp lỗi mất gói đơn được biểu diễn qua hình 3.1, trong đó W m /2 là giá trị đặt lại của cửa sổ giống như TCP mỗi khi xảy ra mất gói, còn Wm là giá trị cửa sổ lớn nhất Tốc độ tối đa và băng thông sử dụng tối đa của các luồng tin phụ thuộc vào số lượng ứng dụng và nhu cầu của chúng Luận án này tập trung vào tình huống cụ thể để chứng minh rằng cơ chế ECIMD vẫn tương thích với các giao thức TCP, vì công thức thông lượng của ECIMD có thể suy biến về AIMD.
Xét khoảng thời gian t 0 T, thành phần a 1 e Kt là tổng các sóng hài ∑ 0 1 − và a 2 e -Kt là tổng các sóng hài ∑ 0 2 −
Bởi tính liên tục của hàm mũ, ta có tích phân sau:
W T W t 0 T a 1 e Kt dt T a 2 e Kt dt to to Đơn giản hóa cách giải với a 1 = a 2 = a, ta thu được
Do đó, ta có phương trình W(t) trong đoạn t 0 = 0 đến T quan sát có dạng :
C là hằng số K là hệ số.
Ta chọn thời gian gốc là t 0 =0 , khi đó W(t 0 =0) = W m /2.
W m a e Kt a e Kt C =>thay t=0 ta được C W m
K K 2 Để K phản ánh sự ảnh hưởng của kích thước cửa sổ cực đại W m , ta giả sử không ràng buộc:
W m Đưa giá trị K vừa chọn vào (3.4) ta có :
Phương trình trên có 1 nghiệm dương x 17
Trong khoảng thời gian (t0, t1), giữa hai gói tin bị mất gần nhất, giả thiết rằng sau mỗi gói tin bị lỗi, có 1/p gói được gửi thành công với xác suất lỗi p Do đó, một gói tin sẽ bị mất tại thời điểm t1, dẫn đến việc cửa sổ giảm xuống còn Wm/2 Gọi N là số gói tin giữa hai lần mất gói tin, N được biểu diễn bằng diện tích hình gạch dọc (Hình 3.1).
Thay p=1/N từ giả thiết vào phương trình trên, ta thu được
Trong khoảng thời gian (t 0 ,t 1 ) có gói tin N được gửi, do vậy thông lượng
ECIMD sẽ được tính bằng theo công thức:
Nếu chọn giá trị tham số điều khiển sao cho
Công thức (3 13) với β =1 chính là công thức tính thông lượng được sử dụng trong TCP
Mô hình sử dụng công thức (3.13) được coi là tổng quát hơn so với TCP, trong khi ECIMD vẫn duy trì sự tương thích với cơ chế AIMD của TCP.
Thông lượng của cơ chế ECIMD nhạy cảm với giá trị RTT tùy thuộc vào tham số a Khi chọn tham số điều khiển thích hợp với β > 1, ECIMD có thể đạt được thông lượng cao hơn TCP trong cùng điều kiện về giá trị RTT và p của đường truyền.
Nghiên cứu biến đổi thông lượng theo công thức (3.11) với xác suất mất gói tin p trong khoảng [0.001; 1] và RTT = 100 cho thấy mối quan hệ giữa p và thông lượng TCP Đồ thị trong Hình 3.2 minh họa rằng khi giá trị p giảm, thông lượng TCP tăng lên đáng kể.
ECIMD vs AIMD RTT0ms; a =[5 50];
100 lu on g 80 ECIMD (a=5) th on g
Hình 3 2 Biến đổi của Thông lượng theo p
Hình 3 3 Biến đổi của Thông lượng theo RTT
Nghiên cứu sự biến đổi của thông lượng theo thời gian RTT với các tham số điều khiển khác nhau cho thấy rằng cơ chế ECIMD đạt được thông lượng cao hơn so với cơ chế tăng cửa sổ theo AIMD.
Thuật toán tính RTT
Trong TCP, với thuật toán nguyên gốc, để làm mịn sự biến đổi của giá trị RTT, RTT được áp dụng theo bộ lọc thông thấp:
RTT = (α RTT_cũ) + ((1 − α) SRTT k ) (3.14) Hay RTT k = (α RTT k-1 ) + ((1 − α) SRTT k )
Với k là ký hiệu cho giá trị thống kê thứ k SRTT k là giá trị thời gian khứ hồi đo được tương ứng.
Khi triển khai TCP, giá trị α được chọn là 7/8 nhằm tận dụng đặc tính của bộ vi xử lý, giúp tối ưu hóa tốc độ xử lý thông qua phép toán dịch chuyển thanh ghi, so với việc sử dụng phép toán nhân hoặc chia.
Hình 3.4 Các tình huống lấy mẫu RTT bị sai
Theo thuật toán sửa đổi của Karn/Partridge, thời gian RTT sẽ không được lấy mẫu khi gói tin bị truyền lại, nhằm tránh việc lấy mẫu RTT không chính xác trong các tình huống tương tự như hình minh họa.
Theo thuật toán Jacobson/Karels [23], RTT được tính theo cách mới:
Các công thức tính RTT có thể được phân tích dưới dạng hàm tính giá trị trung bình thống kê Luận án sẽ trình bày chi tiết về điều này trong phần tiếp theo, nơi mà với các hệ số α hoặc d cố định, công thức tính RTT sẽ thể hiện mối quan hệ cứng nhắc với các tập hợp mẫu trong quá khứ.
Dựa trên phân tích, công thức tính RTT hiện tại không chính xác cho môi trường không dây vì nó phụ thuộc vào tất cả các giá trị mẫu trong quá khứ, trong khi trạng thái hiện tại có thể đã thay đổi do thiết bị di động di chuyển đến khu vực sóng mạnh/yếu hơn Luận án đề xuất một phương pháp mới cho phép xác định linh hoạt hệ số làm mịn, tùy theo yêu cầu về số lượng mẫu thống kê gần nhất và có tính thời sự nhất trong môi trường không dây.
3.2.1 Phân tích công thức RTT theo hàm thống kê
Do Công thức (3.15) có thể biến đổi về dạng (3.14), nên ta chỉ cần phân tích (3.14) làm đại diện:
Tiếp tục khai triển RTT k-1 theo các giá trị trước đó:
72 Áp dụng hằng đẳng thức:
Công thức trên có mẫu số là tổng các hệ số của đa thức trên tử số, tương ứng với hàm số thống kê EWMA Hàm này tính toán bình quân dịch chuyển có trọng số theo hàm mũ, trong đó các giá trị mẫu thứ j, được ký hiệu là R k-j, được tính trọng số theo hàm mũ bậc j của α.
Ta có thể tính tỷ số của tổng trọng số của N trạng thái gần nhất, so với trọng số toàn bộ các mẫu thống kê, theo công thức:
Với α =7/8 như trong TCP, với các giá trị khác nhau của N, ta tính được giá trị
BẢNG 3.1 Quan hệ số lượng mẫu và tỷ lệ trên tổng tỷ trọng
Khi N = 10, WR đạt 77%, cho thấy 10 giá trị RTT gần nhất đóng góp 77% vào tổng trọng số của tất cả các giá trị RTT Sự gia tăng của N sẽ ảnh hưởng đến tỷ lệ này.
73 nhỏ, tỷ lệ trọng số trên tổng trọng số của N mẫu gần nhất càng nhỏ Ngược lại khi số lượng mẫu N lớn, WR càng lớn.
Trong TCP, giá trị α là cố định, dẫn đến việc công thức (3.14) truy hồi đến tất cả các giá trị mẫu đã đo trước đó Điều này cho thấy rằng các giá trị mẫu từ quá khứ, bao gồm cả thời điểm bắt đầu phiên làm việc hoặc trước khi xảy ra hiện tượng đứt kết nối, vẫn ảnh hưởng đến giá trị RTT Do đó, phương pháp tính RTT của TCP không phù hợp với môi trường không dây, nơi mà các tham số môi trường thường xuyên thay đổi và không cần thiết phải có một số lượng mẫu N lớn.
Kết quả cho thấy rằng việc thay đổi giá trị α có thể dẫn đến việc giảm số lượng mẫu gần nhất nhưng lại tăng tỷ trọng của chúng trong tham số RTT Điều này cho thấy giao thức sẽ phản ứng nhanh hơn với môi trường, khi các mẫu xa trong quá khứ không còn đóng vai trò quan trọng trong việc tính toán giá trị mới của các tham số.
3.2.2 Đề xuất phương pháp tính RTT phù hợp môi trường không dây
Trong môi trường truyền thông không dây, các giá trị quá khứ không nên ảnh hưởng lớn đến việc tính toán giá trị RTT, vì đặc điểm của môi trường này khiến các tham số biến đổi liên tục Do đó, công thức tính RTT được đề cập trong (3.14) với α =
7/8 hay ~0.9, giá trị mẫu SRTT mới chỉ đóng góp 10% tỷ trọng vào giá trị trung bình của RTT, và điều này rõ ràng là không hợp lý.
Nghiên cứu mối quan hệ giữa WR và các giá trị α, N trong công thức (3.17) cho thấy rằng với α = 7/8 của TCP, WR yêu cầu nhiều mẫu và thời gian hơn để đạt được giá trị tổng trọng số tương đương Để RTT có thể theo kịp sự biến đổi nhanh chóng của môi trường, cần nâng cao tỷ lệ trọng số của N trạng thái gần nhất Ví dụ, với N = 4, mục tiêu là đạt được tỷ lệ trọng số WR ≥.
90%, ta tính được α ≤ 0.63 Trong khi đó với TCP truyền thống, cần số mẫu là 15.
Tuy nhiên, α nhỏ quá cũng không cần thiết, vì lúc đó ý nghĩa của các giá trị mẫu trong quá khứ gần cũng không được tính đến.
WR theo N va anpha khac nhau 1
Hình 3.5 Mô phỏng quan hệ WR theo giá trị α, N
Luận án đề xuất sử dụng giá trị α = 0.63 làm mặc định, đồng thời cho phép người dùng điều chỉnh α để đáp ứng nhanh hơn với môi trường Việc điều chỉnh này dựa trên tỷ lệ trọng số cần đạt (WR) cho số lượng mẫu trong quá khứ (N) mà người dùng quan tâm Thông tin này sẽ được lưu giữ trong bộ phận lược sử để phục vụ cho các lần khởi tạo tiếp theo.
Thuật toán tính toán RTT cần xử lý biến động lớn của giá trị đo RTT mới Để áp dụng công thức (3.14) và xác định giá trị α phù hợp, cần tham khảo các giá trị quá khứ theo công thức (3.17) nhằm đảm bảo số lượng mẫu có tỷ trọng lớn Các giá trị mẫu SRTT của các gói tin gửi lại sẽ không được tính để loại bỏ các giá trị sai lệch và quá nhỏ so với thực tế, do có thể xảy ra nhầm lẫn giữa phản hồi của gói tin đã gửi đầu tiên và gói tin vừa gửi lại, như minh họa trong Hình 3.4.
Để xác định giá trị mẫu RTT nào là quá cao, cần thiết lập một khoảng chấp nhận Nếu mẫu RTT mới nằm trong khoảng này, thuật toán sẽ áp dụng công thức làm mịn (3.14) Những giá trị mẫu RTT nằm ngoài khoảng chấp nhận sẽ bị loại bỏ một số lần nhất định Nếu sau số lần định trước vẫn nhận được các giá trị mẫu quá lớn, chúng sẽ được tính vào RTT theo công thức (3.14).
RTT được làm mịn theo cách này, giao thức truyền thông vẫn có thể hội tụ nhanh về trạng thái của mạng.
Luận án giới thiệu thuật toán EWMA RTT, áp dụng cơ chế lưu trữ N trạng thái yêu cầu của người dùng trong lược sử, như minh họa trong Hình 3.6 Ở giai đoạn khởi tạo, các tham số được tham khảo từ lần hoạt động trước Nếu chưa có giá trị lưu trữ, hệ thống sẽ sử dụng các giá trị mặc định Thời gian hết hạn chờ RTO và giá trị cực đại RTTmax được thiết lập lần lượt là 3s và 2.5s, tương tự như thiết kế của TCP [5].
Tham khảo giá trị α được lưu giữ;
Mặc định α = 0.63; RTO=3; RTT max = 2.5; G =1;K=4;
Nhận được giá trị mới R lần 1
0 Nhận được giá trị mới R < RTTmax
Nhận được giá trị R 1> RTTmax Y lần liên tiếp 1
Hình 3.6 Lưu đồ thuật toán EWMA RTT
Khi nhận được gói tin phản hồi, giá trị mẫu thời gian quay vòng R được xác định, tùy thuộc vào việc gói tin đó là gói tin đầu tiên phản hồi hay không Các giá trị RTT và RTTmax sẽ được tính toán tương ứng Nếu giá trị R quá lớn, thuật toán sẽ bỏ qua một lần đo trước khi coi đây là giá trị đáng tin cậy.
Giao thức tự thích nghi họ TCP cho môi trường không dây WRCAP
Luận án này áp dụng các nghiên cứu về mô hình điều khiển thích nghi vào triển khai giao thức WRCAP trên nền giao thức UDP trong môi trường mô phỏng NS-2 phiên bản 2.1b9 Kết quả thí nghiệm cho thấy WRCAP cải thiện đáng kể thông lượng mạng không dây so với TCP Reno, đặc biệt trong các tình huống đường truyền không dây bị gián đoạn.
WRCAP, được biết đến là họ TCP, hoạt động như một giao thức đầu cuối – đầu cuối nhằm quản lý tắc nghẽn và ổn định mạng Việc sử dụng UDP làm nền tảng phát triển giao thức mới là do UDP có cấu trúc đơn giản, giúp dễ dàng cải tiến và thử nghiệm mà không tốn nhiều công sức Các chức năng của giao thức được thiết kế theo hướng dẫn cụ thể để phù hợp với cơ chế điều khiển ECIMD.
Giao thức WRCAP điều chỉnh tốc độ tự thích nghi bao gồm bộ phận theo dõi QoS tại trạm gốc và các mô-đun phần mềm cài đặt tại trạm đầu cuối, đóng vai trò là nguồn phát và nguồn thu.
Các modul phần mềm tại bên phát và bên thu đã được cải tiến dựa trên giao thức UDP gốc Bộ phận theo dõi QoS được đặt phía trên tầng IP để sử dụng một số dịch vụ của tầng này Mặc dù vậy, các modul này vẫn triển khai các chức năng điều khiển QoS, và chúng tôi sẽ mô tả các chức năng mở rộng trong phần tiếp theo.
Bộ phận Theo dõi QoS là yếu tố thiết yếu trong việc đảm bảo chất lượng dịch vụ cho đường truyền không dây, nơi mà lỗi có thể xảy ra thường xuyên Việc triển khai Theo dõi QoS tại trạm gốc giúp nhận diện nhanh chóng các lỗi phát sinh, từ đó đưa ra các biện pháp khắc phục kịp thời Ngoài ra, Theo dõi QoS còn có khả năng đo băng thông khả dụng, theo công thức (2.7) Thực tế cho thấy, phần mềm điều khiển hoạt động của tầng IP tại trạm gốc có thể được điều chỉnh để tích hợp bộ phận Theo dõi QoS mà không làm ảnh hưởng đến hiệu suất và chức năng của các ứng dụng đầu cuối.
Hình 3.8 Nguyên lý hoạt động của WRCAP
WRCAP là giao thức điều khiển tốc độ dựa trên mô hình điều khiển thích nghi, với các hàm đánh giá, điều khiển và quyết định được thực hiện ở cả hai bên gửi và nhận Giao thức này điều chỉnh tốc độ gửi tin của bên gửi dựa trên phản hồi từ bên nhận, thông qua việc gửi các gói dữ liệu có số tuần tự và tem thời gian Tại phía nhận, tỷ lệ lỗi và độ trễ được đánh giá và báo cáo sẽ được gửi lại cho bên gửi theo thời gian khứ hồi gói tin Nếu không có lỗi, bên gửi sẽ tăng tốc độ gửi tin theo ECIMD; nếu phát hiện lỗi, bên gửi sẽ giảm tốc độ gửi theo cấp số nhân.
Với WRCAP, quá trình gửi gói tin được chia thành hai chiều riêng biệt: từ trạm di động đến trạm cố định và ngược lại, từ trạm cố định đến trạm di động.
Truyền tin từ trạm di động đến trạm cố định:
Bộ phận theo dõi QoS tại BS sẽ đánh giá băng thông trên đoạn đường truyền không dây R1 và tích hợp thông tin này vào nhãn gói tin trước khi gửi đến bên nhận Tại phía nhận, băng thông tổng thể sẽ được đo với giá trị R2 Từ đó, tốc độ khởi tạo cho kết nối sẽ được xác định là R init = min(R1, R2) và được gửi ngược lại bên gửi qua gói tin ACK.
Tốc độ đo được R sẽ được cập nhật mỗi khi nhận được một gói tin, trong đó bên gửi sẽ gửi gói tin theo thứ tự để bộ phận Theo dõi QoS phát hiện sự ngắt quãng và lỗi đường truyền không dây Nếu không nhận được gói tin trong thời gian dài, sẽ coi là lỗi mất gói tin Khi phát hiện lỗi, Theo dõi QoS sẽ gửi thông báo bằng gói tin rỗng đến nguồn phát/nhận WRCAP, nhấn mạnh việc gửi thông báo trong phần nhãn gói tin hiện gửi mà không cần thêm băng thông Đồng thời, nguồn phát WRCAP sẽ khởi động trạng thái backoff khi phát hiện lỗi không dây, tạm ngừng gửi tin và cố gắng liên lạc.
Theo dõi QoS thực hiện việc giám sát kênh không dây theo chu kỳ Khi kênh không dây hoạt động trở lại bình thường, hệ thống sẽ nhận được phản hồi tích cực từ việc theo dõi QoS.
Chức năng theo dõi QoS cho phép quản lý hàng đợi công bằng giữa các luồng thông tin mà không cần dự trữ tài nguyên hệ thống hay mạng Trọng số của từng kết nối được điều chỉnh để đảm bảo tốc độ gửi tin trong giới hạn cho phép, nhằm duy trì chất lượng kết nối Trong trường hợp lỗi kênh không dây, hệ thống sẽ tự động tính toán và bù đắp cho kết nối khi kênh được khôi phục.
Thuật toán triển khai trong bộ phận Theo dõi QoS trong quá trình này được mô tả như trong Hình 3.9.
Để nhận biết nhanh trạng thái của kênh truyền không dây, luận án đề xuất rằng bên nhận trong giao thức WRCAP sẽ gửi phản hồi cho mọi gói tin nhận được Kích cỡ gói tin ACK nhỏ hơn so với gói tin dữ liệu, giúp duy trì tải thông tin điều khiển ở mức thấp Việc đo băng thông được thực hiện tương tự như trong trường hợp gửi tin theo chiều ngược lại, cho phép bên gửi căn cứ vào đó để khởi tạo giá trị gửi ban đầu.
Gói tin đến Thời gian > RTO
Gửi thông báo Loss cho FH
- Gửi gói tin tiếp đến FH
- Cập nhật i số đếm gói tin
ACK từ FH 1 Gói tin tuần tự
- Gửi tiếp ACK đến MH
- Cập nhật số đếm ACK
- Thông báo BACK cho FH OFF
Thêm thông báo LOSS vào ACK
Hình 3.9 Theo dõi QoS: Di động - Cố định
Bộ phận Theo dõi QoS giám sát số tuần tự của các gói tin để phát hiện lỗi tắc nghẽn từ trạm cố định đến trạm gốc, đặc biệt khi có sự gián đoạn trong chuỗi gói tin Khi phát hiện tình trạng này, bộ phận Theo dõi sẽ tiến hành các biện pháp cần thiết để khắc phục.
QoS gửi thông điệp thông báo mất mát đến bên gửi tại trạm cố định, có thể kèm theo trong các gói tin dữ liệu từ trạm di động Sau khi gửi gói tin, QoS sẽ chờ phản hồi từ trạm di động Nếu quá thời gian chờ hoặc có gián đoạn trong thứ tự gói tin phản hồi ACK, trạng thái kênh không dây được xem là xấu Lúc này, QoS sẽ thông báo trạng thái cho bên gửi tại trạm cố định, và WRCAP sẽ hoãn gửi tin, chuyển sang trạng thái backoff để chờ phản hồi tích cực từ QoS.
Bộ phận Theo dõi QoS có khả năng mở rộng để quản lý vùng nhớ đệm và chức năng uỷ thác tại trạm gốc Chức năng proxy hoạt động như một trung gian giữa bên gửi và bên nhận, tự động duy trì danh sách các gói tin chưa nhận phản hồi và gửi lại khi xảy ra lỗi mất gói Dựa trên kết quả đo băng thông của kênh không dây, các gói tin ưu tiên thấp như video có thể bị loại bỏ để tối ưu hóa hiệu suất Thông tin chuyển mã dữ liệu như màu sắc, kích thước hình ảnh và độ phân giải sẽ được sử dụng hiệu quả, giúp kênh không dây không bị quá tải trong khi vẫn duy trì chất lượng dịch vụ chấp nhận được.
Thuật toán của bộ phận Theo dõi QoS trong quá trình truyền tin từ trạm cố định đến trạm di động có thể được thực hiện như Hình 3.10
Gói tin đến Thời gian > RTO
Gửi thông báo cho FH
- Gửi gói tin tiếp đến MH
- Cập nhật i số đếm gói tin
ACK từ MH 1 Gói tin tuần tự
- Gửi tiếp ACK đến FH
- Cập nhật số đếm ACK
Thêm thông báo Wlosss vào ACK
Hình 3.10 Theo dõi QoS: Cố định - Di động
Các trạng thái của WRCAP
Kết luận chương III
Trong chương III, mô hình điều khiển thích nghi với cơ chế ECIMD được đề xuất để thay thế AIMD của TCP Nghiên cứu cho thấy rằng cơ chế ECIMD, khi điều khiển giá trị cửa sổ trong tình huống có lỗi đơn, mang lại hiệu suất thông lượng tốt hơn so với AIMD.
Công thức tính thông lượng với ECIMD có thể được rút gọn thành công thức thông lượng của TCP hiện tại, chứng minh rằng ECIMD là mô hình tổng quát của AIMD Điều này tạo cơ sở cho việc đề xuất các giá trị mới cho các hệ số trong công thức làm mịn truyền thống của TCP Kết quả mô phỏng cho thấy, với một số giá trị mới của hệ số, thông lượng kết nối đã tăng lên đáng kể.
Chương này đề xuất phương pháp tính giá trị thời gian khứ hồi gói tin thông qua phân tích tổng trọng số của N mẫu gần nhất, điều này rất quan trọng trong môi trường không dây hoặc biến đổi, vì chỉ cần tập trung vào ảnh hưởng của các giá trị gần nhất.
Mô hình đề xuất đã được áp dụng để xây dựng giao thức TCP WRCAP, cho thấy hiệu suất vượt trội trong các thử nghiệm mô phỏng tại môi trường NS Giao thức này có khả năng phát hiện, phân biệt và phòng lỗi hiệu quả hơn so với các nghiên cứu hiện tại trong các giao thức TCP, đặc biệt khi hoạt động trong môi trường hỗn hợp với sự kết hợp giữa trạm gốc và trạm di động.
