Птс на: Что такое ПТС — зачем и кто выдает, как выглядит дубликат

Питбайк – это отдельная категория «машин», которая на 2019 год не приравнена ни к одному из типов транспортных средств. Если быть точнее, то транспортным средством питбайк является, но только по ПДД. Проблема в том, что действующее законодательство просто ещё не доработано для предоставления этому типу транспорта отдельной типовой принадлежности. 

В статье мы выясним, нужны ли права на питбайк в 2019 году, где на нём можно ездить, какие штрафы могут Вас ожидать и могут ли его забрать на штрафстоянку.

Различные нормативно-правовые акты приравнивают питбайк к разным категориям транспорта. Но нас интересуют только два из них: ПДД, которые устанавливают правила управления им, и КоАП, предусматривающий разного рода санкции за нарушения, в том числе штрафы, лишение автомобильных прав и штрафстоянку.

• По ПДД питбайк – это транспортное средство, которое может быть мотоциклом при объёме двигателя более 50 см3 либо мопедом при рабочем объёме менее 50 кубов. Соответственно, ПДД не явно, но предусматривают, что для управления питбайком в 2019 году нужны права категории A или M, либо подкатегории A1.
• Но, согласно КоАП, питбайк – это не транспортное средство. И отсюда следуют определённые выводы, в том числе отсутствие штрафа, штрафстоянки и ненужность прав для питбайка. Давайте этот момент разберём подробнее!

Примечание в статье 12.1, которое применяется ко всей 12 главе Административного кодекса, отвечающего за штрафы в области дорожного движения, гласит, что транспортное средство для

Выдача электронных паспортов транспортного средства (ПТС) в Новосибирске

Описание услуги

С июля 2019 года в странах Евразийского экономического союза, куда входят Россия, Белоруссия, Казахстан, Киргизия и Армения, начали выдавать электронные паспорта транспортных средств, или ЭПТС. Данный документ, являясь единым для упомянутых государств, дает значительные преимущества: избавляет от бумажной волокиты при оформлении автомобилей, упрощает экспорт машин, делает рынок подержанных транспортных средств «прозрачнее» за счет открытости электронных данных. К тому же потерять виртуальный паспорт невозможно. Равно как и украсть или подделать, ведь все данные хранятся на серверах с высокой степенью защиты аналогично тем, которые используют банки и госорганы.

С 1 ноября 2019 года бумажные паспорта транспортного средства (ПТС) перестанут выдавать и полностью перейдут на электронные версии документа.

Порядок получения электронных паспортов транспортного средства

1.      Покупая новый автомобиль, автовладелец вместе с ним получает оформленный заводом-изготовителем ЭПТС. Его номер вносится в договор купли-продажи.

2.      Для уже находящихся в эксплуатации автомобилей менять бумажный ПТС на электронный необязательно. Но при желании любой автовладелец может это сделать через оператора техосмотра или в ГИБДД при смене собственника. При этом бумажный документ автоматически становится недействительным.

3.      А вот для подержанных автомобилей, импортируемых в Российскую Федерацию, паспорт необходимо оформить через те же испытательные лаборатории, которые выдают СБКТС.

Во избежание ненужных рисков, автовладельцам следует обращаться только к тем организациям, которые имеют действующий аттестат аккредитации на указанный вид деятельности и внесены в единый Перечень аккредитованных удостоверяющих центров.

ООО «Фаворит» уполномочен Департаментом автомобильной промышленности и железнодорожного машиностроения Минпромторга РФ на предоставление услуг по оформлению электронных паспортов транспортных средств и (или) электронных паспортов шасси транспортных средств.

Наши специалисты быстро и профессионально помогут Вам оформить электронный паспорт транспортного средства (ЭПТС). 

Вы можете позвонить нам по телефону 8-800-5000-619, а также оформить заявку на нашем сайте или прислать ее на электронный адрес [email protected]. 

Мы ждем Вас по адресу: г. Новосибирск, ул. Шевченко, д.4, оф. 205

Адреса наших представительств: 

г. Владивосток, ул. Стрельникова, д. 3Б, оф. 908.

Что делать если потеряли ПТС на прицеп?

Паспорт транспортного средства или просто ПТС – это документ, который доказывает, что транспортное средство принадлежит именно вам, поэтому если вы его потеряли или его у вас украли, то необходимо как можно быстрее заняться его восстановлением. Мы расскажем вам стандартный порядок действий при утрате или хищении ПТС, однако он может отличаться в зависимости от конкретной ситуации.

Итак, если вы потеряли ПТС от вашего легкового прицепа, который уже был поставлен на учет в ГИБДД, то вам необходимо обратиться в подразделение ГИБДД, где была произведена регистрация прицепа и написать заявление об утрате ПТС с указанием его серии и номера. На основании вашего заявления вам выдадут дубликат ПТС.

В случае если ПТС у вас был украден, то помимо заявления в ГИБДД необходимо обратиться в органы внутренних дел по месту кражи ПТС и уведомить об этом сотрудников полиции.

Если вы потеряли ПТС на прицеп, который еще не был зарегистрирован, то вам необходимо обратиться в подразделение ГИБДД по месту жительства и сообщить сотрудникам серию и номер потерянного ПТС. Далее, чтобы получить дубликат ПТС, вам необходимо обратиться в организацию, которая выдала ПТС и предоставить следующие документы:

1. заявление на имя руководителя организации, где вы купили легковой прицеп, с просьбой о выдаче дубликата. В заявлении должны быть указаны номер ПТС, дата выдачи, модель и VIN прицепа;
2. копию ПТС, в которой записан владелец прицепа;
3. справку из ГИБДД, о том, что вы уведомили сотрудников полиции об утрате ПТС и он занесен в базу утраченной спецпродукции.

После получения всех документов, производитель легкового прицепа должен обратиться в ГИБДД за разрешением на выдачу вам дубликата. Данное обращение рассматривается в срок до 30 дней. После получения положительного ответа, вам смогут выдать дубликат ПТС.

v. 3: TCP для транзакций, HTTP, NNTP и протоколы домена Unix (серия профессиональных вычислений Addison-Wesley): Стивенс, У. Ричард, Райт, Гэри Р .: 9780201634952: Amazon.com: Книги

Введение и организация книги

Эта книга разделена на три части, каждая из которых посвящена отдельной теме:

TCP для транзакций, обычно называемый T / TCP.Это расширение TCP, призванное сделать транзакции клиент-сервер более быстрыми, эффективными и надежными. Это делается путем исключения трехстороннего подтверждения TCP в начале соединения и сокращения состояния TIME_WAIT в конце соединения. Мы увидим, что T / TCP может соответствовать производительности UDP для транзакции клиент-сервер и что T / TCP обеспечивает надежность и адаптируемость, что является значительным улучшением по сравнению с UDP.

Транзакция определяется как запрос клиента к серверу, за которым следует ответ сервера.(Термин транзакция не означает транзакцию базы данных с блокировкой, двухфазной фиксацией и откатом.)

Приложения TCP / IP, в частности HTTP (протокол передачи гипертекста, основа всемирной паутины) и NNTP (протокол Протокол передачи сетевых новостей, основа новостной системы Usenet).

Протоколы домена Unix. Эти протоколы предоставляются всеми реализациями TCP / IP Unix и многими реализациями, отличными от Unix. Они обеспечивают форму межпроцессного взаимодействия (IPC) и используют тот же интерфейс сокетов, что и TCP / IP.Когда клиент и сервер находятся на одном хосте, протоколы домена Unix часто в два раза быстрее TCP / IP.

Часть 1, презентация T / TCP, состоит из двух частей. В главах 1–4 описан протокол и приведены многочисленные примеры его работы. Этот материал является важным расширением краткого представления T / TCP в Разделе 24.7 Том 1 . Вторая часть, главы 5–12, описывает фактическую реализацию T / TCP в сетевом коде 4.4BSD-Lite (т.е. код, представленный в , том 2 ).Поскольку первая реализация T / TCP не была выпущена до сентября 1994 года, примерно через год после публикации Том 1 и сразу после завершения Том 2 , подробное представление T / TCP с примерами и всеми деталями реализации , пришлось ждать еще одного тома из этой серии.

Часть 2, приложения HTTP и NNTP, являются продолжением приложений TCP / IP, представленных в главах 25-30 Том 1 . За два года, прошедшие с момента публикации , том 1, , популярность HTTP сильно выросла, так как Интернет взорвался, а использование NNTP росло примерно на 75% в год на протяжении более 10 лет.HTTP также является прекрасным кандидатом для T / TCP, учитывая его типичное использование TCP: короткие соединения с небольшими объемами передаваемых данных, когда в общем времени часто доминируют установка и разрыв соединения. Интенсивное использование HTTP (и, следовательно, TCP) на загруженном веб-сервере тысячами разных и разнообразных клиентов также предоставляет уникальную возможность проверить фактические пакеты на сервере (глава 14) и изучить многие функции TCP / IP, которые были представлены в томах 1 и 2 .

Протоколы домена Unix в Части 3 изначально рассматривались для Том 2 , но были опущены, когда его размер достиг 1200 страниц. Хотя может показаться странным рассматривать протоколы, отличные от TCP / IP, в серии под названием TCP / IP Illustrated , протоколы домена Unix были реализованы почти 15 лет назад в 4.2BSD вместе с первой реализацией BSD TCP / IP. Сегодня они широко используются в любом ядре, производном от Беркли, но обычно они используются «под прикрытием», и большинство пользователей не подозревают об их наличии.Помимо того, что она является основой для каналов Unix на ядре, производном от Беркли, еще одним активным пользователем является система X Window, когда клиент и сервер находятся на одном хосте (то есть на типичных рабочих станциях). Доменные сокеты Unix также используются для передачи дескрипторов между процессами, что является мощным методом межпроцессного взаимодействия. Поскольку API-интерфейс сокетов (интерфейс прикладной программы), используемый с протоколами домена Unix, почти идентичен API-интерфейсу сокетов, используемому с TCP / IP, протоколы домена Unix предоставляют простой способ повысить производительность локальных приложений с минимальными изменениями кода.

Каждую из трех частей можно читать отдельно.

Читатели

Части 1 и 2 предполагают базовое понимание того, как работают протоколы TCP / IP.Читатели, незнакомые с TCP / IP, должны обратиться к первому тому этой серии, Stevens 1994, для подробного описания набора протоколов TCP / IP. Первую половину Части 1 (главы 1-4, концепции, лежащие в основе T / TCP вместе с примерами) можно читать независимо от Том 2 , но оставшаяся часть Части 1 (главы 5-12, реализация T / TCP ) предполагает знакомство с сетевым кодом 4.4BSD-Lite, представленным в , том 2 . По всему тексту дается много прямых и обратных ссылок на обе темы в этом тексте, а также на соответствующие разделы томов 1 и 2 для читателей интересуют подробности.Предоставляется подробный указатель, и список всех сокращений, используемых по всему тексту, вместе с составным термином для аббревиатуры, появляется на внутренней стороне лицевой обложки. Внутренние задние обложки содержат перекрестные ссылки в алфавитном порядке всех структур, функций и макросов, описанных в книге, и номер начальной страницы описания. Эта перекрестная ссылка также относится к определениям в Том 2 , когда этот объект ссылается на код в этом томе.

Исходный код Авторские права

Код таблицы маршрутизации в главе 6 содержит следующее уведомление об авторских правах:

Благодарности

Я благодарю технических рецензентов, которые прочитали рукопись и предоставили важные отзывы о жестком графике: Сами Булос, Алан Кокс, Тони Дезимоун, Пит Хейверлок, Крис Хейгэм, Мукеш Какер, Брайан Керниган, Арт Меллор, Джефф Могул, Марианна Мюллер, Андрас Ола, Крейг Партридж, Верн Паксон, Кейт Склоуэр, Ян Лэнс Тейлор и Гэри Райт.Особая благодарность редактору-консультанту Брайану Кернигану за его быстрые, подробные и полезные обзоры на протяжении всей книги, а также за его постоянную поддержку и поддержку.

Особая благодарность также выражается Верну Паксону и Андрасу Олаху за их невероятно подробные обзоры всей рукописи, обнаружение множества ошибок и ценные технические предложения. Я также благодарен Верну Паксону за предоставление своего программного обеспечения для анализа трассировок Tcpdump и Андрасу Олаху за его помощь с T / TCP за последний год.Я также благодарен Бобу Брейдену, разработчику T / TCP, который предоставил эталонную реализацию исходного кода, на которой основана первая часть этой книги.

Другие существенно помогли. Гэри Райт и Джим Хог представили систему, в которой были собраны данные для главы 14. Дуг Шмидт предоставил копию общедоступной программы TTCP, в которой используются сокеты домена Unix, для измерений времени в главе 16. Крейг Партридж предоставил копию исходного кода RDP для изучения. Майк Карелс ответил на множество вопросов.

Еще раз благодарю Национальные оптические астрономические обсерватории (NOAO) Сиднею Вольфу, Ричарду Вольфу и Стиву Гранди за предоставление доступа к их сетям и хостам.

Наконец, я благодарю всех сотрудников Addison-Wesley, которые помогали в последние годы, особенно моего редактора Джона Уэйта.

Как обычно, готовая к съемке копия книги была сделана автором, убежденным приверженцем Троффа, с использованием пакета Groff, написанного Джеймсом Кларком. Я приветствую электронную почту от любых читателей с комментариями, предложениями или исправлениями ошибок.

W. Ричард Стивенс
[email protected]
http://www.noao.edu/~rstevens
Tucson, Arizona
November 1995

0201634953P04062001

TCP в питьевой воде Калифорнии

В 2015 году Clean Water Action запустила новую кампанию по регулированию 1,2,3 TCP в питьевой воде Калифорнии. В частности, мы призвали к стандарту питьевой воды, также называемому максимальным уровнем загрязнения или MCL 0,005 частей на миллиард, который был самым низким уровнем, при котором химическое вещество могло быть обнаружено.Мы также призвали Dow Chemical и Shell взять на себя ответственность за расходы на очистку воды, поскольку они вызвали загрязнение в системе водоснабжения штата (см. Ниже). В декабре 2017 года мы одержали крупную победу, когда стандарт стал законом. Кроме того, десятки систем водоснабжения успешно подали в суд на две мега-компании, чтобы возместить затраты на очистку, в то время как попытки корпораций оспорить стандарт в суде не увенчались успехом.

1,2,3-TCP: трагедия, которой можно было избежать

В 1940-х годах сельскохозяйственные подразделения Dow Chemical и Shell начали продавать два почвенных фумиганта под торговыми марками D-D и Telone, чтобы помочь фермерам справиться с нематодами, повреждающими урожай.Поскольку пестициды предназначены для уничтожения живых организмов, они по своей природе токсичны. Однако одно химическое вещество в составе D-D и Telone было особенно токсичным для человека и стойким в окружающей среде — 1,2,3-TCP или трихлорпропан (TCP).

По иронии судьбы, TCP не был ингредиентом, убившим нематод. Это был контаминант, который возник при производстве фумигантов. Хотя до того, как продукты поступили на рынок, его можно было легко удалить, но Dow and Shell предпочли оставить его и просто — и обманчиво — зарегистрировали его как активный ингредиент. Другими словами, они ложно утверждали, что загрязнение было необходимо для эффективности их продуктов. И это несмотря на то, что у компаний уже были научные доказательства опасности этого химического вещества для человека.

TCP был запрещен к использованию в почвенных фумигантах в 1990-х годах. К этому времени D-D была снята с рынка, и телефон был изменен. Однако, поскольку химическое вещество не связывается с почвой и не разрушается в окружающей среде, большая часть его за десятилетия вымылась в грунтовые воды и загрязнила колодцы с питьевой водой. Тысячи калифорнийцев пили и готовили с TCP только потому, что две компании — которые знали, что это опасно и не нужно для их продукта — просто не удосужились удалить его.

Что такое 1,2,3 –TCP?

1,2,3, TCP — это исключительно искусственный хлорированный углеводород, обычно используемый в качестве промышленного растворителя, очистителя и обезжиривателя, а также в производстве разбавителей для красок и лаков для снятия лака. TCP также используется в производстве других химикатов, поэтому он стал загрязняющим веществом в двух обычно используемых почвенных фумигантах, используемых в Калифорнии для борьбы с нематодами.

Поскольку фумиганты, содержащие TCP, широко использовались в Калифорнии, особенно в графствах Керн, Туларе и Фресно, загрязнение колодцев с питьевой водой стало широко распространенным в этих частях штата.

Воздействие на здоровье

В 1999 году TCP был добавлен в список химических веществ, которые, как известно в штате Калифорния, вызывают рак. Воздействие может произойти при питье или приготовлении пищи с водой, загрязненной TCP, а также при вдыхании ее пара (например, при принятии душа или мытья посуды).Воздействие может также произойти при попадании на кожу. Контакт с очень высокими концентрациями TCP может вызвать раздражение или ожог кожи, носа, глаз или горла, а также вызвать сонливость или повреждение печени. На данном этапе маловероятно, что TCP будет концентрироваться в пище, например, в растениях и рыбе.

В 2009 году Управление по оценке рисков для здоровья окружающей среды приняло цель общественного здравоохранения в отношении TCP в отношении питьевой воды на уровне 0,0007 частей на миллиард (частей на миллиард) — одна из самых строгих, когда-либо установленных в штате, — из-за исследований, показывающих, что это чрезвычайно токсичен при низких уровнях.Цель общественного здравоохранения — это уровень воды, при котором не ожидается значительного воздействия на здоровье населения. Это не обязательный стандарт.

Насколько велика проблема?

В течение 2013 г. обнаружение 1,2,3-TCP в двух или более пробах было зарегистрировано в 372 активных и резервных источниках, принадлежащих 92 системам водоснабжения в 17 округах. В соответствии с принятым стандартом, общественные системы водоснабжения с уровнем содержания химического вещества, превышающим 5 частей на миллиард, должны обрабатывать воду. К сожалению, это не защищает людей в пострадавших районах, которые полагаются на частные колодцы, которые могут быть загрязнены, хотя Генеральная прокуратура штата изучает возможные юридические пути, чтобы гарантировать, что Dow и Shell предоставят некоторую финансовую помощь таким общинам.

Эта карта была составлена ​​KQED на основе информации Государственного управления водных ресурсов. На нем показаны водные системы, в которых были обнаружены значительные уровни 123-TCP. Изображение предоставлено KQED, репортер которой Саша Хоха обнаружила, что ее собственный водопровод загрязнен, как часть материала по этому вопросу.

Повышение гибкости TCP в гетерогенной сети

Abstract

Из-за набора постоянных начальных значений производительность обычного TCP значительно падает при столкновении с гетерогенной сетью, показывая низкую пропускную способность и несправедливость.Эта статья сначала демонстрирует хаотический характер управления перегрузкой TCP в гетерогенной сети, особенно чувствительность к начальному значению. Вдохновленная достоинствами природного алгоритма, предлагается новая структура контроля перегрузки TCP (IPPM, Internet Prey-Predator Model). Параметры, такие как доступная пропускная способность канала ( C, ), окно перегрузки ( W, ) и длина очереди ( Q ), собираются IPPM, который вычисляет максимальное значение C в соответствии с взаимодействующими отношениями, существующими в C , W и Q , и IPPM инициирует TCP ssthresh с вычисленным значением.Множество результатов моделирования показывают, что модифицированный протокол TCP может эффективно предотвращать перегрузку сети и потерю пакетов. Кроме того, он обеспечивает высокую степень использования ресурсов, скорость конвергенции, справедливость и стабильность.

Образец цитирования: Hui W, Peiyu L, Zhihui F, Zheqing L, Xuhui W. (2016) Повышение гибкости TCP в гетерогенной сети. PLoS ONE 11 (9): e0161249. https://doi.org/10.1371/journal.pone.0161249

Редактор: Вэнь-Бо Ду, Бейханский университет, КИТАЙ

Поступила: 15 апреля 2016 г .; Принята к печати: 2 августа 2016 г .; Опубликовано: 22 сентября 2016 г.

Авторские права: © 2016 Hui et al.Это статья в открытом доступе, распространяемая в соответствии с условиями лицензии Creative Commons Attribution License, которая разрешает неограниченное использование, распространение и воспроизведение на любом носителе при условии указания автора и источника.

Доступность данных: Все соответствующие данные находятся в документе и его файлах с вспомогательной информацией.

Финансирование: Эта работа поддержана Национальным фондом естественных наук Китая в рамках гранта № 61070247, научно-технологического проекта провинции Хэнань в рамках гранта №132102210246, № 13B510001, № 14A510015 и №NGII20150311.

Конкурирующие интересы: Авторы заявили об отсутствии конкурирующих интересов.

1 Введение

Из-за существующей высокой ошибки беспроводной связи, длительной задержки передачи и сложной сетевой структуры в гетерогенной сети производительность традиционного TCP серьезно ограничена, поскольку TCP разработан для проводной сети [1–2]. Мы анализируем причины упомянутых выше проблем до и после потери пакетов.До потери пакетов традиционный TCP имеет низкую адаптируемость и низкую гибкость. Как мы все знаем, TCP имеет много постоянных начальных значений, когда начинается передача. Например, начальное значение cwnd установлено как 1 mss (максимальный размер сегмента), а начальное значение ssthresh установлено как 65535 байт. Из-за стабильной среды в проводной сети постоянные значения не слишком сильно ограничивают производительность TCP, но в гетерогенной сети это вызовет множество проблем. Например, значение ssthresh, которое является порогом между фазой SS (медленный запуск) и фазой CA (предотвращение перегрузки).С одной стороны, если начальное значение ssthresh относительно мало в среде с большой пропускной способностью, небольшой задержкой и небольшой нагрузкой на канал, тогда поток TCP завершит фазу SS и преждевременно перейдет в фазу CA, что приведет к низкому использованию канала. С другой стороны, если ssthresh слишком велик для текущего состояния канала, отправитель увеличит скорость отправки, что может вызвать перегрузку канала и потерю пакетов. После потери пакета традиционный протокол TCP не может определить конкретную причину потери пакета.В проводной сети большая часть потерь пакетов вызвана перегрузкой, но в беспроводных или гетерогенных сетях BER — еще одна важная причина потери пакетов, которая также может вызвать снижение производительности TCP [3].

Чтобы решить проблему плохой гибкости, вызванной постоянными начальными настройками, мы предполагаем, что динамическая и соответствующая настройка начального значения превратит сложную сетевую передачу в простую в использовании систему. В качестве предварительного условия передача TCP должна быть чувствительной к начальному значению.Как известно, чувствительность к начальному значению является важной характеристикой системы хаоса. Таким образом, мы должны подтвердить, что протокол TCP ведет себя хаотично в гетерогенной сети. В последние годы в литературе было опубликовано большое количество исследований по анализу природы протокола TCP. Чжао использовал реконструкцию фазового пространства в теории хаоса для обнаружения скрытого канала в исходных порядковых номерах TCP и решил проблему тестирования скрытого канала [4]. JS. Ван проверил характер бифуркации и хаоса в RED-AQM и доказал наличие порога задержки связи, чтобы определить, является ли система стабильной [5].Верес указал, что контроль перегрузки TCP выполняет определенную периодичность и предсказуемость, и подтвердил хаотический характер TCP в проводной сети [6]. Насколько нам известно, хаотический характер управления перегрузкой TCP в гетерогенной сети еще не подтвержден, и нет исследований, связанных с использованием теории хаоса для повышения производительности TCP в гетерогенной сети. В следующем разделе будет продемонстрирована хаотическая природа управления перегрузкой TCP в гетерогенной сети.

Чтобы вычислить начальное значение более научно и разумно и повысить гибкость TCP в гетерогенной сети, мы используем идею алгоритма, вдохновленного природой. Алгоритм, вдохновленный природой, обладает такими качествами, как самоорганизация, надежность, масштабируемость и адаптируемость, которые очень востребованы в сложной сетевой среде [7]. Кроме того, вдохновленные природой алгоритмы применялись во многих областях, таких как сетевая безопасность, повсеместные вычисления, сенсорные сети и искусственный интеллект, которые добились замечательных достижений [8–9].После анализа естественных алгоритмов и механизмов управления перегрузкой, мы предлагаем новую структуру модели управления перегрузкой TCP, основанную на алгоритме «жертва-хищник» [10]. В этой модели параметры TCP инициализируются расчетными значениями, что позволяет TCP оставаться в эффективном рабочем состоянии и максимально использовать доступную пропускную способность сети.

Остальная часть этого документа организована следующим образом. В разделе 2 анализируется и проверяется хаотическая характеристика управления перегрузкой TCP в гетерогенной сети.В разделе 3 представлены теоретические основы и структура IPPM. Раздел 4 посвящен анализу параметров предложенной модели. В разделе 5 представлены и обсуждаются результаты моделирования, уделяя особое внимание пропускной способности, справедливости и скорости потери пакетов IPPM. Наконец, мы подводим итоги этого документа, а также будущей работы.

2 Обсуждение

Если система демонстрирует характеристики периодичности, странного аттрактора и чувствительности к начальному значению, мы подтверждаем эту систему как хаотическую [11].Далее мы выясним, сохраняет ли контроль перегрузки TCP в гетерогенной сети эти характеристики с помощью NS2. Сетевая среда показана на рис. 1, где S обозначает отправителя, AP (точка доступа) представляет последний переход точки беспроводного доступа, D обозначает беспроводной приемник.

2.1 Странный аттрактор хаотической природы

Странный аттрактор — это производство в хаотической системе, которое отражает двигательную характеристику неупорядоченного устойчивого состояния, а также своего рода морфологию движения хаотической системы.Мы можем доказать хаотичность системы, анализируя одномерный аттрактор [12].

Поскольку cwnd является лишь одним из множества параметров во всей системе, а не непрерывным, это означает, что cwnd не может эффективно описывать свойства сложной системы, особенно скрытую природу системы. Особенно важно более точно выразить текущее рабочее состояние системы. В литературе [13] предложен алгоритм временного сдвига для восстановления фазового пространства параметра, чтобы эффективно показать некоторые скрытые свойства в сложной системе.Алгоритм показан следующим образом: (1) (2) где x и y представляют два потока TCP. n обозначает диапазон контрольной статистики, большее значение n указывает на лучшее восстановление. Этот метод имеет два преимущества:

1) Пусть w представляет количество cwnd, возможные точки фазового пространства cwnd увеличатся с w ² до (nw-n) ² с использованием этого метода.

2) Расстояние между x [i] и x [i + 1] становится меньше при использовании этого метода, которое должно точно не превышать (2 * w-2) / n . Таким образом, этот алгоритм временного сдвига может более точно и непрерывно выражать свойства системы.

Мы устанавливаем начальные условия системы следующим образом: пропускная способность узкого канала ( BB ) = 0,5 Мбит / с, задержка канала ( LD ) = 10 мс и длина очереди ( QL ) = 20 пакетов, диапазон контроля статистика ( n ) = 100.Данные отправляются из S ₁ и S ₂ по проводной связи, а затем они будут отправлены с точки доступа на D ₁ и D12 2 _{соответственно. Два потока TCP выражаются как TCP 0 и TCP 1 , размер окна отправки соответственно помечен как cwnd (0) и cwnd (1) .После использования описанного выше алгоритма для восстановления фазового пространства cwnd мы можем получить Рис. 2, где x [i] и y [i] представляют пару значений, созданных алгоритмом временного сдвига в определенный момент. Рис. 2 показывает, что аттрактор появляется после достаточного времени работы и устойчиво работает в некотором правдоподобном неупорядоченном состоянии.}

Обычный метод подтверждения аттрактора как странного аттрактора — это выяснить, имеет ли аттрактор фрактальную структуру [14]. Фрактальная размерность аттрактора может быть рассчитана методом размерности ящика следующим образом.Предполагая, что S представляет длину квадрата Δ, F является непустым и ограниченным набором, а N (F) обозначает номер квадрата, в котором F пересекается с S . Тогда размер коробки вышеуказанного аттрактора D (F) можно выразить следующим образом: (3) (4)

В уравнениях (3) и (4) мы считаем, что линейная зависимость между y и x составляет y = lgN (F) и x = lg (1 / Δ) . k — наклон lgN (F) ~ lg (1 / Δ) , а b — точка пересечения.Мы можем получить размер коробки этого аттрактора D (F) = k≈ 2,3371 после аппроксимации методом наименьших квадратов. Размер этого ящика не является целочисленным, что указывает на то, что аттрактор имеет фрактальную структуру, которую мы назвали странным аттрактором. Странный аттрактор — одна из основных характеристик хаоса, поэтому он противоречит нашей гипотезе и, следовательно, доказывает результат.

2.2 Чувствительность к начальному значению хаотичности

Чувствительность к начальному значению относится к незначительному изменению в начале, которое приводит к огромной разнице в конце.Это одно из важных свойств хаотической системы, а именно эффект бабочки. Затем мы проанализируем начальное значение чувствительности управления перегрузкой TCP в гетерогенной среде, учитывая, что пропускная способность узкого канала ( BB ) = 2 Мбит / с, а остальные условия остаются неизменными. Результаты моделирования сравниваются между четырьмя группами экспериментов. В каждой группе TCP ₀ начинает отправлять данные с 0,1 с, а TCP ₁ начинается с 0.1 с, 0,5 с, 1 с и 5 с соответственно, оба они записывают значение cwnd на 10 мс. Результаты экспериментов показаны на рис. 3.

На рис. 3 показаны изменения cwnd в сценариях двух потоков при запуске в разное время. Очевидно, что последующие эволюции системы проявляют совершенно разные формы после крошечного изменения начального состояния. Вкратце, последовательность двух потоков представляет собой неравномерность и чувствительность к начальному значению, которые соответствуют свойству системы хаоса. Более того, в случае рис. 3 (b) мы можем обнаружить, что система работает хорошо, без потери пакетов, и два потока синхронно поддерживают высокую скорость передачи.В то время как в других случаях система имеет другую степень перегруженности или потери. Интуитивно система на рис. 3 (b) становится более простой и эффективной, что может доказать, что правильное начальное значение может превратить сложную систему в относительно простую и эффективную.

В дальнейшем доказывая чувствительность TCP к начальному значению в гетерогенной сети, мы увеличиваем количество TCP-потоков до 30, а именно: BB = 1 Мбит / с, LD = 15 мс, QL = 60 пакетов.Когда время выполнения достигает 50 с, один из потоков выбирается случайным образом, и его cwnd увеличивается на 1, затем мы сравнивали систему с неизмененной. Чтобы интуитивно показать различия между этими двумя системами, мы определяем евклидово расстояние cwnd в фазовом пространстве следующим образом: (5)

В формуле (5) w ^orig ( i , t ) представляет собой cwnd потока (i) в момент времени t в исходной системе, w ^pert ( i , t ) представляет значение cwnd потока (i) в момент времени t в измененной системе.N обозначает количество TCP-потоков, здесь мы устанавливаем N = 30. На рис. 4 показана разница между двумя системами в фазовом пространстве cwnd во времени. Евклидово расстояние двух систем в фазовом пространстве cwnd равно 0 до изменения (до 50 с), что указывает на то, что две системы в точности совпадают. Из-за небольшого изменения, сделанного в 50-х годах (увеличение cwnd одного потока), последующее развитие системы полностью отличается от предыдущего. Это предполагает, что система имеет эффект бабочки, а эффект бабочки является одним из важных показателей хаотической системы.Учитывая эти особенности, не должно быть сомнений в том, что управление перегрузкой TCP имеет хаотический характер в гетерогенной сети.

3 Модели

В соответствии с предыдущим разделом, в котором проверялась хаотическая характеристика управления перегрузкой TCP в гетерогенной сети, мы могли сделать вывод, что набор соответствующих параметров может привести гетерогенную систему к конвергенции в стабильное и сбалансированное состояние с высокой пропускной способностью. утилизация. Для достижения этой цели предлагается модель Интернет-жертва-хищник, вдохновленная природой.Причина, по которой мы выбираем алгоритм модели хищник-жертва, заключается в том, что модель хищник-жертва имеет высокую логическую взаимосвязь с механизмом контроля перегрузки TCP (представлен в следующем разделе). Более того, алгоритм, вдохновленный природой, имеет большое преимущество при решении проблемы в сложной системе.

3.1 Prey-Predator Модель

В пищевой цепи экосистемы мы предполагаем, что a и b представляют жертву и хищника соответственно, N (a) и N (b) обозначают количество каждого вида.Отношения взаимодействия между a и b можно объяснить уравнениями (6) и (7) [6]: (6) (7) где α — естественный темп прироста a , β — коэффициент смертности, когда a является жертвой b . χ представляет собой возрастающую скорость b после молитвы на a , δ является естественной смертностью b . C _{N (a)} относится к грузоподъемности a при отсутствии b , что означает максимальное значение N (a) .Это двухуровневая модель жертва-хищник, и ее можно расширить до трехуровневой модели, как показано в уравнениях (8) — (10). Где ε — коэффициент смертности b, когда на него охотится c. φ — это скорость увеличения c после молитвы на b . γ представляет собой естественную смерть c .

В трехуровневой модели жертва-хищник, когда количество b резко сокращается, a будет расти экспоненциально, поэтому b сыграл важную роль в сокращении роста а .С другой стороны, когда количество a уменьшается быстро и существенно, b будет уменьшаться экспоненциально, взаимосвязь между a и b показывает характер зависимостей отношения. Кроме того, a имеет наибольшую грузоподъемность при отсутствии b . Точно так же соотношение между c и b такое же, как и между a и b .

3.2 Интернет Prey-Predator Модель

Мы рассматриваем гетерогенную сеть как экологическую систему, в которой обитают такие виды, как cwnd, длина очереди и пропускная способность канала.Значения параметров представляют количество каждого вида, которые связаны друг с другом и влияют друг на друга, а отношения между cwnd, доступной пропускной способностью канала и длиной очереди можно описать следующим образом:

(1) Во-первых, для доступной пропускной способности канала ( C ) и cwnd ( W ), когда скорость отправки пакетов снижается, доступная пропускная способность канала увеличивается, и наоборот. С другой стороны, если есть какой-либо рост доступной пропускной способности канала, скорость отправки будет расти, и наоборот.Более того, полоса пропускания в узком канале также ограничивает максимальное значение доступной пропускной способности канала.

(2) Во-вторых, для длины очереди ( Q ) и W при отсутствии ожидающего пакета cwnd будет расти, и наоборот. Когда скорость отправки пакетов снижается, длина очереди уменьшается, и наоборот. Пропускная способность канала ограничивает максимальное значение скорости отправки пакетов.

(3) Очевидно, что отношения взаимного ограничения между C , W и Q соответствуют логике модели жертва-хищник.Другими словами, мы можем использовать модель «жертва-хищник» для определения проблемы перегрузки в гетерогенной сети, а экосистема Интернета описана на рис. 5.

Согласно трехуровневой модели жертва-хищник, модель интернет-жертва-хищник объясняется уравнениями (11) — (13), (11) (12) (13) где σ — положительный коэффициент сглаживания, а W _i представляет значение cwnd, C _c и C _w — максимальное значение (грузоподъемность) C и W , α , β , χ , δ , ε , φ , γ были представлены выше. Q можно рассчитать по следующему уравнению, где размер пакета составляет 1040 байт.

3.3 Алгоритм управления перегрузкой

В этой статье мы разделяем управление перегрузкой TCP на две фазы: до потери пакета и после потери пакета. Предотвращение перегрузки сети — основная задача IPPM перед потерей пакетов, которую мы проиллюстрируем ниже. После потери мы можем определить причину потери пакета и принять соответствующие меры, чтобы справиться с потерей перегрузки и потерей беспроводной связи, что не является основным содержанием этой статьи.

Когда начинается поток TCP, отправитель собирает параметры из сети и вычисляет правильное значение cwnd, используя IPPM для динамической инициации параметра. Таким образом, поток TCP может работать с оптимальным состоянием и улучшать адаптируемость к различным средам и состояниям передачи, чтобы избежать возникновения перегрузки, а также отбрасывания пакетов. Процессы сбора и настройки проводятся периодически, что может улучшить адаптируемость TCP и внести соответствующие корректировки в соответствии с динамическим изменением сети.Структура предлагаемого алгоритма управления перегрузкой TCP изображена на рис. 6.

4 Результаты

В этом разделе мы анализируем и проверяем тенденции изменения C, W и Q, а затем оцениваем производительность IPPM. Рассмотрим сценарии с четырьмя потоками, отправляемыми из S ₁ ~ S ₄ соответственно, и начальные значения cwnds установлены как: W ₁ = 1, W ₂ = 6, W ₃ = 8, W ₄ = 13, в частности, другие параметры установлены как: α = C _c = C _w = BB , β = 1, ε = δ = σ = 0.1, χ _i = 0,5, BB = 20 Мбит / с, LD = 30 мс, размер пакета = 1040B. Моделирование выполняется в топологии рис.1 и уравнения (11) — (14) используются для построения графика изменения Q , BB и W ₁ ~ W ₄ . Результаты показаны на рис. 7–9.

Из Рис. 7 мы можем сделать вывод, что, хотя W ₁ ~ W ₄ установлены с другим начальным значением, они могут, наконец, сойтись к сбалансированному состоянию после прохождения периода time, причем скорость отправки всех потоков практически одинакова.Итак, IPPM — это лекарство от традиционного TCP с дефектами несправедливости.

Как видно из рис. 8, длина очереди узкого канала связи резко увеличивается в первые 5 секунд, а затем достигает установившегося состояния почти до нуля, что означает, что в узком канале нет пакетов, и все пакеты передаются плавно. На рис. 9 показано изменение доступной пропускной способности узкого канала. Мы можем обнаружить, что доступная пропускная способность, наконец, почти близка к нулю, что означает использование пропускной способности почти до 100%.

Затем мы оцениваем производительность IPPM по пропускной способности, справедливости и скорости потери пакетов. Как мы все знаем, ssthresh — это порог cwnd между фазами SS и CA, где cwnd увеличивается экспоненциально до и линейно после. Поэтому очень важно, как выбрать подходящее значение для ssthresh. Это причина, по которой мы выбираем ssthresh в качестве параметра для инициализации, чтобы улучшить производительность обычного TCP. Эксперименты завершаются в NS2 с использованием топологии, показанной на рис. 1, и результаты сравниваются с традиционным TCP.Мы рассматриваем сценарии с BB, = (10, 20 Мбит / с), LD, = (10, 20, 30 мс), а количество потоков = (2,4,8). Значения ssthresh, вычисленные IPPM в различных условиях, показаны в таблице 1.

Чтобы дать читателям интуитивное представление об улучшении производительности IPPM, мы сравниваем пропускную способность улучшенного TCP с традиционным TCP в гетерогенной сети и продуктовой сети с высокой пропускной способностью и задержкой, а также оцениваем свойства справедливости и потери пакетов между предлагаемым TCP и обычным TCP. , а результаты показаны на Рис. 10–17:

1) Пропускная способность в гетерогенной сети. На рисунках 10–13 показано сравнение пропускной способности улучшенного TCP и традиционного TCP при сценариях с 2 и 4 потоками в каждом.Как видно из этих цифр, пропускная способность улучшенного TCP выше, чем у традиционного TCP, и с увеличением произведения пропускной способности и задержки улучшение пропускной способности становится более заметным.

2) Пропускная способность в сети продукта с высокой пропускной способностью и задержкой: для устранения ограничений беспроводной связи и создания сети с большой пропускной способностью и длительной задержкой мы выбираем проводную топологию для моделирования эксперимента. Смоделированные здесь конфигурации: BB = 100 Мбит / с, LD = 100 мс.На рис. 14 показано сравнение пропускной способности улучшенного TCP и традиционного TCP в сценариях с 2, 4 и 8 потоками в среде продукта с большой задержкой полосы пропускания. Пропускная способность улучшенного TCP составляет 19156,68M, что почти в 6 раз больше, чем у традиционного TCP 2582,36M.

3) Показатели справедливости: мы вводим уравнение, называемое индексом справедливости, как показано в уравнении 15. Где m обозначает количество пользователей, участвующих в вычислении индекса справедливости, а x _i представляет ресурс, принадлежащий пользователю. и .Значение индекса справедливости варьируется от 0 до 1, чем ближе индекс к 1, тем он лучше [15].

Мы вычисляем индекс справедливости каждого потока, используя приведенное выше уравнение в сценарии двух потоков. Индекс справедливости традиционного потока TCP составляет 0,836. Напротив, индекс справедливости улучшенного потока TCP составляет 0,997, что почти близко к 1. Очевидно, справедливость улучшенного TCP намного лучше, чем у обычного TCP. Кроме того, чтобы оценить справедливость TCP с помощью различных параметров, мы рассматриваем 100-мегабайтное узкое место с задержкой приема-передачи (RTT) 100 мс.Результаты моделирования показаны в Таблице 2 и на Рисунке 15. В Таблице 2 мы обнаруживаем, что пропускная способность потока 1 и потока 2 почти одинакова в случае улучшенного TCP, что означает, что эти два потока совместно используют ресурсы канала связи в равной степени. В то время как в традиционном TCP они кардинально отличаются. На рис. 15 легко заметить, что четыре параметра постепенно сходятся к установившемуся состоянию под ограничением IPPM. Что еще более важно, W ₁ перекрывается с W ₂ , поэтому нет сильного TCP или слабого TCP, и два потока распределяются с справедливой скоростью отправки и использованием полосы пропускания.

4) Характеристики потери пакетов: на рис. 16 показано изменение cwnd при традиционном TCP, мы можем обнаружить, что W ₁ обнаруживает потерю пакета на 2,8 секунды, а W ₂ пакет потери на 3,2 секунды. После потери пакетов отправители сокращают свой cwnd до 1, а затем остаются в фазе CA до конца моделирования. К сожалению, скорость отправки двух потоков сохраняется на низком уровне, как и использование полосы пропускания на этапе CA. Статистика в таблице 3 показывает, что количество потерянных пакетов достигает 4835 в традиционном TCP, что является причиной серьезного вырождения традиционного TCP.

В то время как в наших усилиях, как показано на рис. 17, cwnds этих двух потоков увеличиваются до 1000 экспоненциально в первые 4 секунды и переходят в фазу CA до конца. Во время моделирования нет потери пакетов, и скорость отправки остается на высоком уровне.

Как мы все знаем, когда в традиционном TCP произошла потеря пакета, отправитель резко снизит скорость отправки, особенно в ситуации полной перегрузки, чтобы уменьшить перегрузку, cwnd будет немедленно установлен на 1.В нашем моделировании традиционного TCP, когда происходит потеря первого пакета, высокая скорость отправки приводит к потерям последовательных пакетов. В результате отправители повторно передадут отброшенный пакет и сохранят небольшую скорость отправки на этапе CA, и это является причиной значительного снижения производительности традиционного TCP. Поскольку IPPM может предотвратить потерю пакетов, он может улучшить производительность обычного TCP. Учитывая эти особенности, не должно быть никаких сомнений в том, что IPPM внес значительный вклад в повышение производительности обычного TCP в сокращении потерь пакетов.

5 Заключение

В этой статье мы обращаемся к проблеме снижения производительности TCP в гетерогенной сети с помощью алгоритма управления перегрузкой IPPM. В частности, мы обнаруживаем хаотический характер TCP в гетерогенной сети, особенно чувствительность к начальному параметру. Затем мы предлагаем новую структуру контроля перегрузки TCP в сочетании с достоинствами алгоритма, вдохновленного природой, который может гибко инициировать TCP с использованием модели интернет-хищника и быстро привести сеть к стабильному и сбалансированному состоянию с высокой загрузкой полосы пропускания.Численные результаты в различных ситуациях показывают, что предложенный алгоритм демонстрирует высокую степень использования полосы пропускания, лучшую терпкость и справедливость.

Интересным направлением для дальнейшей работы является разработка IPPM с более связанными параметрами, такими как частота потерь, частота ошибок по битам и RTT, для обогащения модели. Кроме того, мы планируем перенести алгоритм IPPM в реальную сетевую среду и провести глубокие исследования в области повышения производительности TCP с помощью теории хаотического управления.

Благодарности

Работа поддержана Национальным фондом естественных наук Китая в рамках гранта No.61070247, научно-технологический проект провинции Хэнань по грантам № 132102210246, № 13B510001, № 14A510015 и №NGII20150311.

Вклад авторов

1. Задумал и спроектировал эксперименты: WH LP.
2. Проведены опыты: ЛП ФЗ.
3. Проанализированы данные: LP LZ.
4. Предоставленные реагенты / материалы / инструменты для анализа: LZ WX.
5. Написал документ: WH LP FZ.

Список литературы

1. 1. П. Мао Л. Лю. Усовершенствования протокола адаптивного перегрузки для беспроводных сетей [C], 3-я Международная конференция по управлению, версия 74, стр. 179–185, 2015.
2. 2. Wu RQ, Jie H, Ding N. Улучшенный алгоритм управления перегрузкой TCP, основанный на оценке пропускной способности в гетерогенных сетях. [J], Journal of Communications, v 9, n 10, p 792–797, 2014.
3. 3. Янсян, Чжэнь; Фанг, Вс; Мингян, Коу.Алгоритм нечеткой дифференциации потерь пакетов, основанный на соотношении времени подтверждения и тайм-аута в гетерогенной сети [C], Международная конференция WRI по коммуникациям и мобильным вычислениям 2010 г., т. 1, стр. 453–457, 2010 г.
4. 4. Чжао Х., Ши Ю. Обнаружение скрытых каналов в компьютерных сетях на основе теории хаоса. [J] IEEE TRANSACTIONS ONLY FORENSIC AND SECURITY (S1556-6013), v 8 (2), p 273–282, 2013.
5. 5. Ван Дж. С., Юань RX, Гао З. В., Ван Диджей. Бифуркация Хопфа и неконтролируемый стохастический хаос, вызванный трафиком, в системе управления перегрузками RED-AQM.[J] CHINESE PHYSICS B (S1674-1056), v20 (9), 2011.
6. 6. Верес А., Бода М. Хаотический характер управления перегрузкой TCP [C]. Труды IEEE INFOCOM. Тель-Авив, Израиль: IEEE Computer Society, v 3, p 1715–1723, 2000.
7. 7. Милнер Стюарт; Дэвис Кристофер; Чжан Хайцзюнь; Льорка Хайме. Вдохновленные природой самоорганизация, управление и оптимизация в гетерогенных беспроводных сетях. [J] IEEE Transactions on Mobile Computing, v 11, n 7, p 1207–1222, 2012.
8. 8.Мирджалили С., Мирджалили С.М., Хатамлоу А; Multi-Verse Optimizer: природный алгоритм для глобальной оптимизации, [J] Physical Review C Nuclear Physics, т. 49 (1), стр. 1–19, 2015.
9. 9. Вэй Дж., Кундур Д., БатлерПурри К.Л. Новый био-вдохновленный метод быстрой идентификации когерентности генератора в реальном времени, [J] IEEE Transactions on Smart Grid, v6, p 178–188, 2015.
10. 10. Lotka AJ. Элементы физической биологии, последняя публикация, 1956 г.
11. 11.Лю Ф, Гуань Чж, Ван Хо. Анализ устойчивости и бифуркации Хопфа в модели жидкости TCP. [J] НЕЛИНЕЙНЫЙ АНАЛИЗ РЕАЛЬНЫХ МИРОВЫХ ПРИЛОЖЕНИЙ (S1468-1218), v 12 (1), p353–363, 2011.
12. 12. Аврейцевич Й. Хаос и синхронизация. Springer International Publishing, стр. 527–604, 2014.
13. 13. Паккард Н.Х., Кратчфилд Дж. П., Фермер Дж. Д. и Шоу Р. С.. Геометрия из временного ряда. [J] Phys. Rev. Lett. (S0031-9007), v45, p712–716, 1980.
14. 14. Shivamoggi BK.Хаос в диссипативных системах. Springer, Нидерланды, v103, p189–244, 2014.
15. 15. Чандра Э., Субрамани Б. Обзор по контролю перегрузки, Глобальный журнал компьютерных наук и технологий. 1 (9), Issue 5, p 82–87, 2010.

Используйте Multipath TCP для создания резервных подключений для iOS

Если вы являетесь сетевым администратором, вы можете использовать Multipath TCP с iOS для усиления связи с вашим конечным хостом.

iOS поддерживает многопутевый TCP (MPTCP) и позволяет iPhone или iPad устанавливать резервное TCP-соединение с целевым хостом через сотовое соединение для передачи данных.

Сетевые администраторы могут захотеть использовать MPTCP. Клиентам с обычной домашней сетью не нужно включать MPTCP.

О многопутевом TCP

MPTCP — это набор расширений спецификации протокола управления передачей (TCP). С помощью MPTCP клиент может подключаться к одному и тому же целевому хосту с несколькими подключениями через разные сетевые адаптеры. Это создает надежные и эффективные подключения для передачи данных между хостами, которые работают с существующей сетевой инфраструктурой.

Mulitpath TCP на вашем iPhone или iPad

iPhone и iPad используют MPTCP с активным подключением к сотовой сети для двух подключений:

• Основное TCP-соединение через Wi-Fi
• Резервное соединение по сотовой сети

Если Wi-Fi становится недоступным или не отвечает, iOS использует соединение для передачи данных по сотовой сети.

MPTCP использует поле TCP Option 30, которое Internet Assigned Number Authority (IANA) резервирует для этого использования. Если какие-либо промежуточные устройства, такие как маршрутизаторы или коммутаторы, между устройством iOS и сервером не поддерживают MPTCP, iOS устанавливает стандартное TCP-соединение.

Например, когда вы задаете Siri вопрос, Siri пытается установить соединение MPTCP через Wi-Fi. В случае успеха Siri создает резервное соединение по сотовым данным. Если Wi-Fi становится недоступным или ненадежным, MPTCP немедленно и незаметно переключается на сотовые данные.

Включите MPTCP для сети

MPTCP работает с существующими сетями. Если сеть не поддерживает MPTCP, клиент использует стандартные TCP-соединения. Однако сетевые администраторы должны проверить свои политики брандмауэра, чтобы убедиться, что все промежуточные устройства позволяют TCP Option 30 проходить без изменений.

Многие коммерческие маршрутизаторы заменяют неизвестные параметры TCP данными NOOP. Спросите своего поставщика, как включить параметры TCP.

Информация о продуктах, произведенных не Apple, или о независимых веб-сайтах, не контролируемых и не проверенных Apple, предоставляется без рекомендаций или одобрения. Apple не несет ответственности за выбор, работу или использование сторонних веб-сайтов или продуктов. Apple не делает никаких заявлений относительно точности или надежности сторонних веб-сайтов.Свяжитесь с продавцом для получения дополнительной информации.

Дата публикации: 4 августа 2017 г.

TCP Антисептическая жидкость — Обзор характеристик продукта (SmPC)

Эта информация предназначена для специалистов в области здравоохранения

Взрослые, дети и пожилые люди.

Симптоматическое облегчение боли в горле, в том числе связанной с простудой и гриппом.

Обычные язвы во рту.

Порезы, ссадины, укусы и укусы.

Фурункулы, пятна и прыщи.

TCP против UDP: узнайте о различиях

Что такое TCP?

TCP (протокол управления передачей) — это сетевой протокол, который передает ваши данные через Интернет с вашего устройства на веб-сервер.Вы используете протокол TCP, когда общаетесь с друзьями в Skype, отправляете электронные письма, смотрите онлайн-видео или просто просматриваете веб-страницы.

TCP основан на соединении, поэтому он устанавливает соединение между получателем и отправителем и поддерживает его при передаче данных. Это гарантирует, что данные будут доставлены в целости и сохранности. Из-за своей надежности TCP является самым популярным сетевым протоколом.

Что такое UDP?

UDP (протокол дейтаграмм пользователя) — еще один широко используемый сетевой протокол.Это менее надежно, но быстрее и проще. Его часто используют в ситуациях, когда важна более высокая скорость, например, при потоковой передаче или играх.

UDP не требует установления соединения, поэтому он не устанавливает предварительное соединение между двумя сторонами. Таким образом, некоторые данные могут быть потеряны по пути, но взамен вы получите гораздо более высокую скорость.

Как работают TCP и UDP

TCP — это наиболее часто используемый протокол в Интернете, поскольку он считается более надежным.Вот что он делает для отправки ваших данных:

1. TCP назначает каждому пакету данных уникальный идентификатор и порядковый номер. Это позволяет получателю определить, какой пакет был получен, а какой прибывает следующим.
2. Как только пакет данных получен и если он находится в правильном порядке, получатель отправляет отправителю подтверждение.
3. Отправитель теперь может отправить другой пакет.
4. Если пакет утерян или отправлен в неправильном порядке, приемник молчит, указывая на то, что тот же пакет данных необходимо отправить повторно.

Поскольку данные отправляются последовательно, это помогает с перегрузкой данных и управлением потоком, а также упрощает обнаружение и исправление любых ошибок. Это также означает, что данные, отправленные по TCP, с большей вероятностью полностью достигнут пункта назначения. Однако у него есть обратная сторона. Между двумя сторонами существует много обмена данными, поэтому для установления соединения и обмена данными требуется больше времени.

UDP выполняет ту же работу без необходимости использования уникальных идентификаторов или порядковых номеров.Он отправляет данные в потоке и имеет только контрольную сумму, чтобы гарантировать, что данные прибыли неповрежденными. UDP почти не имеет исправления ошибок и не заботится о потерянных пакетах. Он более подвержен ошибкам, но отправляет данные намного быстрее, чем TCP.

Безопасен ли протокол UDP? Практически невозможно настроить брандмауэр, разрешающий только некоторые UDP-соединения и блокирующий остальные. Однако, хотя TCP намного проще защитить, UDP-соединения не остаются полностью незащищенными. Пользователи могут использовать прокси для определенных приложений или устанавливать туннельное соединение между удаленным пользователем и внутренней сетью компании.

В чем основное различие между TCP и UDP?

Основное различие между этими протоколами заключается в том, что TCP является протоколом с установлением соединения, а UDP — протоколом без установления соединения. У каждого из протоколов есть свои сильные и слабые стороны. Один намного быстрее, а другой безопаснее. Вот как они сравниваются бок о бок:

И UDP, и TCP разделяют ваши данные на более мелкие единицы, называемые пакетами данных.К ним относятся IP-адреса отправителя и получателя, различные конфигурации, фактические данные, которые вы отправляете, и конечный элемент — данные, указывающие на конец пакета.

Итак, что лучше — UDP или TCP? Как и во всех подобных случаях, все зависит от того, для чего вы их используете. Если вам нужна быстрая и постоянная передача данных для правильной работы приложения, вам придется использовать UDP. В остальном TCP является стабильным и надежным протоколом для передачи данных и не теряет их по пути.

TCP против UDP: разница в скорости

UDP быстрее TCP, но также более подвержен ошибкам. Причина в том, что UDP не использует такую ​​острую проверку пакетов, как TCP, а использует более непрерывный поток данных. TCP отправляет свои данные последовательно, поэтому он использует больший контроль потока. Это делает соединение более безопасным и плавным, но снижает скорость из-за большого объема двусторонней связи между отправителем и получателем.

OpenVPN: TCP против UDP

Совместимы ли протоколы UDP и TCP со службами VPN? да.Оба они работают с OpenVPN, протоколом VPN с открытым исходным кодом, который используется многими ведущими поставщиками VPN, включая NordVPN. OpenVPN работает на обоих сетевых протоколах, и оба они обеспечивают конфиденциальность и безопасность. Какой из них выбрать, зависит от того, для чего вы используете VPN. TCP более надежен, поэтому вы можете подумать, что TCP — лучший вариант, но бывают случаи, когда UDP может быть предпочтительнее.

UDP — отличный вариант, если вы играете, транслируете потоковое видео или пользуетесь услугами VoIP. Это может привести к потере одного или двух пакетов, но это не окажет большого влияния на ваше соединение в целом.Использование TCP для таких сервисов может вызвать задержку (особенно если вы подключены к серверам на другом конце света), что может полностью испортить вашу работу. Поэтому OpenVPN через TCP рекомендуется для статического использования, такого как электронная почта, просмотр веб-страниц и передача файлов.

Какой протокол использует NordVPN?

NordVPN хочет обеспечить лучший опыт просмотра без ущерба для скорости, поэтому по умолчанию мы используем протокол UDP. Мы рекомендуем сначала попробовать протокол UDP и переключаться на TCP только в случае возникновения каких-либо проблем.

Чтобы изменить UDP на TCP в NordVPN (для пользователей Windows):

1. Перейдите к настройкам , щелкнув значок шестеренки в правом верхнем углу;
2. Выберите Advanced в меню слева;
3. В разделе Протокол выберите TCP.

Чтобы изменить UDP на TCP в NordVPN (для пользователей MacOS):

1. Откройте панель настроек , нажав кнопку ползунка в верхнем левом углу или найдя NordVPN в строке меню и выбрав Настройки (горячая клавиша по умолчанию: Cmd +,).
2. Соединение: Предпочитать UDP вместо TCP. будет включено по умолчанию. Установите флажок, чтобы выключить его.

Если ваша скорость упала, вы также можете попробовать несколько уловок, чтобы повысить скорость VPN.

Хотите узнать больше о таком?

Получайте последние новости и советы от NordVPN.

Мы не будем спамить, и вы всегда сможете отказаться от подписки.

Производительность TCP в многозвенных беспроводных одноранговых сетях: проблемы и решение | Журнал EURASIP по беспроводным коммуникациям и сетям

В этом разделе мы представляем некоторые из основных подходов, которые были предложены в литературе для улучшения производительности TCP в многозвенных беспроводных сетях.Мы перегруппировали эти подходы в четыре набора в соответствии со стратегией, используемой для повышения производительности TCP. Однако некоторые подходы могут быть сопоставлены с несколькими типами стратегий, но классифицируются только по их основной стратегии. Подходы, принадлежащие к одному набору, подразделяются на два типа: межуровневые подходы и многоуровневые подходы. Межуровневые предложения основаны на взаимодействии между двумя уровнями архитектуры взаимодействия открытых систем (OSI). В частности, межуровневое взаимодействие, рассматриваемое в этой статье, происходит между уровнем TCP и сетевым уровнем или уровнем канала данных.Эти подходы были мотивированы тем фактом, что «предоставление информации нижнего уровня верхнему уровню должно помочь верхнему уровню работать лучше». Многоуровневые подходы основаны на адаптации уровней OSI независимо от других уровней. Таким образом, в зависимости от того, какой уровень задействован, многоуровневые предложения можно разделить на три типа: уровень TCP, сетевой уровень и подходы канального уровня. Для каждого представленного здесь подхода представлены репрезентативные схемы и описаны их механизмы, а также описаны их сильные и слабые стороны в улучшении производительности TCP в многозвенных беспроводных сетях.Кроме того, для каждой категории приводится сравнение основных характеристик различных усовершенствований TCP.

3.1 Определение сбоев маршрутизации

В типичных проводных сетях, где маршрут для соединения относительно неизменен, TCP работает хорошо, а перегрузка сети является ключевым фактором, влияющим на его производительность. Однако в многозвенных беспроводных сетях сбои маршрута являются скорее нормой, чем исключением, и часто возникают из-за мобильности и высокого BER. Когда происходит сбой маршрута, пакеты, которые помещаются в буфер на промежуточных узлах маршрута, будут отброшены.Более того, протоколу маршрутизации потребуется время, чтобы обнаружить процесс повторного вычисления маршрута. Время, необходимое для повторной передачи отброшенных пакетов и обнаружения нового маршрута, отрицательно сказывается на производительности TCP. Кроме того, когда TCP обнаруживает периодические потери, отправитель TCP обнаруживает тайм-аут или даже серию тайм-аутов. В этом случае TCP значительно уменьшит размер cwnd и ssthresh , потому что у него нет возможности различать потери из-за сбоя маршрута и потери из-за перегрузки.Следовательно, после восстановления нового маршрута требуется много времени, чтобы скорость отправки вернулась к высокому значению.

Из-за вышеперечисленных факторов TCP должен иметь некоторые эффективные средства для точного определения этих событий, чтобы позволить ему адекватно реагировать. Подходы, которые решают проблему TCP, вызванную ошибкой маршрута, можно разделить на три категории: подходы уровня TCP, подходы сетевого уровня и подходы TCP и межуровневые сети.

3.1.1 Уровень TCP

Фиксированное RTO

Dyer et al.представил фиксированный RTO [26], который представляет собой простой эвристический метод, который не полагается на обратную связь от нижележащих слоев. Фиксированное RTO предназначено для различения потери маршрута и перегрузки сети и, таким образом, пытается улучшить производительность TCP. В случае тайм-аута обычный TCP повторно передает неподтвержденный пакет и удваивает интервал RTO. Для каждой повторной передачи пакета RTO удваивается до тех пор, пока не будет получен ACK для повторно переданного пакета. Этот экспоненциальный рост RTO позволяет TCP изящно справляться с перегрузкой сети.Однако в многозвенных беспроводных сетях потери могут происходить часто и временно из-за потерь маршрута, а перегрузка сети возникает редко. Основываясь на этом и используя преимущества алгоритмов маршрутизации, предназначенных для быстрого восстановления нарушенных маршрутов, авторы показывают, что интуитивно понятно, что TCP повторно передает неподтвержденный пакет через определенные промежутки времени вместо того, чтобы ждать все более длительные периоды времени между ними. ретрансляции. Следовательно, фиксированный RTO сохраняет RTO фиксированным после первой повторной передачи.Когда тайм-ауты происходят последовательно, т. Е. Отсутствующий ACK не получен до истечения второго RTO, это считается доказательством потери маршрута. Неподтвержденный пакет повторно передается снова, но RTO не удваивается во второй раз. RTO остается фиксированным до тех пор, пока маршрут не будет восстановлен и повторно переданный пакет не будет подтвержден.

Для оценки производительности TCP с фиксированным RTO, тремя протоколами маршрутизации, двумя по запросу (Ad-Hoc on Demand Distance Vector (AODV) и Dynamic Source Routing (DSR)) и одним протоколом адаптивной проактивной маршрутизации (Adaptive Distance Vector (Adaptive Distance Vector) ADV)).Результаты показывают, что проактивный алгоритм ADV хорошо работает в различных условиях и что метод фиксированного RTO значительно улучшает производительность TCP по сравнению с двумя алгоритмами по запросу. Тем не менее предположение о том, что два последовательных тайм-аута являются исключительными результатами сбоев маршрута, требует дополнительного анализа, особенно при наличии перегрузки.

TCP DOOR

TCP обнаружение нарушения порядка и ответа (DOOR) [27] — это сквозной подход, который не требует обратной связи от сети или от нижних уровней.Этот подход был разработан Ван и Чжан для повышения производительности TCP за счет обнаружения и реагирования на неупорядоченные события доставки пакетов, которые являются результатом частых изменений маршрута. В TCP-DOOR события нарушения порядка (OOO) интерпретируются как указание на сбой маршрута. Таким образом, отправитель может отличить изменение маршрута от перегрузки сети. Обнаружение ООО событий может быть выполнено либо отправителем, либо получателем. Хотя получатель может уведомить отправителя об обнаруженных неупорядоченных пакетах данных, сам отправитель может заметить ACK, поступающие не по порядку.Как только отправитель TCP распознает событие OOO, предлагаются два ответных действия. В первом действии отправитель может временно отключить механизм управления перегрузкой TCP, сохранив постоянные переменные состояния. В другом действии, если механизм управления перегрузкой был задействован в течение прошедшего периода времени, отправитель TCP должен немедленно восстановиться до состояния, предшествовавшего вызову управления перегрузкой.

В TCP-DOOR авторы рекомендуют свой подход в первую очередь для среды, имеющей как специальные, так и фиксированные инфраструктурные сети, где адаптация подхода, основанного на обратной связи, особенно трудна.В целом TCP DOOR демонстрирует значительные улучшения по сравнению со стандартным TCP. Тем не менее, требуется дополнительный анализ, чтобы ответить на вопрос, что, если ООО не вызвано изменениями маршрута. Фактически, изменение маршрута — не единственная причина доставки пакетов вне очереди. Например, в протоколе многопутевой маршрутизации, таком как алгоритм временной маршрутизации (TORA) [28], может возникнуть ООО, если пакеты с разных путей неупорядочены.

3.1.2 Подходы сетевого уровня

Маршрутизация резервного пути

В этом подходе Lim et al.[29] исследовали производительность TCP по протоколу многопутевой маршрутизации. Показано, что многопутевая маршрутизация может улучшить доступность путей для TCP-соединений. Авторы обнаружили, что исходная многопутевая маршрутизация может ухудшить производительность TCP из-за частой доставки пакетов с нарушением порядка и неточности измерения среднего RTT. Поэтому они представляют новый вариант стратегии многопутевой маршрутизации, называемый маршрутизацией резервного пути. В стратегии маршрутизации резервного пути в любой момент времени используется только один путь.Однако стратегия маршрутизации резервного пути поддерживает несколько путей от источника к месту назначения. Другие альтернативные пути используются в качестве резервных, если текущий путь нарушен. Два метода рассматривались как критерии выбора путей. В первом методе кратчайший путь выбирается в качестве основного пути, а путь с кратчайшей задержкой является альтернативным. Для второго метода путь с кратчайшей задержкой является основным, а максимально непересекающийся путь выбирается в качестве альтернативы.Альтернативный максимально непересекающийся путь — это путь, который имеет наименьшее количество перекрывающихся промежуточных узлов с основным путем.

Результаты моделирования показывают, что TCP может улучшить схему маршрутизации резервного пути. При сравнении двух методов, предложенных в этом подходе, авторы обнаружили, что первый метод превосходит второй. Они обосновали, что при использовании второго метода маршруты, как правило, длиннее по количеству переходов. Тем не менее, метод, при котором кратчайший путь выбирается в качестве основного, а максимальный непересекающийся в качестве альтернативы, не рассматривался.Более того, авторы показывают, что производительность TCP ухудшается при использовании протокола многопутевой маршрутизации SMR [30].

Маршрутизация с использованием нескольких интерфейсов

В [31] Юн и Вайдья предложили схему сетевого уровня, которая использует несколько разнородных беспроводных интерфейсов в многозвенных беспроводных сетях. Идея состоит в том, чтобы использовать два гетерогенных беспроводных интерфейса в каждом узле: первичный интерфейс 802.11a и вторичный интерфейс 802.11b (или 802.11). Первичный путь через интерфейс 802.11a поддерживается протоколом реактивной маршрутизации, таким как DSR, а вторичный путь через 802.11b поддерживается протоколом упреждающей маршрутизации, таким как маршрутизация с использованием вектора расстояния от места назначения (DSDV). В нормальных условиях пакеты данных TCP будут использовать первичный путь, который имеет более высокую скорость, а пакеты управления (ACK) будут использовать вторичный путь. В случае сбоев канала TCP будет использовать вторичный путь для восстановления своих пакетов и сохранения размера окна. Он продолжает обмениваться данными с использованием низкоскоростного интерфейса до тех пор, пока не будет восстановлен высокоскоростной путь. 802.11b (или 802.11) используется на вторичном пути, поскольку они обладают другими свойствами, чем интерфейс 802.11a (т. Е. Более медленная скорость, но больший диапазон передачи).

Результаты моделирования показывают, что использование вторичного интерфейса с более низкой скоростью, но с большей дальностью действия может увеличить пропускную способность TCP. Однако предлагаемая схема требует, чтобы каждый узел был оснащен двумя радиоинтерфейсами, что поднимает вопрос о том, окупаются ли дополнительные затраты приростом производительности. Более того, динамические изменения маршрута, вызванные мобильностью узла, вызывают переупорядочение пакетов TCP на стороне получателя, что, в свою очередь, приводит к дублированию ACK на стороне отправителя.При маршрутизации через несколько интерфейсов вероятность переупорядочения пакетов TCP выше и может повлиять на потенциальную выгоду от использования нескольких интерфейсов. Требуется более интеллектуальный механизм доставки, чтобы избежать переупорядочения пакетов TCP.

3.1.3 Межуровневые подходы TCP и сети

Метод явного уведомления об отказе канала (ELFN)

ELFN [32] — это простой подход, разработанный Холландом и Вайдьей. Этот подход основан на реальном взаимодействии между TCP и протоколами маршрутизации.Это взаимодействие направлено на предоставление информации о сбоях канала отправителю TCP, чтобы TCP мог отличить потери пакетов, вызванные сбоями канала, от потерь, вызванных перегрузкой. Когда происходит сбой связи, сообщение ELFN, которое совмещается с сообщением об ошибке маршрута, будет отправлено протоколом маршрутизации отправителю TCP. Сообщение ELFN похоже на сообщение протокола управляющих сообщений Интернета (ICMP) «хост недоступен», которое содержит адреса и порты отправителя-получателя, а также порядковый номер пакета TCP.Отправитель, получив сообщение ELFN, отключает свои таймеры повторной передачи и переходит в режим ожидания. В течение периода ожидания отправитель TCP использует периодическое зондирующее сообщение, чтобы определить, восстановлен ли маршрут. Если получено подтверждение пробного пакета (подразумевающее, что маршрут восстановлен), отправитель TCP возобновляет работу таймеров повторной передачи и выходит из режима ожидания, чтобы продолжить нормальные операции. Таким образом, TCP может избежать фазы медленного старта и продолжить работу с высокой скоростью.

Метод явного уведомления об отказе канала (ELFN) — это простой эффективный метод, который обеспечивает значительные улучшения по сравнению со стандартным TCP. Однако ELFN требует, чтобы промежуточные узлы уведомляли TCP о наличии сбоев маршрута, и это усложняет его развертывание и реализацию.

3.1.4 Сравнение

Было представлено шесть подходов. Эти подходы решают проблему неспособности TCP различать потери из-за сбоев маршрута и перегрузки сети.Обсуждение продолжается с многоуровневыми решениями TCP, такими как фиксированный RTO и TCP-DOOR, решениями сетевого уровня, такими как резервная маршрутизация пути и маршрутизация с использованием нескольких интерфейсов, а затем межуровневое решение TCP и сети, такое как ELFN. В подходах уровня TCP фиксированные RTO и TCP DOOR используют сквозные семантические методы TCP, чтобы различать потери пакетов, вызванные сбоями маршрута, и перегрузкой сети. В фиксированном RTO это делается путем рассмотрения двух последовательных тайм-аутов как признака сбоев маршрута.Между тем, в TCP-DOOR получение пакетов с нарушением порядка интерпретируется как указание на сбой маршрута. Основное преимущество фиксированных RTO и TCP DOOR заключается в том, что они не требуют уведомлений от уровня маршрутизации и не требуют взаимодействия других узлов для обнаружения сбоев маршрута. Сравнивая эти два предложения, TCP DOOR работает лучше, чем фиксированный RTO, но за счет дополнительных модификаций.

В решениях сетевого уровня маршрутизация резервного пути и маршрутизация с использованием нескольких интерфейсов поддерживают два маршрута: один основной путь для нормальной передачи данных и другой резервный путь для восстановления данных в случае сбоев маршрута.В маршрутизации резервного пути это делается с помощью протокола многопутевой маршрутизации. Между тем, Routing Exploiting Multiple Interfaces использует разные протоколы маршрутизации, работающие через разные радиоинтерфейсы. Сравнивая эти два подхода, можно сказать, что маршрутизация с использованием нескольких интерфейсов работает лучше, чем маршрутизация резервного пути, но за счет занятости, когда каждый узел должен быть оснащен двумя радиоинтерфейсами. Предложение межуровневого TCP и сети, ELFN, основано на явном уведомлении от сетевого уровня для обнаружения сбоя маршрута.Для обнаружения повторных подключений ELFN использует механизм зондирования, и реализовать этот механизм непросто. Какое оптимальное значение интервала зондирования? И каков смысл этого механизма в случае высокой нагрузки? В частности, видно, что в случае высокой нагрузки ELFN работает хуже, чем стандартный TCP. Таблица 1 иллюстрирует сводку основных характеристик обсуждаемых усовершенствований TCP.

3.2 Оценка полосы пропускания и состояния канала

Как обсуждалось в разделе 2, традиционный механизм TCP управления перегрузкой на основе потерь не может точно настроить скорость передачи, когда он используется в многозвенных беспроводных сетях. Потеря пакетов не всегда является признаком перегрузки; это могло произойти из-за мобильности или из-за ошибок беспроводной связи. Хорошо известно, что один из критических источников низкой производительности TCP в многоинтервальных беспроводных сетях лежит на «озере», координате между уровнями TCP и MAC. Если существует большая разница между скоростями передачи MAC и TCP, это может вызвать перегрузку сети и повторные передачи.С этой целью недавно было предложено несколько схем TCP для решения проблемы за счет лучшей оценки доступной полосы пропускания и статуса канала. Типичные схемы, которые используют преимущество управления скоростью для повышения производительности TCP, включают TCP-Vegas [33], TCP-Westwood [34], TCP-CL [35], управление скоростью передачи на основе эффективности канала [36] и TCPCC [ 37].

3.2.1 Уровни TCP

TCP-Vegas

TCP-Vegas [33] — один из вариантов TCP, в котором используется механизм управления перегрузкой на основе скорости.Он был разработан в Университете Аризоны Бракмо и Петерсоном. Основная идея состоит в том, чтобы тщательно настроить скорость отправки, сравнив ее с расчетной скоростью. Он подчеркивает задержку пакета, а не потерю пакета, как признак, помогающий определить скорость отправки пакетов. Кроме того, он также изменяет алгоритмы обнаружения и предотвращения перегрузки для повышения общей пропускной способности TCP. Несмотря на то, что TCP-Vegas не был специально разработан для беспроводной связи, производительность TCP может быть улучшена, поскольку присущий ему алгоритм управления перегрузкой на основе скорости может проактивно избегать возможных перегрузок и потерь пакетов, гарантируя, что количество ожидающих сегментов в сети невелико. .

Наиболее существенное различие между TCP-Vegas и традиционными вариантами TCP заключается в использовании метода на основе скорости для управления размером окна перегрузки. В отличие от других разновидностей, таких как Reno, NewReno и т. Д., Которые обнаруживают перегрузку только после того, как она действительно произошла через отбрасывание пакетов, TCP Vegas обнаруживает перегрузку на начальной стадии на основе увеличения значений RTT пакетов в соединении. Для каждого RTT TCP-Vegas сравнивает ожидаемую пропускную способность с фактической измеренной пропускной способностью.Ожидаемая пропускная способность рассчитывается делением текущего размера окна на минимальный наблюдаемый RTT. Однако фактическая пропускная способность измеряется как количество байтов, переданных между моментом передачи выделенного сегмента и его подтверждением, деленное на время, необходимое для получения подтверждения. Если разница между двумя значениями меньше, чем α , TCP-Vegas линейно увеличивает cwnd для следующего RTT, предполагая, что пропускная способность меньше доступной полосы пропускания; и если разница превышает β , TCP-Vegas линейно уменьшает окно перегрузки для следующего RTT, чтобы избежать выхода за пределы полосы пропускания.Если разница между α и β , TCP-Vegas оставляет cwnd без изменений. Помимо модификации управления перегрузкой на основе скорости, TCP-Vegas модифицировал механизм медленного старта, позволив cwnd экспоненциально расти только один раз в каждом втором RTT. Это позволяет TCP-Vegas сравнивать ожидаемую и фактическую пропускную способность. Если разница превышает пороговое значение γ , TCP-Vegas переходит из режима медленного старта в режим линейного увеличения / линейного уменьшения, как описано выше.

Однако TCP-Vegas также унаследовал некоторые недостатки обычного TCP. Он не может справиться с последствиями сбоя маршрута и ошибок беспроводного канала. Более того, как сообщается в [38], TCP-Vegas страдает рядом других проблем. Во-первых, поскольку TCP-Vegas использует baseRTT для расчета ожидаемой пропускной способности в беспроводной сети, baseRTT может не отражать фактическое минимальное измеренное время приема-передачи соединения из-за изменения маршрута в многопролетных беспроводных сетях. Следовательно, есть неточности в расчетной ожидаемой пропускной способности после события изменения маршрута.Другая проблема — это несправедливость TCP-Vegas, когда он взаимодействует с другими версиями, такими как Reno. В этом случае производительность Vegas ухудшается, потому что Vegas снижает скорость отправки до Reno, поскольку он рано обнаруживает перегрузку и, следовательно, предоставляет большую пропускную способность для сосуществующих потоков TCP Reno. Следовательно, справедливость, обеспечиваемая механизмом линейного увеличения / уменьшения для контроля перегрузки в Вегасе, является важным вопросом для исследования.

TCP-Westwood — еще один вариант TCP, основанный на оценке пропускной способности, который был представлен Casetti et al.[34]. TCP-Westwood — это модификация на стороне отправителя, которая улучшает производительность TCP Reno как в проводных, так и в беспроводных сетях. Ключевая идея — непрерывно оценивать полосу пропускания, используемую соединением, путем измерения скорости возвращаемых ACK. Когда происходит потеря, либо при получении трех дублированных ACK, либо после тайм-аута, TCP-Westwood использует предполагаемую полосу пропускания для более быстрого захвата состояния перегрузки, а затем вычисляет окно перегрузки и порог медленного запуска. Авторы называют этот механизм более быстрым восстановлением.Более того, при длительном отсутствии ACK расчетная полоса пропускания будет экспоненциально уменьшаться. Обоснование этой стратегии простое: в случае потери пакета, в отличие от обычного TCP, который слепо уменьшает cwnd и ssthresh , TCP Westwood пытается вычислить правильные значения cwnd и ssthresh , которые являются в соответствии с эффективной пропускной способностью, используемой во время перегрузки. Фактически, традиционные схемы TCP не эффективны для беспроводных линий связи, где спорадические потери из-за проблем с радиоканалом часто неверно интерпретируются как симптом перегрузки и, таким образом, приводят к ненужному сокращению окна.Тем не менее, TCP-Westwood особенно устойчив к беспроводной связи, потому что он пытается поддерживать скорость передачи на уровне непосредственно перед возникновением потери пакета, чтобы избежать ненужного уменьшения окна.

Экспериментальные исследования TCP-Westwood показывают улучшение пропускной способности и справедливости. Кроме того, совместимость с TCP Reno наблюдалась в серии экспериментов, показывающих, что соединения TCP Reno не испытывают недостатка в соединениях TCP-Westwood. Более того, TCP-Westwood полностью соответствует принципу сквозного проектирования TCP, и это улучшение особенно заметно в беспроводных сетях с потерями в каналах связи.Однако, в отличие от обычного TCP, который не может различать случайные ошибки и потери из-за перегрузки, производительность TCP-Westwood также нечувствительна к случайным ошибкам. Когда возникает случайная ошибка, вызванная ошибкой маршрута или ошибкой канала, расчетная полоса пропускания быстро уменьшается, как описано ранее, и это приводит к снижению производительности после восстановления пути. Подобно TCP-Vegas, TCP-Westwood использует наблюдаемое наименьшее время приема-передачи (RTTmin) при оценке пропускной способности. Это может привести к проблемам, поскольку любое изменение маршрута сделает недействительным RTTmin и, таким образом, приведет к неверным оценкам пропускной способности.Таким образом, стремление исследователей состоит в том, чтобы сделать TCP способным реагировать на различные типы ошибок.

3.2.2 Межуровневые подходы

TCP-CL

Ченг и Лин предложили TCP-CL [35], который представляет собой совместный подход, основанный на межуровневой структуре для повышения сквозной производительности TCP. в беспроводных сетях. Авторы показывают, что, внося небольшие изменения в устаревшие протоколы MAC и TCP IEEE 802.11, TCP-CL обеспечивает значительное улучшение производительности TCP в многопозиционных беспроводных средах.Стандартный уровень MAC IEEE 802.11 обеспечивает надежную работу по каналу связи путем определения параметра ограничения повторных попыток (RETL). Используя этот параметр всякий раз, когда узлу не удается передать кадр, он повторно передает этот кадр, а затем увеличивает значение RETL на единицу. Если значение RETL превышает заданный порог (т. Е. 7 для базовых механизмов доступа и 4 для виртуальных механизмов определения несущей), кадр будет отброшен, о сбое канала будет сообщено на канальный уровень, а для RETL будет установлено значение нуль.RETL также сбрасывается в ноль после успешной передачи кадра. Тем не менее, если канал имеет высокую степень конкуренции, уровень MAC может ошибочно сделать вывод о сбое канала. Следовательно, такое неправильное толкование отказов канала может серьезно повлиять на производительность TCP.

Таким образом, чтобы уменьшить влияние конкуренции на канальном уровне на производительность TCP, этот подход расширяет схему IEEE 802.11 DCF, вводя новую переменную, обозначенную как предел повторной передачи (RETF), для записи количества попыток повторной передачи в в случае сбоев непрерывной передачи.Если значение RETF не превышает пороговое значение повторной передачи, а также получение TCP ACK в том же потоке, он пересылает совмещенные TCP-сообщения с отрицательным подтверждением (NAK) с использованием обратного TCP ACK по сквозному пути и увеличивает значение RETF. Если значение RETF превышает порог повторной передачи, он отбрасывает переданный пакет, а затем сбрасывает конкуренцию и RETL, соответственно. Опция NAK запускается только тогда, когда кадр канального уровня отбрасывается в результате ошибок передачи, и ограничивается пороговым значением повторной передачи.Если фрейм данных TCP отбрасывается после нескольких попыток повторной передачи (ограничен порогом повтора), протокол уровня MAC запускает параметр TCP NAK в заголовке TCP, связанный с порядковым номером отброшенного пакета, а затем совмещает этот параметр, используя обратный TCP ACK, чтобы уведомить отправителя TCP о повторной передаче отсутствующего пакета. Обратите внимание, что уведомление NAK отправляется в совмещенном режиме с возвращенным сегментом TCP ACK, чтобы избежать увеличения конкуренции на канальном уровне. Эта межуровневая поддержка протокола канального уровня гарантирует, что протокол TCP транспортного уровня знает об ошибке передачи на канальном уровне и может затем реагировать на эту ошибку в соответствии с информацией о повреждении беспроводной сети, передаваемой принятым NAK.Таким образом, TCP может различать потери из-за повреждения и перегрузки, что позволяет ему реагировать соответствующим образом в каждом случае.

Этот подход предлагает межуровневое решение, обозначенное как TCP-CL, для повышения производительности TCP в многозвенных беспроводных сетях. В целом, результаты показывают, что предложенная схема имеет ряд ключевых преимуществ по сравнению с обычным TCP, включая более эффективную обработку частых потерь передачи, более быструю реакцию на потери из-за повреждения, а также способность различать ошибки перегрузки и ошибки передачи и примите соответствующие меры по исправлению положения.Важно отметить, что предлагаемый механизм не требует, чтобы какой-либо узел кэшировал неподтвержденные пакеты для каждого проходящего через него TCP-соединения. Производительность TCP-CL сравнивается со стандартными схемами TCP-Reno и TCP-Westwood с точки зрения пропускной способности. Результаты моделирования показывают, что TCP-CL обеспечивает значительное улучшение производительности TCP-передачи по многосегментным беспроводным сетям. Однако эта схема сохраняет единственный путь к каждому месту назначения без эффективного использования доступных путей.Более того, для изучения влияния мобильности на эту схему требуется дополнительный анализ.

Управление скоростью передачи на основе эффективности канала — это межуровневый подход, проведенный Zhang et al. [36]. В этом подходе авторы показывают, что в многозвенных беспроводных сетях, если скорость передачи TCP не совпадает со скоростью передачи протокола управления доступом к среде (MAC), это вызывает перегрузку сети и снижение производительности сети. Поэтому они предлагают новый подход к управлению скоростью передачи TCP путем использования информации MAC через межуровневый переход.Основной вклад этого подхода заключается в том, чтобы сообщить TCP реальную эффективность канала протокола MAC, чтобы адаптивно управлять скоростью передачи. Это поможет уменьшить большую разницу между скоростью передачи TCP и MAC и, следовательно, уменьшить перегрузку сети и повторную передачу. С этой целью были введены две важные меры: эффективность реального канала MAC и эффективность виртуального канала TCP. В качестве критерия реальной эффективности MAC-канала TCP регулирует скорость передачи, которая неявно контролируется окном перегрузки и потоком TCP ACK, чтобы поддерживать эффективность виртуального TCP-канала, близкую к реальной эффективности MAC-канала.

Этот подход предлагает новый механизм обратной связи с TCP об эффективности реального канала протокола MAC, чтобы снизить нагрузку на протокол MAC до того, как произойдет событие перегрузки, и для повышения производительности сети. Результаты моделирования показывают, что предложенный механизм превосходит 802.11 DCF с точки зрения пропускной способности и задержки. Однако этот подход не учитывает влияние сбоев маршрута и высокого BER на промежуточных узлах. Более того, мобильность оказывает большое влияние на эффективность канала, и неясно, как этот подход будет работать в мобильных сетях, поэтому требуется дополнительный анализ.

TCPCC — это межуровневый подход, проведенный Zhang et al. [37]. В этом исследовании авторы показывают, что чрезмерное внедрение обычного механизма окна TCP приводит к серьезным конфликтам, а среднее количество конфликтов вызывает перегрузку сети. Они также показывают, что для характеристики состояния сети следует использовать два важных показателя: использование канала (CU) и коэффициент конкуренции (CR). Затем, на основе этих двух показателей, они предлагают новый механизм управления скоростью передачи TCP, основанный на использовании канала и коэффициенте конкуренции (TCPCC).В этом механизме каждый узел собирает информацию о статусе занятости сети и соответственно определяет CU и CR. Значения CU и CR, возвращаемые через ACK, в конечном итоге определяются узлом узкого места в потоке. Отправитель TCP контролирует свою скорость передачи на основе информации обратной связи.

Результаты моделирования в [37] показывают, что механизм TCPCC значительно превосходит традиционный механизм TCP и механизм контроля конфликтов TCP с точки зрения пропускной способности и сквозной задержки.Тем не менее, подобно управлению скоростью передачи на основе эффективности канала, TCPCC не имеет механизма для обработки сбоев маршрута. Более того, TCPCC требует использования явной информации обратной связи от промежуточных узлов. Развернуть TCPCC сложнее, поскольку он зависит от взаимодействия всех узлов.

3.2.3 Сравнение

Были обсуждены пять подходов. Эти подходы решают проблему неспособности TCP управлять трафиком в зависимости от состояния сети, что является одной из основных причин ухудшения производительности в многозвенных беспроводных сетях.Для решения этой проблемы представлены два доступных метода. Первый — позволить TCP оценить состояние сети без нарушения многоуровневого принципа. В частности, TCP должен выполнять некоторые статистические операции для оценки состояния и соответствующей реакции, такие как TCP-Vegas [33] и TCP-Westwood [34]. Другой способ — получить обратную связь о статусе сети через межуровневую информацию. Таким образом TCP может считывать эту информацию и настраиваться. Подходы, в которых используется этот метод: TCP-LC [35], управление скоростью передачи на основе эффективности канала [36] и TCPCC [37].Эти подходы, использующие явную обратную связь из сетей, обеспечивают значительное улучшение производительности TCP. Однако, если рассматривать концепцию протоколов и приложений изолированно, TCP-Westwood кажется предпочтительным выбором. Это связано с тем, что TCP-Westwood использует идею оценки пропускной способности и может эффективно уменьшить влияние потерь, не вызванных перегрузкой. Таблица 2 иллюстрирует сводку основных характеристик обсуждаемых усовершенствований TCP.

3.3 Снижение накладных расходов трафика ACK

С точки зрения сквозного соединения в целом и с точки зрения TCP в частности, существует два типа сегментов: DATA и ACK, вводятся в сеть отправителем и получателем соответственно. Некоторые исследователи показывают, что в многозвенных беспроводных сетях уменьшение количества сегментов в канале связи может уменьшить конкуренцию и конфликты, вызванные совместным использованием одного и того же пути.Чтобы достичь этого, некоторые исследователи предложили повысить общую производительность TCP за счет уменьшения количества сегментов DATA, передаваемых отправителем. Некоторые из этих улучшений обсуждаются в следующем разделе. С точки зрения получателя, другие исследователи утверждают, что пространственная конкуренция может быть уменьшена путем введения меньшего количества сегментов ACK, например, за счет использования их совокупного свойства. Такие подходы, направленные на уменьшение пространственной конкуренции, вызванной ACK, называются ACK-утонением, отложенными ACK или ACK-уменьшением и являются основной темой этого раздела.Эти подходы были изучены в литературе и показали свою полезность с точки зрения увеличения пропускной способности TCP.

В устаревшем протоколе TCP после успешного приема каждого пакета данных, переданного от отправителя к получателю, будет сгенерирован ответ ACK от получателя к отправителю (рисунок 4a). Если пакет данных не был подтвержден в течение некоторого времени, он считается потерянным и повторно передается отправителем. Фактически, ACK считаются управляющим трафиком, используемым TCP для обеспечения надежного восстановления данных.Однако небольшие TCP ACK потребляют беспроводных ресурсов столько же, сколько длинные пакеты данных TCP. Более того, интерференция и коллизия между пакетами данных и ACK, которые вызваны совместным использованием одного и того же маршрута, увеличиваются с увеличением количества сгенерированных ACK [39]. Следовательно, желательно уменьшить количество управляющего трафика (ACK), чтобы сделать ресурсы доступными для фактических пакетов данных и уменьшить помехи и конфликты между данными и пакетами ACK. Это достигается за счет объединения нескольких ACK в один ACK, что возможно благодаря опции кумулятивного ACK, используемой в TCP.

(a) Стандартный TCP, (b) стандартный TCP с опцией отложенного ACK и (c) TCP с задержкой более двух ACK .

Первая оптимизация такого рода была введена через стандартный TCP с опцией отложенного ACK в (RFC 1122 [14], RFC 2581 [40]). При использовании стандартной опции ACK с задержкой TCP может генерировать один ACK после получения двух упорядоченных пакетов данных (рисунок 4b). В ходе обширного моделирования [41, 42] сообщалось, что варианты TCP, такие как Reno, New Reno, SACK и Vegas, работают лучше за счет использования отложенных ACK в случае пропускной способности, полосы пропускания и энергопотребления.Однако в сетях 802.11 проблема интерференции между ACK и пакетами данных может все еще сохраняться, и преимущества стандартного TCP с отложенным ACK могут быть дополнительно улучшены. (Рисунок 4c) показывает случай задержки ACK для более чем двух пакетов. Фактически, уменьшение количества ACK может улучшить производительность TCP, однако большие совокупные ACK вызовут потерю пакетов из-за тайм-аута повторной передачи на стороне отправителя TCP. Для решения этой проблемы были предложены многочисленные усовершенствования и оптимизации для уменьшения накладных расходов на трафик, вызванных генерацией большего количества ACK, чем необходимо.

3.3.1 Уровни TCP

ACK с динамической задержкой (TCP-DDA)

TCP-DDA [39] — это простая модификация приемника, представленная Альтманом и Хименесом. В этом подходе авторы исследовали влияние создания отложенных ACK для более чем двух полученных пакетов на производительность TCP в многозвенных беспроводных сетях. Они предложили схему ограниченного динамического отложенного ACK, в которой получатель начинает задерживать один ACK (отправляя один ACK для двух в порядке получения пакетов) и продолжает увеличиваться до четырех в зависимости от порядкового номера подтвержденного пакета.Например, когда задержанный ACK установлен на четыре, получатель может отправить один ACK для пакета ( Pi ), подразумевая, что пакеты ( Pi-1 ), ( Pi-2 ) и ( Pi-3 ) также были успешно получены, без отправки отдельных ACK для каждого. Получатель продолжает задерживать четыре ACK, за исключением того, что при запуске сеанса он снова уменьшает задержанное ACK до одного.

Хотя опция отложенного ACK снижает частоту выборок RTT, измеряемых отправителем TCP, это уменьшение обратной связи оказывает значительное влияние на истечение срока RTO.В результате TCP может повторно передать все пакеты, задержанные их ACK, даже если пакеты получены. Следовательно, TCP должен точно выбрать оптимальное значение окна задержки ACK. Хотя TCP-DDA показал хорошую производительность в статических одноранговых сетях по сравнению со стандартным TCP, он может оказаться неэффективным в сценариях с высоким трафиком и значительной потерей пакетов. Более того, TCP-DDA был получен только для одного потока в статических сетях, множественные потоки и мобильность являются хорошими проблемами для дальнейшего улучшения.

Динамический адаптивный ACK (TCP-DAA)

TCP-DAA [41] — это модификация отправителя / получателя, представленная Оливейрой и Брауном. В TCP-DAA получатель сокращает количество ACK, используя кумулятивное свойство TCP. TCP-DAA диктует изменения как отправителю, так и получателю. В этом подходе приемник может объединить до четырех пакетов ACK, когда беспроводной канал находится в хорошем состоянии, и меньше для каналов с потерями. Ограничение в четыре пакета накладывается пределом окна перегрузки отправителя, который также фиксируется на уровне четырех пакетов.Авторы сообщают, что нижний предел cwnd отправителя подходит для минимизации коллизий и более чем достаточен для сценариев, имеющих до 10 переходов. Задержка ответов ACK выполняется динамически на основе события потери пакета. Когда нет потери пакетов, TCP-DAA задерживает ACK до тех пор, пока не получит больше пакетов данных, до четырех, но сокращает это число до двух в случае доставки пакетов вне очереди. Эти концепции приводят к тому, что этот подход превосходит обычный TCP, когда канал может обеспечить более высокую пропускную способность.

Однако с этим методом связаны некоторые накладные расходы на обработку, общее увеличение пропускной способности и лучшее использование беспроводного канала. Такой подход показывает улучшение не только пропускной способности, что является ключевым моментом в этой области, но и энергопотребления. Следовательно, общее потребление энергии значительно снижается, что является ключевой проблемой для устройств с батарейным питанием. TCP-DAA фокусируется на сетях с короткими переходами, максимум десятью переходами, как указано в этой статье.Тем не менее, оценка включает сети с длинными переходами, которые особенно ценны в некоторых сценариях, таких как большие сенсорные сети.

Отложенное совокупное подтверждение (TCP-DCA)

TCP-DCA — это схема на основе приемника TCP, представленная Ченом и др. [43]. В этой схеме авторы показывают, что TCP не всегда увеличивает пропускную способность, задерживая неограниченное количество ACK. Кроме того, на приемнике существует оптимальный размер окна задержки, обеспечивающий наилучшую пропускную способность TCP. В TCP-DCA длина пути является важным фактором, который следует учитывать при выборе подходящих размеров окна задержки.Поэтому TCP-DCA выбрал другой размер окна задержки для адаптации генерации TCP ACK в зависимости от количества переходов. Когда количество переходов между отправителем и получателем меньше или равно трем переходам, окно задержки устанавливается равным размеру cwnd . Для длины пути от четырех до девяти переходов окно задержки устанавливается на фиксированное значение с пятью пакетами. В случае длинных путей, более десяти переходов, получатель установит окно задержки на три пакета. TCP-DCA показал хорошую производительность в многозвенных беспроводных сетях.В заключение, задерживая ACK для большого количества пакетов данных, большое окно задержки всегда полезно в связи с короткими путями, но может быть неуместным для сетей с длинными путями. Чем длиннее сквозной путь, тем дольше отправитель TCP обнаруживает потерянные пакеты, вызванные задержкой большего количества ACK. Кроме того, при прохождении более длинного пути пакет с большей вероятностью будет испытывать помехи.

TCP-DCA — это сквозная семантическая схема TCP, которая показывает хорошую производительность в статических, мобильных и гибридных одноранговых сетях.TCP-DCA был предложен для уменьшения количества ACK адаптивно в зависимости от длины пути. Однако знание количества переходов между отправителем и получателем не является свойством TCP и может потребовать взаимодействия с нижележащими уровнями. Более того, оценить количество переходов по TCP непросто, особенно в мобильных сетях, где длина пути изменяется динамически. Кроме того, TCP-DCA использует большое окно фиксированной задержки на протяжении всей передачи между отправителем и получателем, и это может повлиять на производительность каналов с высокой частотой битовых ошибок.

TCP с адаптивным окном задержки (TCP-ADW)

TCP-ADW — это модификация TCP на основе приемника, представленная Аль-Джубари и Османом [44]. Авторы показывают, что использование фиксированного окна задержки недопустимо в этой изменяющейся среде, и оптимальный размер окна задержки на приемнике, который обеспечивает лучшую пропускную способность TCP, может быть достигнут динамически. TCP-ADW динамически регулирует окно задержки на основе нескольких условий, таких как скорость передачи, фаза медленного старта, длина пути и событие потери пакета.Чтобы соответствующим образом уменьшить количество пакетов ACK, TCP-ADW создает ACK, достигая оптимального окна динамической задержки. Таким образом, приемник сможет адаптироваться к различным значениям задержек, налагаемых условиями беспроводного канала. Кроме того, он задерживает ровно столько, чтобы избежать тайм-аута передачи у отправителя. В этом подходе, если таймер повторной передачи отправителя не истечет, получатель всегда увеличивает окно задержки на основе увеличения скорости передачи, за исключением запуска сеанса.Во время запуска приемник устанавливает окно задержки равным единице и увеличивает его в зависимости от скорости передачи. Когда происходит потеря пакета, приемник уменьшает свое окно задержки до определенного значения в зависимости от количества скачков (длины пути). В случае короткого пути приемник уменьшает окно задержки вдвое. Однако для длинного пути приемник уменьшит окно задержки до двух. Это связано с тем, что отправителю TCP потребуется много времени, чтобы обнаружить потерянные пакеты, полученные из-за задержки большего количества ACK. Неупорядоченные пакеты немедленно заставляют генерацию ACK своевременно информировать отправителя о потере / восстановлении пакета, как это представлено в рекомендации RFC 2581 [40].Приемник использует фиксированный интервал 200 мс для тайм-аута.

TCP-ADW — это сквозное решение TCP, которое демонстрирует значительную производительность по сравнению с TCP-DCA и многое другое по сравнению с обычным TCP в статических одноранговых сетях. Однако требуется оценка TCP-ADW в мобильных одноранговых сетях и изучение его производительности в каналах с высоким BER.

3.3.2 Межуровневые подходы

Мониторинг отложенного подтверждения (TCP-MDA)

MDA — это межуровневая модификация, представленная Armaghani et al.[45]. TCP-MDA предложил стратегию динамического взаимодействия между уровнями TCP и MAC, которая уменьшает количество ACK за счет мониторинга состояния канала. Чтобы правильно установить количество задержанных ACK в TCP, TCP-MDA использует механизм для сбора вероятности коллизии на пути от отправителя к получателю на уровне MAC. Основываясь на оцененной вероятности коллизии, TCP подстраивается под состояние канала, задерживая меньше ACK в условиях высокого трафика и больше ACK в условиях низкого трафика. Если канал находится в хорошем состоянии, когда предполагаемая вероятность столкновения меньше заранее определенного порога, приемник TCP может объединить до четырех ACK.Однако, когда наблюдается высокая коллизия на уровне MAC, получатель TCP генерирует больше ACK, чтобы избежать ненужной повторной передачи, вызванной тайм-аутом на стороне отправителя. Предел в четыре ACK налагается cwnd отправителя, который определяется как максимальное количество пакетов данных, которое отправитель TCP может ввести в сеть в любое время, не дожидаясь ACK от получателя. Этот нижний предел в четыре пакета для cwnd подходит для минимизации конфликта каналов в сценариях ближнего действия [46].

Результаты моделирования показывают улучшение пропускной способности по сравнению с TCP-DAA и многое другое по сравнению с обычным TCP в различных сценариях. TCP-MDA показывает, что оптимальное количество отложенных ACK основано на длине пути TCP-соединения, и большое окно задержки может только улучшить TCP. Кроме того, результаты показывают, что существует оптимальное количество отложенных ACK, обеспечивающее наилучшую пропускную способность в различных диапазонах. Таким образом, TCP-MDA показывает, что большое оптимальное число может улучшить пропускную способность TCP только в коротких сценариях с менее чем пятью переходами.Однако более длинный предел окна перегрузки обеспечивает больший выигрыш в пропускной способности. Однако, поскольку TCP-MDA был разработан для хорошей работы в статических сетях, требуется оценка TCP-MDA в мобильных сетях. Кроме того, TCP-MDA требует, чтобы промежуточные узлы уведомляли TCP о состоянии канала, что усложняет его развертывание и реализацию. Более того, ограничение cwnd до четырех может повлиять на производительность TCP в случае высокой скорости трансмутации и низкого BER.

3.3.3 Сравнение

Было представлено пять подходов. Эти подходы решают проблему уменьшения накладных расходов, вызванных трафиком ACK в беспроводном канале, что является одной из ключевых проблем ухудшения производительности TCP в беспроводных сетях с множеством переходов. Некоторые подходы основаны на модификации сквозного уровня TCP, например DDA, DAA, DCA, ADW и другие, основанные на кросс-уровнях, например MDA. DDA и DAA динамически сокращают количество ACK, но ограничиваются четырьмя пакетами. DDA увеличивает окно задержки на основе увеличения порядкового номера пакетов.Однако DAA увеличивает окно задержки на основе доставки пакетов в порядке и уменьшает окно задержки на основе событий потери (доставка пакетов вне очереди). Для подхода DCA окно задержки настраивается адаптивно в зависимости от количества скачков. DCA показывает хорошую производительность по сравнению с DAA, который, в свою очередь, превосходит DDA. В ADW окно задержки не ограничено и устанавливается адаптивно и динамически на основе трех бессильных факторов, количества скачков, скорости передачи и события потери. Результаты ADW показывают, что ADW имеет значительную производительность по сравнению с DCA и намного больше по сравнению со стандартным TCP в статических одноранговых сетях.При межуровневом подходе используйте обратную связь от уровня MAC для установки окна задержки. MDA использует ограниченное окно задержки до четырех пакетов для генерации ACK. Результаты моделирования MDA показывают, что MDA также превосходит DAA и обычный TCP. Таблица 3 иллюстрирует сводку основных характеристик обсуждаемых усовершенствований TCP.

3.4 Ограничение агрессивности TCP

Хорошо известно, что одной из основных функций TCP является механизм окна TCP, который контролирует объем трафика, отправляемого в сеть.Однако одна из важнейших причин низкой производительности TCP в многозвенных беспроводных сетях заключается в агрессивной политике увеличения окна самого TCP. Таким образом, недавно было предложено несколько усовершенствований TCP для решения проблемы агрессивности TCP. В разделе 2.4 мы обсудили неблагоприятное влияние проблем конкуренции между потоками и внутри потоков на производительность TCP. Причина этого утверждения заключается в том, что обычный TCP не управляет своим окном перегрузки на соответствующем уровне.Типичные схемы, которые уменьшают конкуренцию за счет ограничения агрессивности TCP, включают «TCP-Vegas-W» [47], «Ограничение окна перегрузки» [24], «Частичное увеличение окна (FeW)» [48], «Адаптивный размер пакета поверх FeW (APS-FeW) [49] и «Link RED и адаптивная стимуляция» [46].

3.4.1 Уровни TCP

Частичное приращение окна (FeW)

FeW — это межуровневый подход, предложенный Nahm et al. [48] ​​В этом исследовании авторы исследуют влияние перегрузки и конфликтов MAC-адресов на взаимодействие между TCP и протоколами специальной маршрутизации по запросу в 802.11 специальных сетей. Они заметили, что TCP обычно работает с высокой скоростью и вызывает чрезмерную реакцию протокола маршрутизации. Следовательно, ограничение этой агрессивности окна перегрузки TCP может значительно улучшить качество сквозного соединения. С этой целью авторы предлагают схему дробного приращения окна (FeW), в которой TCP использует дробное обновление окна вместо использования экспоненциального обновления окна, связанного с обычным TCP. При каждом приеме ACK отправитель TCP обновляет cwnd по уравнению 1.Таким образом, FeW заставит TCP работать с очень маленькой дробной скоростью (0 <α ≤ 1) при каждом RTT:

cwndnew = cwndcurrent + αcwndcurrent

(1)

Результаты моделирования в [48] демонстрируют, что FeW значительно улучшает производительность TCP, что подтверждает предположение FeW о том, что его механизм прогнозирования окна остается таким же точным, как и в устаревшем TCP. Беспроводное соединение может выиграть как от быстрой реакции устаревшего TCP, так и от снижения нагрузки FeW.Однако пока не ясно, в какой степени короткие соединения с относительно небольшими объемами данных могут пострадать от более медленного роста окна перегрузки и, как следствие, более медленной сходимости. Более того, механизм обновления окна FeW не может в полной мере использовать его точное прогнозируемое окно для передачи, потому что на практике это приводит к схеме с нецелым приращением размера окна на RTT. Хотя FeW регулирует свое окно перегрузки по той же схеме, что и унаследованный TCP, дробная часть его окна не влияет на передачу, и определенная часть прогнозируемой пропускной способности сети тратится впустую.Решение этой проблемы дано в [49].

APS-FeW

Wang et al. предложили новый адаптивный размер пакета (APS) [49], усовершенствованный для FeW [48]. И FeW, и APS-FeWare основаны на наблюдении, что TCP вызывает чрезмерное действие протокола маршрутизации и снижает производительность соединения. Как показано в [48], схема FeW улучшает производительность соединения, ограничивая агрессивность TCP. Авторы в [49] показывают, что до некоторой степени FeW слишком строг в том, что он исключает возможность доставки большего количества байтов в том же окне перегрузки.Основываясь на своем исследовании механизма обновления окна FeW, они обнаружили, что FeW не может в полной мере использовать свое точно предсказанное окно для передачи. Хотя FeW настраивает свое окно перегрузки по той же схеме, что и унаследованный TCP, дробная часть его окна может тратить впустую пропускную способность сети. Чтобы решить эту проблему, [49] предлагает схему адаптивного размера пакета (APS) для работы поверх FeW для TCP. Поскольку размер пакета на начальном этапе является целым числом, APS работает точно так же, как TCP.Когда окно перегрузки превышает пороговое значение, cwnd становится дробным числом. В отличие от FeW, который имеет фиксированный размер пакета, APS поверх FeW (APS-FeW) может адаптировать размер пакета к текущему прогнозируемому окну и полностью использовать окно для передачи. Он определяет начальный размер пакета ( initPacketsize ) как фиксированный размер пакета при сбросе TCP и использует ( cwnd ) для вычисления текущего размера пакета, как в следующем уравнении 2:

Packetsize = cwnd × initPacketsizecwnd

(2)

Процедура APS-FeW следующая.(1) Когда источник TCP получает ACK, он обновляет свое окно перегрузки и текущий размер пакета, как показано в уравнении 2. Затем он продолжает использовать этот размер пакета для передачи следующих пакетов до тех пор, пока не прибудет следующий ACK. (2) Когда таймер повторной передачи истек, TCP переходит в режим медленного запуска, окно перегрузки сбрасывается до 1. Источнику TCP необходимо повторно упаковать данные в своем буфере с исходным размером пакета и повторно передать их. (3) Когда TCP входит в режим быстрого запуска из-за трех дублированных ACK, источнику TCP не нужно повторно упаковывать потерянный пакет, он просто повторно передает пакет в своем буфере.

Предлагаемая схема использует преимущества как устаревшего TCP, так и FeW для улучшения производительности TCP по многопоточным сетям 802.11. Благодаря обширным результатам моделирования, представленным в [49], этот подход показывает, что APS по сравнению с FeW превосходит FeW. С APS-FeW беспроводное соединение может выиграть как от быстрой реакции устаревшего TCP, так и от снижения нагрузки FeW.

TCP-Vegas-W

В [47], Ding et al. предложил Vegas-W, который представляет собой модифицированный протокол TCP на основе TCP-Vegas [33] для многоузловых одноранговых сетей.Этот подход основан на наблюдении, что TCP Vegas не может поддерживать оптимальное окно с максимальной средней пропускной способностью, когда емкость сети меньше, чем сбросить порог медленного запуска Vegas. Согласно исследованию авторов, эта проблема возникает из-за большого минимального окна перегрузки в Вегасе, большого сброса порога медленного запуска и политики агрессивного увеличения окна. Все они вызывают перегрузку сети, что приводит к потерям пакетов на уровне MAC, чрезмерной реакции на уровне маршрутизации и, как следствие, снижается совокупная пропускная способность всего трафика.Чтобы решить эту проблему, авторы предлагают Vegas-W, в котором окно перегрузки расширено на долю таймера управления скоростью в процессе отправки TCP. В TCP-Vegas-W механизмы зондирования устаревшего TCP-Vegas на фазах медленного запуска и предотвращения перегрузки были изменены, чтобы увеличить окно перегрузки после получения более одного ACK. Кроме того, порог медленного старта модифицируется для обновления путем отслеживания стабильного окна.

Этот подход учитывает особенности беспроводных одноранговых сетей и улучшает унаследованный Vegas.Результаты моделирования показывают, что Vegas-W значительно увеличивает пропускную способность Vegas в самых разных сценариях. Они также показывают, что Vegas-W имеет более высокую пропускную способность, чем Vegas и FeW. Однако при анализе взаимодействий между TCP и подчиненными протоколами, маршрутизацией и протоколами MAC для дальнейшего улучшения требуются условия беспроводной связи с несколькими переходами.

3.4.2 Подходы на канальном уровне

Link RED и адаптивная стимуляция

LINK RED и AP [46] — это методы, предложенные Fu et al.которые позволяют TCP упреждающе реагировать на перегрузку канала, адаптивно задерживая передачу определенных пакетов, чтобы уменьшить конкуренцию. Авторы в этой статье показывают, что небольшое окно перегрузки TCP может иметь положительное влияние на производительность TCP в мобильной сети ad hoc. Этот подход показал, что максимум 1/4 пространственного повторного использования улучшает производительность TCP для одностороннего потока в определенных сценариях. Это исследование подразумевает, что ограничение максимальной скорости отправки источника TCP может облегчить проблему выхода за пределы окна перегрузки, что, в свою очередь, может уменьшить конкуренцию на уровне MAC.В следующем разделе мы кратко объясним два предложенных метода, используемых в этом подходе. случайное раннее обнаружение канала (Link RED) [46] — это алгоритм управления активной очередью канального уровня, который использует метку явного уведомления о перегрузке (ECN) для стабилизации окна TCP. Link RED призван уменьшить конкуренцию на беспроводном канале. Это достигается за счет поддержания среднего числа повторных попыток для недавних передач пакетов. Если среднее значение попытки повтора превышает заданное пороговое значение, Link RED будет отмечать исходящие пакеты с вероятностью, зависящей от значения, вычисленного в соответствии с алгоритмом RED [50].Авторы предложили увеличить время отката на уровне MAC, тогда TCP снизит скорость отправки и тем самым в некоторой степени предотвратит потерю пакетов.

Adaptive Pacing (AP)

[46] направлен на улучшение повторного использования пространственного канала, и это достигается за счет более сбалансированного распределения трафика между промежуточными узлами. В текущем протоколе IEEE 802.11 узел ограничен от конкуренции за канал случайным периодом отсрочки передачи плюс время передачи одного пакета, которое объявляется кадром RTS или CTS.Однако связанные с конкуренцией отбрасывания, вызванные проблемой открытых приемников, сохраняются из-за отсутствия координации между узлами, которые находятся на расстоянии двух переходов друг от друга. Чтобы решить эту проблему, AP позволяет некоторым узлам ждать, в дополнение к обычному периоду задержки, в течение дополнительного времени, равного времени передачи пакета, когда это необходимо. AP используется совместно с Link RED следующим образом. Когда узел обнаруживает, что его среднее количество повторных попыток передачи меньше порогового значения, он вычисляет время задержки, как обычно.Когда среднее количество повторных попыток превысит этот порог, Link RED начнет маркировать пакеты, а AP затем увеличит время задержки ожидающей передачи на интервал, равный времени передачи предыдущего пакета. Link RED обеспечивает ранний признак перегрузки сети, что помогает TCP улучшить справедливость взаимодействия между несколькими сеансами TCP. Когда Link RED используется вместе с AP, они улучшают пространственное повторное использование за счет уменьшения конкуренции и, таким образом, улучшают производительность TCP.Однако в этом подходе дополнительное время отката зависит от размера пакета, поэтому необходимо проверить наличие пакетов данных другого размера в сети. Более того, Link RED требует, чтобы уровень MAC поддерживал среднее значение попытки повторной передачи. Это также требует, чтобы алгоритм, подобный RED, был реализован на уровне MAC, и это усложняет реализацию и развертывание схемы.

3.4.3 Межуровневые подходы

Предел окна перегрузки (CWL)

Chen et al.разработан CWL [24], чтобы уменьшить конкуренцию на уровне MAC, чтобы улучшить производительность TCP. Основная цель этого подхода — динамически регулировать максимальный размер окна перегрузки в зависимости от текущей длины пути. Следовательно, скорость передачи не будет превышать максимальное пространственное повторное использование канала. Благодаря этому уменьшаются проблемы конкуренции как внутри потока, так и между потоками. Авторы в [24] обращают проблему настройки правильного CWL в определение произведения полосы пропускания-задержки (BDP) пути.Основываясь на этой методологии, они сначала показывают и доказывают, что, независимо от какого-либо конкретного протокола уровня MAC, верхняя граница BDP тракта не может превышать его счетчик переходов туда и обратно (RTHC). Следовательно, CWL должен использоваться с протоколами маршрутизации, которые знают длину пути. Принимая во внимание помехи при передаче протокола уровня MAC IEEE 802.11, этот подход позволяет получить более жесткую верхнюю границу BDP, которая составляет примерно 1/5 от RTHC в определенной топологии. На основе этой более жесткой границы показано, что пропускную способность TCP можно улучшить, задав его CWL динамически в соответствии с текущим RTHC пути.Это приближение 1/5 может быть легко объяснено, если также учесть увеличение конкуренции (и, таким образом, уменьшение пространственного повторного использования), вносимое обратными пакетами ACK на том же пути. Для MAC IEEE 802.11 этот подход дает еще более жесткую границу RTHC 5. Протокол маршрутизации DSR используется как протокол маршрутизации с учетом пути для получения информации о длине пути в исходном узле. Это позволяет динамически настраивать CWL в зависимости от длины пути соединения. CWL — это ограничение окна динамической перегрузки, основанное на характеристиках широковещательной передачи беспроводной среды.В этом подходе, основанном на приближении более жестких границ, 1/5 от RTHC, предел окна устанавливается только для одного потока. Однако для нескольких конкурирующих потоков неясно, будет ли это всегда. Фактор может зависеть от плотности и количества конкурирующих соединений. Кроме того, не проводилось всестороннего исследования использования мобильной сети, в которой длина пути динамически изменяется. Более того, в беспроводной многозвенной связи конкуренция за полосу пропускания между сегментами DATA и ACK еще более выражена из-за широковещательной природы совместно используемой беспроводной среды и ограниченной доступной полосы пропускания, однако никаких всесторонних исследований не проводилось.Чтобы продемонстрировать прирост производительности их схемы, были проведены различные симуляции для сравнения ее с TCP Reno с неограниченным окном перегрузки. Тем не менее, следует отметить, что они также изменили максимальный тайм-аут повторной передачи TCP в своих симуляциях, чтобы позволить TCP зондировать маршрут быстро, установив его на 2 секунды, в отличие от 240 секунд, указанных в RFC 1122 [14]. Это может повлиять на результаты моделирования.

3.4.4 Сравнение

Было представлено пять подходов.Эти подходы решают проблему перегрузки TCP, которая является одним из ключевых факторов проблемы конкуренции в многозвенных беспроводных сетях. Эти подходы подразделяются на три набора на основе уровня модификации: подходы уровня TCP, подходы сетевого уровня и межуровневые подходы. Недавние исследования утверждают, что перегрузка сети является основным фактором, способствующим конкуренции и потерям пакетов в многопролетных беспроводных сетях [48, 49]. Благодаря точно настроенному оконному механизму TCP, сетевая нагрузка может поддерживаться на разумном уровне, и, следовательно, производительность TCP повышается.Однако в других исследованиях предлагалось решить эту проблему с самого начала на канальном уровне [46]. В то время как другие связывают эту проблему с отсутствием координации между TCP и другими уровнями и предполагают, что межуровневое распределение является лучшим решением. В FeW [48] средняя цель — заставить TCP работать с очень малой дробной скоростью. Оценка схемы FeW показывает, что FeW превосходит Link RED [46]. Однако дробная часть его окна может тратить впустую емкость сети. ASP-FEW [49] предложил решить эту проблему, динамически изменяя размер пакета в зависимости от размера окна перегрузки.APS-FeW показывает хорошую производительность по сравнению с FeW с точки зрения пропускной способности. Vegas-W [47] также показывает улучшенную производительность TCP по сравнению с FeW. Этот подход был предложен для преодоления проблем большого минимального окна перегрузки, большого сброса порога медленного старта и агрессивной политики увеличения окна TCP-Vegas в многозвенных беспроводных сетях. В предложениях канального уровня Link RED и Adaptive Pacing предлагали уменьшить проблему конкуренции от ее источника на канальном уровне. Основная идея, лежащая в основе этого подхода, состоит в том, чтобы управлять размером окна TCP путем настройки вероятности отбрасывания канального уровня в соответствии с предполагаемым конфликтом каналов.