[논문번역]Performance Evaluation and Comparison of Westwood+, New Reno, and Vegas TCP Congestion Control

(2023.03.08일 기준)

발행년도 : 2004

인용수: 412

 

Abstract

TCP 혼잡 제어는 네트워크 대역폭의 공정하고 효율적인 할당과 함께 인터넷 안정성을 보장하기 위해 설계되었습니다. 지난 10년 동안 고전적인 Tahoe/Reno TCP 혼잡 제어를 개선하기 위해 많은 혼잡 제어 알고리즘이 제안되었습니다. 이 백서에서는 Ns-2 시뮬레이션과 실시간 인터넷 측정을 모두 사용하여 Westwood+, New Reno, Vegas TCP 등 세 가지 제어 알고리즘을 평가하고 비교하는 것을 목표로 합니다. 시뮬레이션 시나리오는 각 알고리즘이 제공하는 goodput(처리량-손실량), 공정성, 친근함을 조사하기 위해 신중하게 설계되었습니다. 그 결과 Westwood+ TCP는 New Reno TCP에 우호적이며 대역폭 할당에서 공정성을 개선하는 반면, Vegas TCP는 공정하지만 RTT 기반 혼잡 감지 메커니즘으로 인해 Reno와 공존하거나 역방향 트래픽이 있을 때 대역폭 점유율을 확보할 수 없는 것으로 나타났습니다. 마지막으로 Westwood+는 혼잡이 아닌 손실의 영향을 받는 무선 링크의 사용률을 현저하게 개선하는 것으로 나타났습니다.

 

-> 혼잡제어에 대한 소개와 및 실험 목표, 설계 소개

 

1. INTRODUCTION

알고리즘은 80년대 말 밴 제이콥슨이 제안한 알고리즘으로 [1] 타호 TCP로 알려져 있으며, 첫 번째 수정은 Reno TCP로 알려져 있으며, [3]-[5]에 설명된 다른 변형이 있습니다. 밴 제이콥슨 혼잡 제어 알고리즘은 엔드투엔드 원칙에 따라 설계되었으며, 인터넷이 혼잡 붕괴로부터 벗어나는 데 상당히 성공적이었습니다[18]-[20].

 

네트워크 가용 대역폭에 맞게 TCP 입력 속도를 조절하기 위해 혼잡 윈도우(cwnd)와 슬로우 스타트 임계값(ssthresh)이라는 두 가지 변수가 사용됩니다. 이러한 모든 혼잡 제어 알고리즘은 가용 대역폭을 확보하기 위해 cwnd를 점진적으로 증가시키고, 네트워크 용량에 도달하여 세그먼트 손실(타임아웃 또는 중복 승인 등)로 혼잡이 발생하면 갑자기 cwnd를 감소시키는 AIMD(Additive-Increase/Multiplicative-Decrease) 패러다임을 활용합니다. AIMD 알고리즘은 네트워크 안정성을 보장하지만 네트워크 자원의 공정한 공유를 보장하지는 않습니다 [1], [6], [7], [21].

 

💡 AIMD는 네트워크 안정성을 보장하지만 네트워크 자원의 공정한 공유를 보장하지 않는다 ?!

AIMD(가산 증가 곱셈 감소) 알고리즘은 컴퓨터 네트워크의 혼잡 제어에 널리 사용됩니다. 이 알고리즘은 네트워크 흐름의 혼잡 윈도우 크기를 제어하여 네트워크 안정성을 유지하는 것을 목표로 합니다. AIMD 알고리즘은 패킷 손실이 발생하지 않으면 혼잡 윈도우 크기를 선형적으로 증가시키고, 혼잡이 감지되면 이를 곱셈적으로 감소시킵니다.

AIMD 알고리즘은 네트워크 안정성을 보장하는 데 효과적이지만 네트워크 리소스의 공정한 공유를 보장하지 못할 수도 있습니다.(반드시 보장하는 것은 아니다라는 뜻) 이는 AIMD 알고리즘이 각 플로우에 할당된 대역폭의 양을 고려하지 않기 때문입니다. 여러 흐름이 있는 네트워크에서 각 흐름은 필요한 대역폭의 양, 지연 허용치, 패킷 손실률 등 요구 사항과 특성이 다를 수 있습니다. AIMD 알고리즘은 플로우를 구분하지 않고 요구 사항에 관계없이 각 플로우에 동일한 양의 대역폭을 할당합니다.(패킷 손실이 발생하지 않으면 혼잡 윈도우 크기를 선형적으로 증가시키고, 혼잡이 감지되면 이를 곱셈적으로 감소시키는 방법으로...) 이로 인해 일부 흐름이 다른 흐름보다 더 많은 대역폭을 받을 수 있는 네트워크 리소스 할당에 불공평함이 발생할 수 있습니다. 이는 특히 일부 흐름이 다른 흐름보다 지연이나 패킷 손실에 더 민감하게 반응하는 상황에서 성능 저하가 발생할 수 있으므로 문제가 될 수 있습니다. 이 문제를 해결하기 위해 최대-최소 공정성 알고리즘, 비례 공정성 알고리즘 등 네트워크 리소스를 공정하게 할당하기 위한 다양한 알고리즘이 제안되었습니다. 이러한 알고리즘은 각 흐름의 개별 요구 사항과 특성에 따라 대역폭을 할당하여 네트워크 리소스의 공정한 공유를 보장하는 것을 목표로 합니다.

 

반 제이콥슨 알고리즘이 도입된 이후 TCP 혼잡 제어에 대한 연구가 활발해졌고, 이후 고속 네트워크와 무선 네트워크의 네트워크 안정성, 공정한 대역폭 할당 및 자원 활용도를 개선하기 위해 여러 종단 간 혼잡 제어 알고리즘이 제안되었습니다[2,3,4,9,12,14,20,32,33,39]. 사실, 무선 채널 문제로 인한 손실은 현재 TCP 체계에서 혼잡의 증상으로 잘못 해석되어 전송 속도가 과도하게 감소하기 때문에 오늘날 TCP는 무선 링크에 적합하지 않습니다. 따라서 TCP는 무선 링크에서 효율적으로 작동하기 위해 안정적인 링크 계층 또는 분할 연결 방식과 같은 보완적인 링크 계층 프로토콜이 필요합니다[2,10,21,33,34].

 

Vegas TCP는 패킷 손실 전에 혼잡을 감지하는 메커니즘을 도입하여 손실 중심 패러다임에서 벗어나려는 첫 번째 시도였습니다[9]. 특히 Vegas TCP는 실제 입력 속도(cwnd/RTT)와 예상 속도(cwnd/RTTmin)의 차이를 계산하는데, 여기서 RTT는 왕복 시간, RTTmin은 최소 측정된 왕복 시간으로 네트워크 혼잡을 유추합니다. 특히, 그 차이가 임계값 α보다 작으면 cwnd가 가산적으로 증가하고, 그 차이가 다른 임계값 β보다 크면 cwnd가 가산적으로 감소하며, 마지막으로 그 차이가 β보다 작고 α보다 크면 cwnd는 일정하게 유지됩니다[9]. 11]에서 Vegas TCP는 네트워크 안정성을 보장하지만 Reno와 같이 체계적으로 네트워크 큐 용량을 초과하는 알고리즘과 상호 작용할 때 자체 대역폭 점유율을 확보할 수 없다는 것이 밝혀졌습니다.

Westwood TCP는 종단 간 대역폭 추정치를 기반으로 하는 새로운 혼잡 제어 알고리즘입니다[12]. 특히, Westwood TCP는 반환되는 ACK의 흐름을 카운팅하고 필터링하여 가용 대역폭을 추정하고, 추정된 대역폭을 고려하여 혼잡 후 cwnd와 ssthresh를 적응적으로 설정합니다. 원래의 대역폭 추정 알고리즘은 ACK 압축이 있는 경우 제대로 작동하지 않습니다[41]. 따라서 ACK 압축 효과에 대응하기 위해 대역폭 추정 알고리즘을 약간 수정한 버전이 [14]에서 제안되었습니다. 우리는 대역폭 추정 기능이 향상된 기존 웨스트우드 알고리즘을 웨스트우드+라고 부릅니다. 또한, [14]에서는 수학적 분석을 통해 Westwood+가 Reno TCP에 우호적이며 대역폭 할당에 있어 Reno보다 공정하다는 것을 보여주었습니다.

이 논문에서는 Westwood+, New Reno, Vegas TCP를 비교하는 것을 목표로 합니다. 뉴 Reno는 동일한 데이터 창에서 여러 세그먼트가 손실될 때 cwnd가 여러 번 감소하는 것을 방지하는 리노의 개선된 버전입니다[3]. 뉴 Reno TCP는 선도적인 인터넷 혼잡 제어 프로토콜이기 때문에 고려되었습니다[27]. Vegas TCP는 Westwood+와 마찬가지로 RTT 측정을 통한 네트워크 혼잡 상태 측정을 기반으로 혼잡 창을 스로틀링하는 새로운 메커니즘을 제안하기 때문에 고려되었습니다. 또한, Vegas TCP는 최근 Caltech의 연구원들이 제안한 새로운 Fast TCP 혼잡 제어 알고리즘의 기본 아이디어를 제공합니다[39]. 저자의 말에 따르면, "Fast TCP는 일종의 고속 버전 베가스"[40]라고 합니다. 이 백서를 작성할 당시 Fast TCP는 아직 시험 단계에 있으며 저자들은 커널 코드나 ns-2 구현을 공개하지 않았습니다. 혼잡을 추론하기 위해 RTT 측정을 기반으로 하기 때문에 이 백서에서 설명할 Vegas의 모든 단점, 주로 Reno 트래픽과 공존하거나 역방향 트래픽이 있을 때 대역폭을 확보할 수 없는 단점을 그대로 물려받을 수 있습니다.

 

평가 및 비교를 위해 ns-2 시뮬레이터[16]를 사용한 컴퓨터 시뮬레이션과 실제 인터넷에서 Linux 구현을 사용한 측정을 수집했습니다. 특히, 다양한 버퍼 크기와 동종 및 이종 트래픽 소스가 존재하는 경우 1Mbps에서 100Mbps 범위의 링크 용량을 가진 단일 및 다중 병목 시나리오에 대해 ns-2 시뮬레이션을 수행했습니다. 또한 손실 링크가 있는 중궤도(MEO) 및 지구동기궤도(GEO) 위성 시나리오도 시뮬레이션했습니다. 시뮬레이션 결과 다음과 같은 결과가 나타났습니다: (1) Westwood+ TCP는 New Reno TCP에 우호적이며, (2) Westwood+ TCP는 New Reno TCP에 비해 대역폭 공유의 공정성을 개선하고, (3) Vegas TCP는 New Reno TCP[11]와 공존하거나 역 트래픽이 있을 때 자체 대역폭 점유율을 확보할 수 없으며, (4) Westwood+는 균일하거나 버스트 손실이 있을 때 Vegas 및 New Reno 모두에 대해 무선(즉, 위성) 링크의 활용성을 개선합니다. 이 백서는 다음과 같이 구성되어 있습니다: 섹션 2에서는 Westwood+ 알고리즘에 대해 간략히 설명하고, 섹션 3에서는 ns-2 시뮬레이터를 사용하여 New Reno, Vegas 및 Westwood+를 비교하고, 섹션 4에서는 라이브 인터넷 실험을 통해 New Reno와 Westwood+를 비교하며, 마지막 섹션에서는 결론을 도출합니다.

 

-> 각 혼잡 제어 알고리즘에 대한 소개 및 논문 소개

2. WESTWOOD+ TCP

 

이 섹션에서는 웨스트우드+ 혼잡 제어 알고리즘에 대해 설명합니다. 특히 2.1절에서는 제어 알고리즘을, 2.2절에서는 제어 알고리즘에 사용되는 대역폭 추정 알고리즘을, 2.3절에서는 Reno와 Westwood+ TCP의 공정성 및 우호성에 대한 수학적 평가 결과를 요약하여 설명합니다.

 

2.1 The Algorithm

 

Westwood+ 알고리즘은 TCP 연결 경로를 따라 사용 가능한 대역폭의 종단 간 추정을 기반으로 합니다[12],[14]. 이 추정치는 반환되는 ACK 패킷 스트림을 필터링하여 얻어지며, 네트워크 정체가 발생할 때 제어 창을 적응적으로 설정하는 데 사용됩니다. 특히, 세 개의 DUPACK이 수신되면 혼잡 윈도우(cwnd)와 슬로우 스타트 임계값(ssthresh)은 모두 추정 대역폭(BWE)에 측정된 최소 왕복 시간(RTTmin)을 곱한 값으로 설정되며, 타임아웃이 만료되면 ssthresh는 이전과 동일하게 설정되고 cwnd는 1로 설정됩니다.

Westwood+ 알고리즘의 의사 코드는 다음과 같습니다:

a) ACK 수신 시:
Reno 알고리즘에 따라 cwnd가 증가하며, 종단 간 대역폭 추정치 BWE가 계산됩니다;

b) 3개의 DUPACK 수신 시:
ssthresh =max(2, (BWE* RTTmin) / seg_size); 

cwnd = ssthresh;

c) 타임아웃이 만료되는 경우:
ssthresh = max(2,(BWE* RTTmin) / seg_size); 

cwnd = 1;

위에 보고된 의사 코드에서 Westwood+는 ACK를 수신할 때 Reno와 같이 cwnd를 추가적으로 증가시키는 것을 알 수 있습니다. 반면, 혼잡 에피소드가 발생하면 웨스트우드는 cwnd와 ssthresh의 적응적 설정을 사용하므로 웨스트우드+는 가산적 증가/적응적 감소 패러다임을 따른다고 할 수 있습니다[14].

한 가지 주목할 점은 Westwood+ TCP가 채택한 적응적 감소(Additive-Increase/Adaptive-Decrease) 메커니즘이 표준 TCP 곱셈 감소 알고리즘의 안정성을 향상시킨다는 점입니다.

 

실제로 적응형 윈도우 축소는 혼잡이 심한 경우 충분히 감소된 혼잡 윈도우를 제공하고, 혼잡이 경미하거나 신뢰할 수 없는 무선 링크의 경우와 같이 혼잡으로 인한 손실이 아닌 경우에는 너무 많이 감소하지 않습니다. 또한 제어 창의 적응형 설정은 사용 가능한 대역폭을 다른 TCP 흐름에 공정하게 할당합니다. 이 결과는 Westwood+ TCP의 윈도우 설정이 추정 대역폭을 추적하여 이 추정치가 공정한 점유율을 잘 측정하는 경우 공정성이 향상된다는 점을 고려하면 직관적으로 설명할 수 있습니다. 또는 cwnd = B×RTTmin 설정은 혼잡 시 추정된 대역폭 B보다 작은 전송률(cwnd/RTT) = (B×RTTmin)/RTT를 유지한다는 점에 주목할 수 있습니다. 결과적으로 Westwood+ TCP 흐름은 설정 후 경로 백로그를 삭제하여 버퍼에 공존하는 흐름을 위한 공간을 남겨 통계적 다중화와 공정성을 개선합니다.

 

2.2 The end-to-end bandwidth estimate

 

AIMD 알고리즘은 TCP 경로에서 사용 가능한 최선의 노력 대역폭에 대한 "대략적"이지만 강력한 측정을 얻기 위한 종단 간 방법으로 볼 수 있습니다.

 

 

TCP westwood+는 특히 무선 네트워크에서 TCP 혼잡 제어의 성능을 최적화하는 TCP Reno/New  Reno 클래식 혼잡 제어 프로토콜 스택을 발신자 측에서만 수정한 것입니다. TCPW는 엔드투엔드 대역폭 추정을 기반으로 혼잡 에피소드 이후, 즉 세 번의 중복 승인 또는 타임아웃 이후 혼잡 윈도우와 슬로우 스타트 임계값을 설정합니다. 대역폭은 승인 패킷을 반환하는 비율을 적절히 로우패스 필터링하여 추정합니다. 이 전략의 근거는 간단합니다. 세 번의 중복 ACK 이후 혼잡 구간을 맹목적으로 절반으로 줄이는 TCP 리노와 달리, TCP 웨스트우드+는 혼잡이 발생한 시점의 사용 대역폭을 고려하여 느린 시작 임계값과 혼잡 구간을 적응적으로 설정합니다. TCP 웨스트우드는 유선 네트워크에서 TCP (New) Reno에 대한 공정성과 무선 링크의 처리량을 크게 향상시킵니다.

 

대역폭 추정을 개선하기 위해 ACK 패킷을 활용하려는 첫 번째 시도는 패킷 쌍(PP) 알고리즘으로, 연달아 전송되는 두 패킷의 ACK 사이의 상호 도착 시간을 측정하여 연결 시작 시 병목 사용 가능 대역폭을 추론하려고 시도합니다[23]. Hoe는 사용 가능한 대역폭을 추정하기 위한 개선된 PP 방법을 제안하여 ssthresh를 적절하게 초기화합니다. 간격이 가까운 세 개의 패킷에 해당하는 세 개의 ACK 수신 시간에 대한 최소제곱 추정을 사용하여 대역폭을 계산합니다[24]. Allman과 Paxson은 PP 기법을 평가하고 실제로는 예상보다 성능이 낮다는 것을 보여줍니다[25]. 

 

라이와 베이커는 FIFO 큐잉 네트워크에서 링크 대역폭을 측정하기 위한 PP 알고리즘의 진화를 제안합니다[26]. 이 방법은 다른 방법과 거의 동일한 정확도를 유지하면서 네트워크 대역폭을 덜 소비하지만 몇 홉보다 긴 경로에서는 좋지 않습니다. 패킷 쌍 접근 방식에 기반한 알고리즘의 부정확성은 수신자의 연속 세그먼트 간 상호 도착 시간이 발신자의 해당 ACK 간 상호 도착 시간과 매우 다를 수 있다는 사실에 기인합니다. 다음 섹션에서는 이 효과가 ACK 경로에 혼잡이 있을 때 훨씬 더 중요하다는 것을 보여줄 것입니다. 

 

Jain과 Dovrolis는 프로빙 패킷 스트림을 사용하여 나머지 트래픽의 속도를 감소시키지 않고 경로가 흐름에 제공할 수 있는 최대 속도로 정의되는 엔드투엔드 가용 대역폭을 측정할 것을 제안합니다. 이 추정치는 평균 간격에 걸쳐 계산됩니다[36]. 마지막으로, 이들은 측정하는 경로에서 사용 가능한 대역폭과 영구 TCP 연결의 처리량 간의 관계에 중점을 둡니다. 이들은 TCP 프로빙 메커니즘이 경로에서 이전에 사용 가능했던 대역폭보다 더 많은 대역폭을 확보하여 다른 연결의 처리량 일부를 차지하기 때문에 TCP 연결의 평균 처리량이 도구에서 측정한 가용 대역폭보다 약 20~30% 더 많다는 사실을 보여줍니다. 후자의 결과는 새로 합류하는 TCP 흐름이 기존 흐름으로부터 대역폭을 할당받아야 하는 TCP 혼잡 제어 알고리즘의 기본 속성에서 비롯된 결과이므로 놀랍지 않습니다.
프로빙 패킷 스트림 사용을 기반으로 하는 유사한 기법이 Melander 등에 의해 제안되었습니다[37]. 이 기법은 패킷 쌍의 시퀀스를 증가 속도로 사용하고 서로 다른 패킷 쌍의 입력 및 출력 속도를 비교하여 사용 가능한 대역폭을 추정합니다.

Westwood+ TCP는 반환되는 ACK의 흐름을 적절히 계산하고 필터링하여 "최선의 노력"으로 사용 가능한 대역폭을 엔드 투 엔드 추정합니다[12]. 사용 가능한 대역폭 샘플 bk = dk / ∆k는 RTT마다 계산되며, 여기서 dk는 마지막으로 승인된 데이터의 양입니다.
마지막 RTT = ∆k 동안 승인된 데이터의 양입니다. dk의 양은 는 전달된 세그먼트 하나, 지연된 세그먼트 둘, 누적된 세그먼트 하나 또는 이전 중복 승인으로 이미 계산된 세그먼트 수를 초과하는 세그먼트 수를 고려하는 적절한 계산 절차에 의해 결정됩니다(이에 대한 자세한 내용은 [12] 참조). 혼잡은 저주파 성분[31]과 지연된 ACK 옵션[13,22]으로 인해 발생하기 때문에 대역폭 샘플 bk는 저역 통과 필터링됩니다. 42]에서는 Westwood TCP [12]의 원래 시간 가변 필터에 대한 대안으로 다음과 같은 시간 불변 저역 통과 필터가 제안되었습니다:

 

여기서 α는 0.9로 설정된 상수입니다. 필터 (1)은 부동 소수점 연산을 피해야 하는 커널 코드 구현에 특히 적합한 것으로 나타났습니다 [44].
bk는 연결이 네트워크 용량에 도달하여 손실이 발생할 때 "최선의 노력"으로 사용할 수 있는 대역폭과 일치하는 사용 대역폭의 샘플이라는 점에 유의해야 합니다. Westwood+ TCP에서 수행한 것처럼 데이터 전송 중에 연결이 달성하는 실제 속도를 측정하는 것은 공유 FIFO 큐 네트워크를 통해 TCP 연결이 시작될 때 사용 가능한 대역폭을 추정하는 것과는 다르며 훨씬 쉬운 작업입니다.

대역폭 추정 알고리즘에 대한 통찰력을 제공하기 위해 그림 1은 10개의 TCP 롱 리브 New Reno 연결이 기여하는 역방향 트래픽이 있을 때 10Mbps 병목 현상을 공유하는 20개의 웨스트우드+ 또는 20개의 웨스트우드 플로우가 혼잡한 순간에 계산한 대역폭을 보여줍니다.

 

그림 1 (a)는 20개의 Westwood+ 연결이 모두 공정 점유율인 0.5Mbps에 합리적으로 근접하는 최선의 가용 대역폭을 추정하는 것을 보여줍니다. 반면, 그림 1(b)는 Westwood ACK 압축으로 인해 공정 점유율을 최대 100배까지 과대평가한다는 것을 보여줍니다.

 

이 섹션을 마무리하기 위해 Westwood+의 엔드투엔드 대역폭 추정치와 Vegas의 백로그 추정치에 대한 몇 가지 고려 사항을 보고합니다. Westwood+ TCP에서 사용하는 대역폭 추정치는 사용된 대역폭 샘플 bk의 저주파 성분을 측정하며, 이는 느린 시작/혼잡 회피 프로빙 단계가 끝날 때 TCP 발신자의 "최선의 노력"으로 사용할 수 있는 대역폭과 일치합니다. 참고로 (1)의 추정치는 전송률 cwnd/RTT의 저주파 성분을 측정하는 것과는 다르며, 여기서 cwnd/RTT는 Vegas TCP에서 사용하는 순간 처리량의 측정치입니다. 실제로 Vegas 실제 전송률 cwnd/RTT는 승인된 패킷 수 dk가 아닌 전송된 패킷 수(cwnd)를 기반으로 하는 사용 가능한 대역폭의 측정값입니다. 따라서 Vegas 샘플은 전송된 패킷의 일부가 손실되어 가용 대역폭이 과대 추정될 수 있다는 점을 고려하지 않습니다. 이 점을 설명하기 위해 1Mbps 병목 링크를 통해 데이터를 전송하는 단일 Westwood+ 연결을 시뮬레이션해 보겠습니다. 그림 2는 필터(1)를 사용하여 bk 샘플 또는 cwnd/RTT 샘플을 필터링하여 얻은 대역폭 추정치를 보여줍니다. 그 결과, ACK를 필터링하여 얻은 대역폭 추정치가 실제로 사용 가능한 대역폭을 과대 추정하는 입력 속도를 필터링하여 얻은 대역폭 추정치보다 더 정확하고 진동이 적다는 것을 확인할 수 있습니다.

 

2.3 Mathemetical evaluation of fairness and friendliness

 

이 섹션에서는 [14,27,28]에 보고된 Reno 및 Westwood+ 처리량의 수학적 모델을 사용하여 Reno 및 Westwood+가 제공하는 대역폭 할당의 프로토콜 내 공정성 및 프로토콜 간 친화성을 조사합니다. 특히, 평균 세그먼트 손실 확률 p가 낮을 경우, Reno 처리량은 평균 왕복 시간 RTT 및 다음과 같이 1/p에 비례합니다 [28]:

 

동일한 가정 하에서 Westwood+ TCP는 다음과 같은 정상 상태 처리량을 제공하는 것으로 나타났습니다 [14]:

 

 

여기서 Tq는 RTT와 최소 왕복 시간 RTTmin의 차이에 해당하는 평균 대기 시간입니다.

 

앞의 두 식을 비교하면 다음과 같은 결과가 나옵니다.

Westwood+와 Reno의 처리량은 1/p에 의존하므로 Westwood+와 Reno는 서로 우호적입니다. 
또한 RTT가 다른 흐름은 동일한 평균 대기 시간 T를 경험하므로 방정식 (3) 는 Westwood+의 처리량이 왕복 시간에 1/√RTT로 의존하는 반면 Reno의 처리량은 1/ RTT로 의존한다는 것을 보여줍니다. 즉, Westwood+는 RTT가 다른 흐름 간에 네트워크 용량을 공정하게 분배합니다. 

 

이러한 이론적 결과를 확인하기 위해 다음 섹션에서 시뮬레이션을 통해 친근감과 공정성을 조사할 것입니다.

 

3. SIMULATION-BASED COMPARISON

이 섹션에서는 ns-2 시뮬레이터[16,38]를 사용하여 Westwood+, New Reno 및 Vegas TCP를 평가하고 비교합니다. 고려되는 프로토콜 역학의 기본 특징을 설명하기 위해 간단한 시나리오를 고려하는 반면, 보다 현실적인 설정에서 프로토콜을 테스트하기 위해 보다 복잡한 토폴로지를 고려합니다. 특히 단일, 다중 병목 및 혼합 유무선 시나리오가 고려됩니다. 고려되는 각 시나리오는 프로토콜의 동적 동작의 특정 기능을 강조하거나 특정 지표를 평가하는 데 특히 유용합니다. 모든 고려 시나리오에서는 달리 명시되지 않는 한 타임스탬프 옵션이 활성화되고, 목적지는 혼잡 회피 메커니즘이 RTT 측정을 기반으로 하기 때문에 Vegas를 사용하는 경우를 제외하고 지연된 ACK 옵션을 구현합니다[9, 22]. 패킷의 길이는 1500바이트이며 버퍼 크기는 달리 지정되지 않는 한 링크 대역폭에 최대 왕복 전파 시간을 곱한 값과 동일하게 설정됩니다. 초기 혼잡 창은 3 세그먼트로 설정되었습니다 [43]. 수신기 창 크기와 초기 ssthresh는 파이프 네트워크 용량보다 큰 값으로 설정되어 흐름이 항상 네트워크 제약을 받고 연결이 시작될 때 슬로우 스타트를 사용하여 사용 가능한 대역폭을 확보하도록 합니다.

 

3.1 A simple single-connection senario

고려되는 TCP 혼잡 제어 알고리즘의 근본적인 역학을 분석하기 위해 그림 3에 표시된 단일 연결 시나리오를 고려하는 것부터 시작합니다. TCP1 연결은 영구적이며 2Mbps 병목 링크를 통해 데이터를 전송합니다. RTT는 250ms입니다. 10개의 ON-OFF 뉴 레노 TCP 송신기는 단일 TCP 연결의 ACK 경로를 따라 트래픽을 주입합니다. 즉, 그림 3의 왼쪽에 있는 TCP 연결에 대한 역방향 트래픽을 생성합니다. 역방향 트래픽은 ACK 경로를 따라 혼잡을 유발하고 ACK 압축을 자극하는 것을 목표로 하며, 이는 TCP의 버스트 특성을 악화시키기 때문에 고려해야 할 중요한 사항입니다 [41].

 

TCP1 연결은 t=0에서 시작됩니다. 역방향 경로에 있는 10개의 TCP 연결은 역방향 트래픽의 영향을 조사하기 위해 OFF-ON-OFF-ON 패턴을 따릅니다. 특히 역방향 트래픽은 [250초, 500초] 및 [750초, 1000초] 간격 동안에는 켜져 있고 [0초, 250초] 및 [500초, 750초] 간격 동안에는 침묵합니다. 표 I은 각 간격 동안 측정된 양호한 입력을 보고합니다.

 

 

역방향 트래픽이 OFF인 경우, 고려된 모든 TCP의 굿풋이 병목 링크 용량에 근접합니다. 그러나 역방향 트래픽이 켜져 있을 때 Vegas는 최악의 굿풋을 제공하는 반면 Westwood+는 New Reno TCP에 비해 약간 더 나은 굿풋을 얻습니다.

 

그림 4-5는 더 많은 통찰력을 얻기 위해 cwnd와 ssthresh 역학을 플롯한 것입니다. 역방향 트래픽이 없는 시간 간격 동안 뉴 리노와 웨스트우드+ TCP가 더 큰 cwnd를 달성합니다. 그 이유는 역방향 트래픽이 없을 때 New Reno와 Westwood+ TCP는 혼잡이 발생하기 전에 약 40 세그먼트인 대역폭 지연 곱에 병목 큐 크기(역시 40 세그먼트)를 더한 값까지 cwnd를 증가시키기 때문입니다. 

 

그림 4와 5에서 각각 곱셈 감소 또는 적응 감소 메커니즘에 따라 감소되기 전에 New Reno와 Westwood+의 cwnd가 체계적으로 80 세그먼트의 값에 도달하는 것을 볼 수 있습니다. 반면, 역방향 트래픽이 켜지면 New Reno와 Westwood+ 모두 ACK 압축으로 인한 TCP의 버스트로 인해 cwnd가 버퍼 크기보다 커지는 즉시 혼잡이 발생할 수 있습니다. 그러나 Westwood+의 ssthresh 동역학은 설정에 사용된 대역폭 추정치 때문에 New Reno에 비해 ACK 경로의 혼잡에 덜 민감하다는 점에 유의해야 합니다.

Vegas의 경우, 그림 6은 역방향 트래픽이 꺼져 있을 때 cwnd가 일정하고 대역폭 지연 곱에 근접하여 효율적인 링크 활용도를 제공함을 보여줍니다. 반면에 역방향 트래픽이 켜져 있을 때는 cwnd가 매우 낮은 값을 유지하여 링크 활용도가 떨어집니다. 그 이유는 역방향 트래픽이 역방향 경로를 따라 큐잉 지연을 유발하여 RTT를 증가시키기 때문입니다.

결과적으로 순방향 경로의 Vegas 연결은 cwnd를 추가적으로 축소하여 병목 링크의 활용도를 떨어뜨립니다. 역방향 트래픽의 종류가 중요한지 확인하기 위해 이 점을 더 조사했습니다. 그림 7은 10개의 Vegas 연결이 역방향 트래픽에 기여하는 경우에도 Vegas가 병목 링크를 잡을 수 없음을 보여줍니다. 즉, 역방향 트래픽의 소스 유형에 관계없이 Vegas는 전체 링크 활용도를 제공하지 못합니다. 비교를 완료하기 위해 이번에는 Reno TCP의 동작만 보고합니다. 그림 8은 Reno가 역방향 트래픽의 존재에 크게 영향을 받는다는 것을 보여줍니다. 따라서 이제부터는 항상 새로운 Reno TCP를 고려할 것입니다.

 

위에서 보고한 시뮬레이션과 여기에 보고하지 않은 다른 시뮬레이션을 바탕으로 역방향 트래픽이 프로토콜 동작에 큰 영향을 미친다는 결론을 내릴 수 있습니다. 따라서 후속편에서 고려할 모든 시나리오에서 역방향 트래픽은 항상 활성화될 것입니다. 또한 역방향 트래픽의 영향이 역방향 트래픽을 생성하는 TCP 제어 알고리즘에 크게 의존하지 않는다는 것을 확인했기 때문에 더 효율적이고 현재 사용되는 TCP인 뉴 리노 유형의 역방향 트래픽을 항상 고려할 것입니다.

 

그림 4와 5를 보면 웨스트우드+와 리노가 네트워크 용량을 지속적으로 탐색하는 주기적인 동작을 보인다는 것을 알 수 있습니다. 이 동작의 주요 결과는 Westwood+와 New Reno가 공존할 때는 서로 우호적이지만, 반면에 Vegas가 New Reno 또는 Westwood+와 공존할 때는 Vegas에 이러한 프로빙 동작이 없기 때문에 대역폭을 New Reno 또는 Westwood+에 양보한다는 것입니다[11].

 

3.2 singgle bottleneck scenario

그림 11에 표시된 시나리오는 서로 다른 RTT를 가진 M TCP 소스가 10Mbps 병목 링크를 공유하는 경우로, 특히 대역폭 할당의 유효 처리량과 공정성을 평가하는 데 적합합니다. 프로토콜 내 공정성을 평가하기 위해 M TCP 흐름은 지속적이며 동일한 알고리즘에 의해 제어됩니다. RTT는 왕복 시간에 대한 공정성을 조사하기 위해 [20+230/M, 250]ms 간격으로 균일하게 분산되며, M은 10에서 200까지입니다. 시뮬레이션은 모든 TCP 소스가 데이터를 전송하는 1000초 동안 지속됩니다. ACK 압축을 얻기 위해 10개의 TCP 뉴 레노 발신자가 M 연결의 ACK 경로를 따라 트래픽을 주입합니다.

 

그림 12는 순방향 경로에 있는 모든 M TCP 연결의 굿풋의 합으로 정의되는 총 굿풋을 보여줍니다. 특히 그림은 M이 40보다 클 때 총 처리량이 병목 링크 용량에 가까워지는 것을 보여줍니다. 반면, M이 40보다 작을 경우 Vegas는 매우 낮은 총 처리량을 제공합니다. 이 현상은 역방향 경로의 TCP 트래픽으로 인해 발생하며, 이는 Vegas TCP에 큰 영향을 미칩니다(그림 6, 7 참조).

 

공정성 문제를 "시각적으로" 살펴보기 위해, 10Mbps 병목 현상을 공유하는 20개의 뉴 리노 또는 20개의 웨스트우드+ 또는 20개의 라스베이거스 연결의 시퀀스 번호가 각각 그림 14~16에 나와 있습니다. 그림 14와 15는 New Reno의 최종 시퀀스 번호가 [26693, 64238] 간격으로 분산되어 있는 반면 Westwood+는 이보다 짧은 [28822, 53423] 간격에 있음을 보여줍니다. 그림 16은 베가스가 공정하지만 역방향 트래픽의 존재로 인해 매우 낮은 처리량을 제공한다는 것을 보여줍니다(그림 12 참조).
이 섹션의 시뮬레이션 결과를 요약하면, 웨스트우드+와 뉴 리노는 모두 완전한 링크 활용도를 달성하며 웨스트우드+는 뉴 리노에 비해 향상된 프로토콜 내 공정성을 제공한다고 말할 수 있습니다. 반면, Vegas는 공정하지만 네트워크 대역폭을 활용하지 못합니다.

 

3.3 Multi bottleneck scenario

 

다중 병목 시나리오는 특히 뉴 리노, 웨스트우드+, 라스베가스 TCP의 프로토콜 간 친화성을 조사하는 데 적합합니다. 그림 17에 표시된 토폴로지는 다음과 같은 특징이 있습니다: (a) N개의 홉, (b) 모든 N개의 홉을 통과하는 하나의 영구 연결 C1, (c) 2N개의 영구 소스 C2;C3;C4 ... 모든 단일 홉을 통해 교차 트래픽 데이터를 전송하는 C2N+1. 입구/출구 링크의 용량은 100Mbps이며 전파 지연은 20ms입니다. 라우터를 연결하는 링크의 용량은 10Mbps이며 전파 지연은 10ms입니다. 라우터 대기열 크기는 125개의 패킷으로 설정되었으며, 이는 일반적인 RTT의 대역폭 지연 곱인 150ms에 해당합니다. 시뮬레이션은 교차 트래픽 소스가 항상 활성화되어 있는 1000초 동안 지속됩니다. 연결 C1은 영구적이며 시간 t = 10초에서 시작됩니다. (1) 크로스 트래픽 소스가 네트워크 대역폭을 확보한 후 데이터 전송을 시작하고, (2) C1의 RTT가 가장 길고 통과하는 라우터마다 드롭이 발생하므로 설명한 시나리오는 소스 C1에 대한 "최악의 경우" 시나리오입니다.

 

다음 4가지 시나리오를 고려해 보겠습니다:
시나리오 1. 

 

C2,C3,C4... C2N+1 교차 트래픽 소스는 New Reno TCP에 의해 제어되는 반면, C1 연결은 각각 New Reno, Vegas 또는 Westwood+에 의해 제어됩니다. 이 시나리오는 뉴 리노 트래픽이 지배하는 인터넷을 통과할 때 뉴 리노, 라스베가스 또는 웨스트우드+를 비교하는 것을 목표로 합니다. 다시 말해, 이 시나리오를 통해 뉴 리노 크로스 트래픽과 경쟁할 때 뉴 리노, 라스베이거스, 웨스트우드+가 네트워크 대역폭을 확보할 수 있는 용량, 즉 라스베이거스 또는 웨스트우드+ TCP에 대한 뉴 리노 TCP의 친근감을 조사할 수 있습니다.
그림 18은 홉 수에 따른 C1 연결의 처리량을 보여 주며, 공정 점유율은 5Mbps입니다. 손실률과 RTT가 증가하기 때문에 홉 수에 따라 C1 연결의 처리량은 단조롭게 감소합니다. 웨스트우드+는 뉴 리노와 거의 동일한 굿풋을 달성하는 반면, Vegas는 "뉴 리노 환경"에서도 대역폭 점유율을 확보할 수 없습니다.
그림 19는 C1 연결의 굿풋 + C2,C4...C2N 연결 굿풋의 평균으로 계산되는 총 굿풋이 홉 수에 따라 크게 달라지지 않음을 보여줍니다. 이는 총 처리량은 주로 교차 트래픽 연결 C2,C4..C2N의 동작에 따라 달라지는 반면, C1 연결은 총 처리량에 미치는 영향이 미미하기 때문입니다.

시나리오 2. C2;C3;C4... C2N+1 교차 트래픽 소스는 Westwood+ TCP에 의해 제어되는 반면, C1 연결은 New Reno, Vegas 또는 Westwood+에 의해 번갈아 제어됩니다. 이 시나리오를 통해 Westwood+가 New Reno 및 Vegas TCP에 대해 얼마나 친화적인지 조사할 수 있습니다. 그림 20은 통과한 홉 수에 따른 C1 연결의 굿풋을 보여줍니다. 다시 한 번, 베가스가 대역폭 점유율을 확보할 수 없음을 보여줍니다. 또한 그림 18과 그림 20의 뉴 리노 곡선을 비교하면 C1 뉴 리노가 뉴 리노 교차 트래픽을 통과할 때보다 웨스트우드+ 교차 트래픽을 통과할 때 약간 더 높은 굿풋을 달성한다는 것을 알 수 있습니다. 즉, 웨스트우드+가 뉴 리노에 우호적이라는 것을 알 수 있습니다. 이 경우에도 그림 21에 표시된 총 처리량은 N에 따라 크게 달라지지 않습니다.

 

시나리오 3. C2;C3;C4... C2N+1 교차 트래픽 소스는 Vegas TCP에 의해 제어되는 반면, C1 연결은 Reno, Vegas 또는 Westwood+에 의해 번갈아 제어됩니다. 이 시나리오는 Reno 및 Westwood+ TCP에 대한 Vegas의 친숙도를 조사합니다. 그림 22는 Reno와 Westwood+가 기본적으로 동일한 처리량을 달성하며, 이는 통과된 홉 수에 대한 공정한 점유율보다 더 큼을 보여줍니다. 그 이유는 Vegas 교차 트래픽이 New Reno 및 Westwood+와 달리 대기열을 체계적으로 채우는 것을 피하여 C1 트래픽을 위한 공간을 더 많이 남겨두기 때문입니다. C1 연결이 Vegas에 의해 제어되는 경우 총 처리량은 매우 낮은 반면, C1 연결이 New Reno 또는 Westwood+에 의해 제어되는 경우 10Mbps 링크 용량에 가까워집니다(그림 23 참조). 이 결과는 다시 한 번 Vegas 교차 트래픽 연결 C2,C4...C2N이 네트워크 용량을 효율적으로 활용하지 못한다는 것을 보여줍니다.

 

시나리오 4. 모든 트래픽 소스가 동일한 제어 알고리즘에 의해 제어됩니다. 이 시나리오는 절대적인 측면에서 뉴 리노, 웨스트우드+, 베이거스 TCP를 평가하는 것을 목표로 하는 동종 시나리오입니다.
그림 24는 뉴 리노와 웨스트우드+가 거의 동일한 굿풋을 제공하지만, 트래버스홉 수가 증가하면 단조롭게 감소하는 반면, 라스베이거스는 트래버스홉 수가 3보다 클 때 가장 높은 굿풋을 달성하는데, 이는 라스베이거스 교차 트래픽이 리노나 웨스트우드+만큼 효율적이지 않기 때문인 것으로 보입니다. 실제로 그림 25는 Vegas TCP 시나리오를 사용하여 얻은 총 굿풋이 New Reno 또는 Westwood+에서 얻은 총 굿풋보다 훨씬 작다는 것을 보여 주며, 이는 Vegas 크로스 트래픽이 C1 연결에서 사용하지 않은 링크 용량의 몫을 사용하지 않는다는 것을 의미합니다.

 

요약하면, 이 섹션의 결과는 New Reno와 Westwood+가 동일한 프로빙 메커니즘을 사용한다는 사실에 주로 기인하여 서로에 대한 프로토콜 간 친근성을 보여주었습니다. 반면, 베가스 TCP의 rtt 기반 혼잡 감지 메커니즘은 네트워크 대역폭을 충분히 활용하지 못하는 라스베가스에 대한 뉴 리노 또는 웨스트우드+의 비우호적인 행동으로 나타났습니다. 이러한 이유로 본 백서의 후속편에서는 Vegas를 고려하지 않겠습니다.

 

3.4 Wireless scenarios

 

이 섹션에서는 혼잡으로 인한 손실이 아닌 손실의 영향을 받는 무선 링크에서 TCP의 동작을 조사하는 것을 목표로 합니다. 이 사례는 특히 흥미로운데, 제어 창을 배수적으로 감소시켜 손실에 반응하는 프로토콜은 손실 채널의 효율적인 활용을 제공하지 못한다는 것이 잘 알려져 있기 때문입니다. 이 시나리오에서는 산발적인 랜덤 손실로부터 복구하기 위한 SACK의 효율성을 조사하기 위해 Westwood+, New Reno, 그리고 TCP SACK을 고려합니다. TCP SACK은 기본적으로 지연 ACK를 사용하지 않으므로, 공정한 비교를 위해 지연 ACK가 있는 경우(기본값)와 지연 ACK가 없는 경우(기본값)로 구분하여 Westwood+와 New Reno를 고려합니다.

3.4.1 지상파 시나리오 Terrestrial scenario

첫 번째 시나리오는 그림 26에 표시된 하이브리드 유선/무선 토폴로지입니다. TCP1 연결은 마지막 홉 무선 링크로 종료되는 유선 경로를 거칩니다. 무선 라스트 홉은 휴대폰 시스템에서와 같이 무선 링크를 사용하여 인터넷에 접속하는 모바일 사용자를 모델링합니다. TCP1 연결의 단방향 지연은 125밀리초이며 무선 링크에서는 20밀리초의 지연이 발생하는데, 이는 2Mbps 링크입니다[2]. 5개의 교차 트래픽 연결과 10개의 뉴 리노 역방향 트래픽 연결의 RTT는 각각 [66ms,250ms] 및 [46ms,250ms] 간격으로 균일하게 분포되어 있습니다. 양방향으로 버스트 세그먼트 손실의 영향을 받는 무선 링크를 고려합니다. 손실 프로세스를 모델링하기 위해 길버트 2상태 마르코프 체인을 사용합니다[10]. 특히 채널이 양호 상태일 때는 세그먼트 손실 확률을 0으로 가정하고 채널이 불량 상태일 때는 0.1로 가정합니다. 양호 상태의 영속 시간은 결정론적으로 1초로 가정하고, 불량 상태의 영속 시간도 결정론적으로 가정하지만 이번에는 0.1ms에서 100ms 범위의 값을 고려합니다. 상태의 영속성 시간이 경과하면 해당 상태는 확률 p=0.5의 확률로 좋음 또는 나쁨 상태로 전환될 수 있습니다. 고려되는 각 경우에 대해 무작위 손실 프로세스의 시드를 변경하여 10번의 시뮬레이션을 실행합니다. 나쁜 상태 지속 시간의 각 값에 대해 최대, 최소 및 평균 굿풋을 보고합니다.

 

버스트 손실이 TCP 동작에 미치는 영향만을 분석하기 위해 먼저 교차 및 역방향 트래픽 소스를 모두 해제했습니다. 이 간단한 시나리오는 혼잡으로 인한 손실이 아닌 손실이 TCP에 발생할 때 적응형 감소 패러다임의 효과를 조사하는 데 특히 유용합니다. 그림 27 (a)는 지연된 ACK가 활성화된 경우(기본값)의 TCP1 Westwood+ 및 New Reno의 양호한 처리량을 BAD 상태 지속 시간에 따른 함수로 보여줍니다. Westwood+가 다양한 채널 조건에서 굿풋을 향상시키는 것으로 나타났습니다. 특히 지연 ACK 옵션이 활성화된 경우 Westwood+는 무선 링크의 활용도를 뉴 리노에 비해 70%에서 230%로 높입니다. 그림 27 (b)는 지연된 ACK가 비활성화되었을 때 Westwood+, New Reno 및 TCP SACK의 처리량을 보여줍니다(TCP SACK의 경우 기본값). 이 경우 SACK TCP는 New Reno와 유사한 좋은 결과를 제공하는 반면, Westwood+는 34%에서 최대 177%까지 링크 활용도를 향상시킵니다. 그 이유는 Westwood+가 수행하는 cwnd 및 ssthresh의 적응형 설정이 혼잡 시 사용되는 대역폭을 고려하기 때문에 혼잡으로 인한 손실이 아닌 경우에도 TCP 발신자가 손실을 입지 않도록 하기 때문입니다. 이 기능에 대해 더 자세히 알아보기 위해 그림 28과 29는 각각 BAD 상태의 지속 시간이 0.01초이고 지연된 ACK가 활성화되었을 때 얻은 Westwood+와 New Reno의 cwnd 역학에 대해 설명합니다. 이 경우 Westwood+ TCP는 40패킷의 대역폭 지연 곱에 근접하는 ssthresh를 제공하는 반면, New Reno TCP는 대역폭 지연 곱의 4분의 1보다 작은 ssthresh를 제공합니다.

 

한 가지 더 조사할 가치가 있는 점은 Westwood+가 네트워크의 유선 부분을 순방향 및 역방향 경로에서 여러 TCP 흐름과 공유하는 경우입니다. 이를 위해 그림 26에서 교차 및 역방향 트래픽을 켜고 다양한 값의 BAD 상태 지속 시간에 대한 TCP1 연결의 굿풋을 측정합니다. 그림 30은 이 시나리오에서 지연된 ACK 옵션이 중요한 역할을 한다는 것을 보여줍니다. 실제로 지연된 ACK 옵션을 사용하지 않는 프로토콜은 지연된 ACK 옵션을 활성화했을 때보다 약 2배 더 큰 굿풋을 제공합니다. 그 이유는 지연된 ACK 옵션이 TCP 프로빙 단계를 느리게 하기 때문입니다. 이러한 시나리오에서 Westwood+ TCP(DACK 비활성화)는 여전히 New Reno(DACK 비활성화) 및 SACK TCP에 비해 처리량이 향상되지만, 이제 그 향상 폭은 약 20%에 불과합니다. 그 이유는 이 경우 TCP1 연결은 유선 트래픽을 위해 대역폭을 잃지만 혼잡으로 인한 손실이 아닌 교차 트래픽에 대해서는 불이익을 받지 않기 때문입니다.

 

3.4.2 satellite scenario 위성 시나리오

이 섹션에서는 위성 시나리오의 경우와 같이 대규모 누수 파이프에서 뉴 리노 및 웨스트우드+의 성능을 조사합니다. 이를 위해 그림 31의 시나리오에서 10mbps 병목 링크의 단방향 지연이 275ms인 시나리오를 고려하며, 이는 GEO 위성 연결에 해당합니다[32].

 

 

수명이 긴 뉴 레노 연결 10개가 기여하는 역방향 트래픽이 있는 경우 20개의 TCP 순방향 연결을 고려합니다. 순방향 연결의 RTT는 590ms입니다. 시뮬레이션은 1000초간 지속됩니다. 최대 1초까지 늘어난 불량 상태 지속 시간을 제외하고는 이전 하위 섹션에서 사용한 것과 동일한 오류 모델을 가정합니다. 병목 링크는 양방향으로 세그먼트 손실을 경험합니다. 그림 32는 고려된 두 가지 TCP 제어 알고리즘이 제공하는 굿풋을 보여줍니다. 지연 ACK가 활성화된 경우 Westwood+ TCP는 New Reno TCP에 비해 20%에서 160% 범위의 개선 효과를 제공하는 반면, 지연 ACK가 비활성화되면 SACK TCP 및 New Reno에 비해 Westwood+의 개선 효과는 최대 80%에 이릅니다. 그 이유는 Westwood+가 사용 가능한 대역폭의 추정치를 고려하여 cwnd 및 sstresh를 적응적으로 감소시키기 때문입니다. 이는 혼잡으로 인한 것이 아닌 무작위 손실의 영향을 완화하여 New Reno 제어 윈도우의 다중 감소를 유발합니다.

 

4. Live Measurements

 

새로운 프로토콜이 제안되면 그 유효성과 실제 인터넷에서의 배포 이점을 평가하기 위해 대량의 시뮬레이션 및 실험 결과를 수집해야 합니다[29]. 이 섹션에서는 실제 인터넷에서 뉴 리노와 웨스트우드+[44]의 리눅스 구현을 테스트합니다. 이탈리아 남부 폴리테크니코 디 바리의 통신 및 제어 연구소의 호스트에서 파르마(이탈리아 북부), 웁살라 대학교(스웨덴), 로스앤젤레스 캘리포니아 대학교(Ucla)에 위치한 3개의 원격 서버로 다양한 크기의 파일 4,000여 개가 FTP를 통해 업로드되었습니다. 각 업로드에 대해 굿풋, 재전송 세그먼트 수, cwnd, sshtresh, RTT 및 대역폭 추정치와 같은 중요한 변수를 측정했습니다. 각 측정 세션은 여러 파일 업로드에 대한 데이터를 수집하며, 이 데이터는 Westwood+ 또는 New Reno를 사용하여 번갈아 실행됩니다. 표 2는 Bari에서 UCLA의 FTP 서버로 전송되는 세션의 주요 특성을 요약한 것이며, 그림 33은 데이터 전송 중 달성한 평균 굿풋을 보여줍니다.

 

 

측정 세션의 평균 굿풋은 세션 업로드의 굿풋을 평균하여 얻습니다. 웨스트우드+ TCP는 뉴 리노에 비해 23%에서 53%까지 향상된 굿풋을 제공하는 것으로 나타났습니다. 또한 그림 34에서 Westwood+와 New Reno TCP의 재전송 비율이 비슷하다는 것을 알 수 있듯이 Westwood+ TCP가 제공하는 개선이 더 공격적인 동작 때문이 아니라는 점도 주목할 필요가 있습니다.
표 3은 바리에서 웁살라 대학의 서버로 전송된 측정 세션의 특성을 요약한 것입니다. 그림 35와 36은 이 경우의 평균 굿풋과 평균 재전송 비율을 보여줍니다. 웨스트우드+ TCP는 비슷한 재전송 비율을 가진 뉴 리노에 비해 4%에서 40%에 이르는 굿풋 향상을 제공합니다.

 

표 4는 바리에서 파르마에 위치한 FTP 서버로 전송된 측정 세션의 특성을 요약한 것입니다. 그림 37과 38은 이러한 데이터 전송 중에 측정된 굿풋과 재전송 비율을 보여줍니다. 이 경우 연결은 전국적으로 확장되어 있으며 Westwood+ 및 New Reno TCP는 비슷한 굿풋을 제공합니다.

 

이 섹션을 마무리하기 위해 고려되는 연결의 파이프 크기를 살펴볼 가치가 있습니다. 우클라, 웁살라, 파르마로 전송하는 동안 측정된 최소 RTT는 각각 190ms, 70ms, 50ms였습니다. 평균 Westwood+ TCP 처리량과 최소 RTT를 계산하면 표 5에 보고된 파이프 크기를 얻을 수 있습니다. 이 표에 따르면 파이프 크기가 몇 개의 MSS보다 클 때 Westwood+는 Reno에 비해 최대 53%까지 처리량을 개선합니다. Westwood+가 더 큰 성능 향상을 제공할 것으로 예상되는 더 큰 대역폭 지연 경로에 대해서는 측정을 실행할 수 없었습니다.

 

5. 결론

 

이 백서에서는 ns-2 시뮬레이터를 사용하여 웨스트우드+, 뉴 리노, 라스베이거스 TCP 혼잡 제어 알고리즘을 자세히 평가하고 비교했습니다. 결과는 다음과 같습니다: (1) 웨스트우드+와 뉴 리노의 프로토콜 간 친화성, 반면 베가스는 뉴 리노 또는 웨스트우드+와 공존할 때 대역폭 점유율을 확보할 수 없음, (2) 뉴 리노에 대한 웨스트우드+ TCP의 대역폭 할당 시 프로토콜 내 공정성 향상, (3) 웨스트우드+가 제공하는 손실 링크의 활용도가 뉴 리노보다 향상됨을 확인할 수 있었습니다. 마지막으로, 실제 인터넷에서 수집한 측정 결과에 따르면 파이프 크기가 몇 개의 세그먼트보다 클 때 Westwood+가 New Reno TCP에 비해 처리량이 향상되는 것으로 나타났습니다.