Что такое шейпинг трафика

Управление трафиком: очереди и шейпинг

Почти все приложения, использующие Интернет, работают через TCP (RFC 793) поверх IP. Протокол IP всего лишь передает пакеты, не заботясь о том, что они могут быть поврежденными, идти в неправильном порядке и т.д. К тому же IP не позволяет адресовать пакет какой-либо конкретной программе. Все эти недостатки устраняются уровнем выше – в TCP. Его характеристики следующие:
Потоковый интерфейс: Все байты информации, отправляемые одним приложением с одной стороны, придут к приложению-получателю с другой стороны в той же последовательности, в какой были посланы. Нет никакого ограничения на размер сообщенния: TCP сам разбивает по своему усмотрению информацию на пакеты.
Достоверность и надежность: Для каждого сегмента (пакета) TCP вычисляет контрольную сумму и отбрасывает его, если она неправильная. Он повторяет пересылку до тех пор, пока не получит подтверждение от получателя о правильном приеме или пока не убедится в том, что канал невозможно использовать и не выйдет время ожидания.
Мультиплексирование: TCP использует механизм портов для осуществления мультиплексирования, тем самым позволяя приложениям-отправителям адресовать данные конкретным приложениям-получателям. Например, веб-серверы, как правило, используют порт 80. Когда браузер соединяется с сервером, он также указывает и порт источника. При этом веб-страница отсылается именно ему. Обычно серверные порты имеют значение меньше 1024 (хотя и не всегда); клиентские порты обычно находятся в диапазоне от 1024 и выше.
Предотвращение перегрузки канала: Наконец, TCP имеет контроль загрузки линии, который позволяет ему определить, не теряются ли ресурсы из-за посылки большего объема трафика, чем может передавать канал.

предотвращение перегрузки канала в TCP

Кроме встроенного простого механизма самосинхронизации, основанного на «окне», ограничивающем количество пересылаемой информации, TCP имеет еще четыре дополнительных механизма, осуществляющих регулировку загрузки канала: медленный старт, предотвращение перегрузки, быстрая перепосылка и быстрое восстановление. Алгоритмы этих механизмов описаны в RFC 2001.

медленный старт
После инициализации соединения, другая сторона сообщает TCP объем данных, приготовленных в буфере. Это значение называется «предложенным размером окна». На установление соединения уходит 3 пакета: инициализирующий пакет с установленным SYN-битом, ответ от хоста-получателя с установленными битами SYN/ACK и финальный пакет от хоста-инициатора с установленным битом ACK.
После вышеописанной процедуры установления соединения локальный (и удаленный) TCP может передавать данные до тех пор, пока окно не заполнится. После этого он должен подождать подтверждений о приеме некоторой части информации. Только после их получения он может продолжить передачу. При получении от удаленного TCP слишком большого значения размера предложенного окна, локальный TCP не начинает сразу же использовать окно полностью. Это необходимо потому что на пути может встретится низкоскоростное соединение, и маршрутизатор, подключенный к нему не сможет буферизировать все накапливающиеся данные пока они не будут переданы через соединение. Таким образом, передающая сторона использует окно предотвращения перегрузки в дополнение к предложенному окну. Окно предотвращения перегрузки сначала имеет размер, равный максимальному размеру сегмента. После получения каждого уведомления о приеме данных, размер этого окна удваивается. Если размер сегмента равен 1460 байтам (что соответствует 1500-байтному пакету Ethernet минус IP- и TCP-заголовки), и приемник предлагает 8192-байтное окно, передатчик установит размер окна предотвращения перегрузки в 1460 байт, передаст первый пакет и будет ждать подтверждения. После получения первого подтверждения, размер окна увеличится до 2920 байт, и предадутся 2 пакета. После получения следующего подтверждения размер окна становится равным 5840 байтам, позволяя пересылать 4 пакета. Один пакет еще не подтвержден, поэтому пересылаются 3 пакета. После получения подтверждения, размер окна увеличится до предложенного.

защита от перегрузки
Защита от перегрузки предлагает другую переменную: границу медленного старта (slow start threshold size (ssthresh)). При инициализации соединения значение ssthresh устанавливается равным 65535 байтам (максимально возможное предложенное окно). Если информация не теряется, алгоритм затяжного пуска будет увеличивать размер окна до тех пор, пока он не станет максимальным. Если же TCP получает пришедшее не по порядку подтверждение, в силу вступает механизм предотвращения перегрузки. В данном случае под пришедшим не по порядку подтверждением подразумевается подтверждение о приеме информации, которая уже была передана, и подтверждение о ее приеме было получено. Это происходит при потере пакета: принимающий TCP отправляет передающему подтверждение на информацию до потерянного пакета, говоря примерно следующее: « Я все еще жду информацию, следующую за тем, что я сейчас подтверждаю» Такая схема необходима из-за того, что подтверждения TCP кумулятивны, т.е. нельзя сказать: «Я получил байты 1000-1499, но потерял 500-999»
После получения повторяющегося подтверждения, передающий TCP принимает неподтвержденную информацию за трагически погибшую из-за перегрузки канала. При этом ssthresh и размер окна предотвращения перегрузки устанавливаются равными половине текущего размера окна до тех пор, пока он равен как минимум двум максимальным размерам сегмента. После этого, окну разрешается увеличиваться очень медленно, чтобы сразу же не вернуться к состоянию перегрузки. Если передающий TCP длительное время не получает никаких подтверждений, он определяет эту ситуацию как массивную перегрузку и инициирует механизм затяжного пуска, понижая при этом значение ssthresh. Таким образом, до тех пор, пока размер окна предотвращения перегрузки меньше или равен значению ssthresh, используется затяжной пуск (окно удваивается после каждого подтверждения), а после него – предотвращение перегрузки (окно медленно увеличивается).

быстрая перепослылка и восстановление
Если TCP получает подряд три идущих не по порядку подтверждения, он решает, что один пакет был потерян (одно или два неправильных подтверждения воспринимаются им как изменение очередности передачи пакетов в сети). После этого он пересылает пакет заново, не дожидаясь тайм-аута. Значение ssthresh устанавливается так же, как и при защите от перегрузки, но размер «перегрузочного» окна принимается равным ssthresh плюс три максимальных сегмента (размер равен количеству информации, успешно полученной приемником, определенному по идущим не по порядку подтверждениям). В результате TCP замедляется, но не сильно, так как при этом через него все еще проходит достаточно большой объем данных.

влияние потери пакетов и задержек на работу TCP

В результате работы вышеописанных механизмов TCP сильно замедляется при потере большого числа пакетов. Ситуация ухудшается, когда время прохождения пакетов туда и обратно (RTT) большое из-за того, что использование окон ограничивает пропускную способность TCP до размера окна, деленного на время прохождения пакетов туда и обратно. Это означает, что даже с максимальным размером окна в 64 кб (без включения высокопроизводительных расширений TCP), производительность TCP на трансконтинентальной линии с задержкой прохождения пакетов туда и обратно в 70 мс не превысит 900 кбит/с. При потере пакета это значение уменьшается вдвое и возвращается к назад только после сотен успешных подтверждений. Таким образом, даже случайная потеря пакета может существенно снизить эффективность использования пропускной способности территориально протяженного соединения TCP-сессией.
Поведение двух основных категорий не-TCP приложений в условиях потери пакетов различно. К первой категории можно отнести мультимедиа (потоковое аудио и видео), ко второй – приложения, основанные на небольших транзакциях, не требующих большого количества служебной информации вроде DNS. Как правило, потоковые аудио и видео не слишком чувствительны к потере пакетов, тем не менее, от нее несколько пострадает качество. Что же касается вещей вроде разрешения имен DNS, то потеря пакетов существенно замедлит индивидуальные транзакции (для них наступает тайм-аут и требуется повторение). Из-за того, что не-TCP приложения не имеют адекватной реакции на потерю пакетов, часто бывает так, что они увеличивают перегрузку канала, продолжая посылать больший объем трафика, чем может передавать соединение.
Несмотря на то, что некоторые потерянные пакеты – результат ошибок в битах на физическом уровне или временных проблем с маршрутизацией, основная причина потерь – перегрузка канала чрезмерным трафиком. Рассмотрим ситуацию, когда, например, скорость подключения маршрутизатора к популярному направлению равна 155 Мбит/с, а для этого направления со скоростью 200 Мбит/с приходит трафик. Первое, что сделает маршрутизатор – поставит пакеты, которые невозможно переслать немедленно, в очередь. IP-трафику свойственны кратковременные вспышки активности длительностью от секунды до нескольких секунд. Очередь сглаживает подобные неоднородности. Ценой этого являются некоторые дополнительные задержки пакетов, но, по крайней мере, пакеты не теряются. Тем не менее, если чрезмерно интенсивный трафик передается длительное время, очередь может переполниться. При этом маршрутизатору ничего не остается, кроме как отбрасывать все входящие пакеты, до тех пор, пока очередь переполнена. Это называется «отбрасывать хвост» («tail drop»). Механизмы защиты от перегрузки разработаны именно для этой ситуации, таким образом, в данном случае все TCP-сессии замедлятся, при этом перегрузка должна исчезнуть. Однако может возникнуть более сложный случай перегрузки, когда трафик представляет собой множество коротких TCP-сессий (например, web или email). В этом случае количества инициализирующих пакетов (в это время TCP еще находится режиме затяжного пуска) может хватить, чтобы вызвать перегрузку. Не-TCP приложения также легко могут вызвать перегрузку, так как они не обладают механизмами защиты от нее.

образование очередей

Образование очередей происходит только в случае, когда интерфейс слишком занят. Если же он свободен, то пакеты передаются без всякой дополнительной обработки. Все стандартные очереди работают по принципу FIFO (first in, first out): пакет, который пришел раньше всех, будет передан первым и т.д. Если очередь заполнена до отказа и приходят новые пакеты, то происходит «отброс хвоста». Более изощренные способы организации очередей часто используют несколько очередей. Пакеты классифицируются в соответствии с потребностями пользователя и затем сортируются по соответствующим очередям. Затем, при освобождении интерфейса, с помощью специального алгоритма выбирается очередь, пакет из которой будет отправлен. Например, маршрутизаторы Cisco поддерживают несколько стратегий организации очередей: FIFO, WQF, RED, по приоритету, произвольные. Следует отметить, что все специальные методики организации очередей дают эффект только в случаях, когда невозможно немедленно отправить пакет через интерфейс. Если же интерфейс свободен и в очереди не находится пакетов, то новый пакет пересылается сразу же.

FIFO
Стратегия FIFO – самая простая. При ее использовании пакеты передаются в том же порядке, в каком приходят. Как правило, ее применяют на быстрых интерфейсах. Чтобы ее включить, необходимо отключить все остальные механизмы организации очередей:

!
interface Serial0
no fair-queue
!

взвешенные очереди (Weighted fair queuing, WQF)
Механизмы, использующие очереди с весами, пытаются разделить пропускную способность между несколькими потоками данных (обычно это TCP-сессии), таким образом, чтобы потоки с большой активностью не захватывали монопольно соединение. Как правило, WQF применяется для низкоскоростных интерфейсов. Включить WQF можно следующим образом:

!
interface Serial0
fair-queue
!

опознание перегрузки (Random early detect, RED)
При переполнении очереди RED начинает отбрасывать пакеты для предотвращения перегрузки канала. Больше всего RED обращает внимания на сессии с наибольшим объемом трафика, поэтому именно они замедляются в первую очередь. При использовании опознания перегрузки с весами (Weighted random early detect), в первую очередь будут отбрасываться пакеты с наименьшим приоритетом. В отличие от WFQ, очередей с приоритетами и произвольных очередей, RED не требовательна к процессорному времени и может применяться на высокоскоростных интерфейсах. Она нуждается в размере очереди на передачу большем, чем стандартные 40 пакетов, чтобы иметь возможность начать отброс пакетов заранее и избежать «отброса хвоста».

!
interface Ethernet0
random-detect
hold-queue 200 out
!

Кстати, в RFC 2309 проблемная группа проектирования Интернет (IETF) рекомендует использовать RED в Интернет-маршрутизаторах.

очереди с приоритетами
При использовании этой методики, трафик классифицируется по приоритетам. Приоритет может быть высоким, нормальным, средним и низким. Если в потоке имеется высокоприоритетный трафик, то он передается в первую очередь, затем передается трафик со средним приоритетом и т.д. Это может замедлить низкоприоритетный трафик или даже совсем остановить его в случае, когда высокоприоритетный трафик забирает всю пропускную способность канала. В нижеописанном примере показано, как включить очереди с приоритетами и установить средний приоритет для DNS и низкий для FTP.

!
interface Serial0
priority-group 1
!
priority-list 1 protocol ip medium udp domain
priority-list 1 protocol ip low tcp ftp
priority-list 1 protocol ip low tcp ftp-data
!

произвольные очереди
В данном случае применяются несколько очередей. Для каждой очереди можно задать количество информации, которое должно быть передано из нее перед тем, как начнется передача из следующей очереди. Эта методика позволяет гарантировать некоторое минимальное значение пропускной способности, отводимое под каждый вид трафика. В то же время, незадействованная пропускная способность доступна другим видам трафика. В следующем примере под WWW-трафик отводится 75% пропускной способности, 5%— DNS и 20% — остальным.

!
interface Serial0
custom-queue-list 1
!
queue-list 1 protocol ip 1 tcp www
queue-list 1 protocol ip 2 udp domain
queue-list 1 default 3
queue-list 1 queue 1 byte-count 7500
queue-list 1 queue 2 byte-count 500
queue-list 1 queue 3 byte-count 2000
!

В данном случае если, например, WWW-трафику маловато 75% пропускной способности и остальные виды не-WWW/DNS -трафика потребляют только 5%, то оставшиеся 15% пропускной способности отдаются WWW. Таким образом, пропускная способность не тратится зря.

шейпинг и ограничение скорости трафика

При применении шейпинга, происходит подсчет трафика для конкретного интерфейса. Шейпинг может применяться ко всему трафику или же только к тому, который удовлетворяет какому-либо списку. Это происходит не зависимо от того, свободен ли интерфейс, или в очереди находятся пакеты. Когда трафик достигает некоторого заданного пользователем значения, следующие поступающие пакеты становятся в очередь и задерживаются. Таким образом, потребляемая пропускная способность ограничивается на настраиваемое значение.
Ограничение скорости, иногда называемое также ограничением трафика похоже на шейпинг. Отличие заключается в том, что чрезмерный трафик обрабатывается отдельно от обычного, по правилам, настраиваемым пользователем. Наиболее распространенный способ обработки лишнего трафика – отброс его, но существуют и другие способы, например, уменьшение значения поля приоритета в IP-заголовке. В следующем примере включается шейпинг для одного интерфейса и ограничение скорости для другого.

!
interface Serial0
traffic-shape rate 128000 8000 8000 1000
!
interface Serial1
rate-limit output 128000 8000 8000 conform-action transmit exceed-action drop
!

Шейпинг и ограничение скорости обычно применяются, когда необходимо ограничить доступную клиенту пропускную способность, если, например, оплачена низкая, а подключение производится по интерфейсу, имеющему высокую пропускную способность. Однако в данном случае лучше не применять ограничение скорости, так как оно отбрасывает много пакетов, заставляя TCP думать, что линия перегружена. Посему он замедляется, но спустя некоторое время опять пытается ускорить темп, вызывая тем самым очередную потерю пакетов. Шейпинг же всего лишь замедляет пакеты, так что через некоторое время TCP адаптируется к доступной пропускной способности. В следующем примере показана производительность FTP на соединении с применением ограничения скорости до 128к.

ftp>put testfile
local: testfile remote: testfile
150 Opening BINARY mode data connection for ‘testfile’.
100% |**********************************| 373 KB 00:00 ETA
226 Transfer complete.
382332 bytes sent in 35.61 seconds (10.48 KB/s)

Как видно, пропускная способность для FTP составила 84 кбит/с, т.е. примерно две трети от доступной. Как будет вести себя та же передача, на том же соединении, но с применением шейпинга, показано ниже:

На сей раз производительность составила 121 кбит/с, что всего лишь на несколько процентов меньше доступной, учитывая служебную информацию TCP, IP и соединения.
Кроме отбивания атак типа «отказ в обслуживании», ограничение скорости имеет еще одно потенциальное применение, так как в отличие от шейпинга и других механизмов организации очередей может быть применено и к входящему трафику. Когда провайдер договаривается с клиентом о некоторой пропускной способности, он может использовать шейпинг для ограничения доступной клиенту входящей пропускной способности. Но так как невозможно применить шейпинг к входящим в интерфейс пакетам, на клиента возлагается задача шейпинга его исходящего трафика. Для того чтобы убедиться, что клиент не превышает оговоренный лимит трафика, провайдер может дополнительно применить ограничение скорости на входящий трафик.

Iljitsch van Beijnum, перевод Дмитрия Герусса.

Сетевые решения. Статья была опубликована в номере 01 за 2003 год в рубрике технологии

Ограничение скорости передачи трафика. Policer или shaper, что использовать в сети?

Когда речь заходит об ограничении пропускной способности на сетевом оборудовании, в первую очередь в голову приходят две технологи: policer и shaper. Policer ограничивает скорость за счёт отбрасывания «лишних» пакетов, которые приводят к превышению заданной скорости. Shaper пытается сгладить скорость до нужного значения путём буферизации пакетов. Данную статью я решил написать после прочтения заметки в блоге Ивана Пепельняка (Ivan Pepelnjak). В ней в очередной раз поднимался вопрос: что лучше – policer или shaper. И как часто бывает с такими вопросами, ответ на него: всё зависит от ситуации, так как у каждой из технологий есть свои плюсы и минусы. Я решил разобраться с этим чуточку подробнее, путём проведения нехитрых экспериментов. Полученные результаты подкатом.

И так, начнём с общей картинки разницы между policer и shaper.

Как видно, policer срезает все пики, shaper же делает сглаживание нашего трафика. Достаточно неплохое сравнение между policer и shaper можно найти здесь.

Обе технологии в своей основе используют механизм токенов (token). В этом механизме присутвует виртуальное ограниченное по размеру ведро (token bucket), в которое с некой регулярностью поступают токены. Токен, как проездной, расходуется для передачи пакетов. Если токенов в ведре нет, то пакет отбрасывается (могут выполняться и другие действия). Таким образом, мы получаем постоянную скорость передачи трафика, так как токены поступают в ведро в соответствии с заданной скоростью.

Скорость сессии обычно меряется в отведённый промежуток времени, например, за 5 сек или 5 минут. Брать мгновенное значение бессмысленно, так как данные всегда передаются на скорости канала. При этом если мы будем делать усреднение за разные временные интервалы, мы получим разные графики скорости передачи данных, так как трафик в сети не равномерный. Я думаю, любой с этим сталкивался, строя графики в системе мониторинга.

Механизм токенов позволяет обеспечить гибкость в настройке ограничения скорости. Размер ведра влияет на то, как мы будем усреднять нашу скорость. Если ведро большое (т.е. токенов там может скопиться много), мы позволим трафику сильнее «выпрыгивать» за отведенные ограничения в определённые моменты времени (эквивалент усреднения на большем промежутке времени). Если размер ведра маленький, то трафик будет более равномерный, крайне редко превышая заданный порог (эквивалент усреднения на маленьком промежутке времени).

В случае policer’а наполнение ведра происходит каждый раз, когда приходит новый пакет. Количество токенов, которые загружаются в ведро, зависит от заданной скорости policer’а и времени, прошедшего с момента поступления последнего пакета. Если токенов в ведре нет, policer может отбросить пакеты или, например, перемаркировать их (назначить новые значения DSCP или IPP). В случае shaper’а наполнение ведра происходит через равные промежутки времени независимо от прихода пакетов. Если токенов не хватает, пакеты попадают в специальную очередь, где ждут появления токенов. За счёт этого имеем сглаживание. Но если пакетов приходит слишком много, очередь shaper’а в конечном счёте переполняется и пакеты начинают отбрасываться. Стоит отметить, что приведённое описание является упрощённым, так как и policer и shaper имеют вариации (детальный разбор данных технологий займёт объём отдельной статьи).

Эксперимент

А как это выглядит на практике? Для этого соберём тестовый стенд и проведём следующий эксперимент. Наш стенд будет включать устройство, которое поддерживает технологии policer и shaper (в моём случае – это Cisco ISR 4000; подойдёт устройство любого вендора аппаратное или программное, которое поддерживает данные технологии), генератор трафика iPerf и анализатор трафика Wireshark.

Читать:
Id guid что это
Сначала посмотрим на работу policer. Настроим ограничение скорости равным 20 Мбит/с.

В iPerf запускаем генерацию трафика в рамках четырёх потоков, используя протокол TCP.

Средняя скорость составила 17.1 Мбит/с. Каждая сессия получила разную пропускную способность. Обусловлено это тем, что настроенный в нашем случае policer не различает потоки и отбрасывает любые пакеты, которые превышают заданное значение скорости.

С помощью Wireshark собираем дамп трафика и строим график передачи данных, полученный на стороне отправителя.

Чёрная линия показывают суммарный трафик. Разноцветные линии – трафик каждого потока TCP. Прежде чем делать какие-то выводы и углубляться в вопрос, давайте посмотрим, что у нас получится, если policer заменить на shaper.

Настроим shaper на ограничение скорости 20 Мбит/с.

При настройке используем автоматическое выставляемое значение размера ведра токенов BC и BE равное 8000. Но меняем размер очереди с 83 (по умолчанию в версии IOS XE 15.6(1)S2) на 200. Сделано это сознательно, чтобы получить более чёткую картину, характерную для shaper’а. На этом вопросе мы остановимся более подробно в подкате «Влияет ли глубина очереди на нашу сессию?».

В iPerf запускаем генерацию трафика в рамках четырёх потоков, используя протокол TCP.

Средняя скорость составила 19.3 Мбит/с. При этом каждый поток TCP получил примерно одинаковую пропускную способность.

С помощью Wireshark собираем дамп трафика и строим график передачи данных, полученный на стороне отправителя.

Чёрная линия показывают суммарный трафик. Разноцветные линии – трафик каждого потока TCP.

Сделаем первые промежуточные выводы:

В случае policer полезная пропускная способность составила 17.1 Мбит/с. Каждый поток в разные моменты времени имел разную пропускную способность.

В случае shaper полезная пропускная способность составила 19.3 Мбит/с. Все потоки имели примерно одинаковую пропускную способность.

Начнём c графиков, на которых отображаются пакеты с привязкой ко времени их передачи. Первый график – policer’а, второй – shaper’а.

Из графиков видно, что пакеты в случае shaper передаются более равномерно по времени. При этом в случае policer видны скачкообразные разгоны сессии и периоды пауз.

Анализ TCP сессии при работе policer

Посмотрим поближе на сессию TCP. Будем рассматривать случай policer’а.

Протокол TCP в своей работе опирается на достаточно большой набор алгоритмов. Среди них для нас наиболее интересными являются алгоритмы, отвечающие за управление перегрузками (congestion control). Именно они отвечают за скорость передачи данных в рамках сессии. ПК, на котором запускался iPerf, работает под управлением Windows 10. В Windows 10 в качестве такого алгоритма используется Compound TCP (CTCP). CTCP в своей работе позаимствовал достаточно многое из алгоритма TCP Reno. Поэтому при анализе TCP сессии достаточно удобно посматривать на картинку с состояниями сессии при работе алгоритма TCP Reno.

На следующей картинке представлен начальный сегмент передачи данных.

На первом этапе у нас устанавливается TCP сессия (происходит тройное рукопожатие).

Чтобы посмотреть параметры TCP, можно воспользоваться PowerShell.

Смотрим, какой глобальный шаблон TCP используется в нашей системе по умолчанию.

В режиме TCP slow-start размер окна (cwnd) увеличивается каждый раз при получении ACK. При этом оно не может превысить значение awnd. За счёт такого поведения, мы имеем практически экспоненциальный рост количества передаваемых пакетов. Наша TCP сессия разгоняется достаточно агрессивно.

ПК устанавливает TCP-соединение (№1-3).

Отправляет 10 пакетов (№4-13), не дожидаясь подтверждения (ACK), так как cwnd=10*MSS.

Получает ACK (№14), который подтверждает сразу два пакета (№4-5).

Увеличивает размер окна Cwnd=(10+2)*MSS=12*MSS.

Отправляет дополнительно три пакета (№15-17). По идее ПК должен был отправить четыре пакета: два, так как он получил подтверждение на два пакета, которые были переданы ранее; плюс два пакета из-за увеличения окна. Но в реальности на самом первом этапе система шлёт (2N-1) пакетов. Найти ответ на этот вопрос мне не удалось. Если кто-то подскажет, буду благодарен.

Получает два ACK (№18-19). Первое ACK подтверждает получение удалённой стороной четырёх пакетов (№6-9). Второе — трёх (№10-12).

Увеличивает размер окна Cwnd=(12+7)*MSS=19*MSS.

Отправляет 14 пакетов (№20-33): семь новых пакетов, так как получили ACK на семь ранее переданных пакетов, и ещё семь новых пакетов, так как увеличилось окно.

И так далее.

После получения трёх Dup ACK наша TCP сессия переходит в фазу восстановления после потери (loss recovery, включающую алгоритмы Fast Retransmit/Fast Recovery). Отправитель устанавливает новое значение ssthresh = cwnd/2 (32K) и делает окно cwnd = ssthresh+3*MSS.

Как только было отправлено количество пакетов, укладывающихся в окно cwnd, система останавливается. Для продолжения передачи данных ей нужны новые ACK (не Dup ACK). Но ACK не приходят. Все повторные пакеты отбрасываются policer’ом, так в ведре закончились токены, а времени, чтобы их восполнить, прошло слишком мало.

В алгоритме Compound TCP для регулирования скорости передачи используется окно отправителя (sending window — wnd), которое зависит от двух взвешенных величин: окна перегрузки (cwnd) и окна задержки (delay window — dwnd). Cwnd, как и раньше, зависит от полученных ACK, dwnd зависит от величины задержки RTT (round trip time). Окно wnd растёт только один раз за период времени RTT. Как мы помним, в случае slow-start окно cwnd росло при получении каждого ACK. Поэтому в режиме congestion avoidance сессия разгоняется не так быстро.

Анализ TCP сессии при работе shaper

Теперь давайте посмотрим поближе на сегмент передачи данных для случая shaper. Для наглядности возьмём аналогичный масштаб, как и для графика policer на Рис.6.

Из графика мы видим всё ту же лесенку. Но размер ступенек стал существенно меньше. Однако если приглядеться к графику на Рис. 10, мы не увидим небольших «волн» на конце каждой ступеньки, как это было на Рис. 9. Такие «волны» были следствием потери пакетов и попыток их передачи заново.

Рассмотрим начальный сегмент передачи данных для случая shaper.

Происходит установление сессии. Далее начинается разгон в режиме TCP slow-start. Но этот разгон более пологий и имеет ярко выраженные паузы, которые увеличиваются в размере. Более пологий разгон обусловлен тем, что размер ведра по умолчанию для shaper всего (BC+BE) = 20 000 байт. В то время как для policer размер ведра — 625 000 байт. Поэтому shaper срабатывает существенно раньше. Пакеты начинают попадать в очередь. Растёт задержка от отправителя к получателю, и ACK приходят позже, чем это было в случае policer. Окно растёт существенно медленнее. Получается, что чем больше система передаёт пакетов, тем больше их накапливается в очереди, а значит, тем больше задержка в получении ACK. Имеем процесс саморегуляции.

Через некоторое время окно cwnd достигает значения awnd. Но к этому моменту у нас накапливается достаточно ощутимая задержка из-за наличия очереди. В конечном итоге при достижении определённого значения RTT наступает равновесное состояние, когда скорость сессии больше не меняется и достигает максимального значения для данного RTT. В моём примере среднее RTT равно 107 мс, awnd=64512 байт, следовательно, максимальная скорость сессии будет соответствовать awnd/RTT= 4.82 Мбит/с. Примерно такое значение нам и выдал iPerf при измерениях.

Но откуда берутся ярко выраженные паузы в передаче? Давайте посмотрим на график передачи пакетов через устройство с shaper в случае, если у нас всего одна TCP сессия (Рис.12). Напомню, что в нашем эксперименте передача данных происходит в рамках четырёх TCP сессий.

На этом графике очень хорошо видно, что нет никаких пауз. Из этого можно сделать вывод, что паузы на Рис.10 и 11 обусловлены тем, что у нас одновременно передаётся четыре потока, а очередь в shaper одна (тип очереди FIFO).

На Рис.13 представлено расположение пакетов разных сессий в очереди FIFO. Так как пакеты передаются пачками, они будут располагаться в очереди таким же образом. В связи с этим задержка между поступлением пакетов на приёмной стороне будет двух типов: T1 и T2 (где T2 существенно превосходит T1). Общее значение RTT для всех пакетов будет одинаковым, но пакеты будут приходить пачками, разнесёнными по времени на значение T2. Вот и получаются паузы, так как в момент времени T2 никакие ACK к отправителю не приходят, при этом окно сессии остаётся неизменным (имеет максимальное значение равное awnd).

Логично предположить, что, если заменить одну общую очередь FIFO на несколько для каждой сессии, никаких ярко выраженных пауз не будет. Для такой задачи нам подойдёт, например, очередь типа Weighted Fair Queuing (WFQ). В ней для каждой сессии создаётся своя очередь пакетов.

Из общего графика мы сразу видим, что графики всех четырёх TCP сессий идентичны. Т.е. все они получили одинаковую пропускную способность.

А вот и наш график распределения пакетов по времени передачи ровно в том же масштабе, что и на Рис. 11. Никаких пауз нет.

Стоит отметить, что очередь типа WFQ позволит нам получить не только более равномерное распределение пропускной способности, но и предотвратить «забивание» одного типа трафика другим. Мы всё время говорили про TCP, но в сети также присутствует и UDP трафик. UDP не имеет механизмов подстройки скорости передачи (flow control, congestion control). Из-за этого UDP трафик может с лёгкостью забить нашу общую очередь FIFO в shaper’е, что драматически повлияет на передачу TCP. Напомню, что, когда очередь FIFO полностью заполнена пакетами, по умолчанию начинает работать механизм tail-drop, при котором отбрасываются все вновь пришедшие пакеты. Если у нас настроена очередь WFQ, каждая сессия пережидает момент буферизации в своей очереди, а значит, сессии TCP будут отделены от сессий UDP.

Самый главный вывод, который можно сделать после анализов графиков передачи пакетов при работе shaper’а – у нас нет потерянных пакетов. Из-за увеличения RTT скорость сессии адаптируется к скорости shaper’а.

Конечно! Изначально (если кто-то об этом ещё помнит) мы изменили глубину очереди с 83 (значение по умолчанию) на 200 пакетов. Сделали мы это для того, чтобы очереди хватило для получения достаточного значения RTT, при котором суммарная скорость сессий становиться примерно равна 20 Мбит/с. А значит, пакеты «не вываливаются» из очереди shaper’а.

При глубине в 83 пакета очередь переполняется быстрее, нежели достигается нужное значение RTT. Пакеты отбрасываются. Особенно ярко это проявляется на начальном этапе, когда у нас работает механизм TCP slow-start (сессия разгоняется максимально агрессивно). Стоит отметить, что количество отброшенных пакетов несравнимо меньше, чем в случае с policer, так как увеличение RTT приводит к тому, что скорость сессии растёт более плавно. Как мы помним, в алгоритме CTCP размер окна в том числе зависит от значения RTT.

Графики утилизации пропускной способности и задержки при работе policer и shaper

В заключение нашего небольшого исследования построим ещё несколько общих графиков, после чего перейдём к анализу полученных данных.

График утилизации пропускной способности:

В случае policer мы видим скачкообразный график: сессия разгоняется, потом наступают потери, и её скорость падает. После чего всё повторяется снова. В случае shaper наша сессия получает примерно одинаковую пропускную способность на протяжении всей передачи. Скорость сессии регулируется за счёт увеличения значения RTT. На обоих графиках вначале можно наблюдать взрывной рост. Он обусловлен тем, что наши вёдра изначально полностью заполнены токенами и TCP-сессия, ничем не сдерживаемая, разгоняется до относительно больших значений (в случае shaper это значение в 2 раза меньше).

График задержки RTT для policer и shaper (по-хорошему, это первое о чём мы вспоминаем, когда говорим про shaper):

В случае policer (первый график) задержка RTT для большинства пакетов минимальна, порядка 5 мс. На графике также присутствуют существенные скачки (до 340 мс). Это как раз моменты, когда пакеты отбрасывались и передавались заново. Тут стоит отметить, как Wireshark считает RTT для TCP трафика. RTT – это время между отправкой оригинального пакета и получением на него ACK. В связи с этим, если оригинальный пакет был потерян и система передавала пакет повторно, значение RTT растёт, так как точкой отсчёта является в любом случае момент отправки оригинального пакета.

В случае shaper задержка RTT для большинства пакетов составила 107 мс, так как они все задерживаются в очереди. Есть пики до 190 мс.

Выводы

Итак, какие итоговые выводы можно сделать. Кто-то может заметить, что это и так понятно. Но наша цель была копнуть чуточку глубже. Напомню, что в эксперименте анализировалось поведение TCP-сессий.

Shaper предоставляет нам на 13% больше полезной пропускной способности, чем policer (19.3 против 17.1 Мбит/с) при заданном ограничении в 20 Мбит/с.

Если policer настроен ближе к получателю, наша сеть фактически занимается прокачкой бесполезного трафика, который будет в итоге отброшен policer’ом. Например, в разрезе глобальной сети интернет это может является проблемой, так как трафик режется зачастую ближе к получателю.

Вообще наличие очереди может достаточно негативно сказываться на работе приложений – так называемый эффект излишней сетевой буферизации (Bufferbloat). Поэтому с глубиной очереди надо быть аккуратными.

В этом году при поддержке Google было проведено исследование, в котором анализировался негативный эффект работы policer’а в сети интернет. Было определено, что от 2% до 7% потерь видео трафика по всему Миру вызвано срабатыванием policer’а. Потери пакетов при непосредственной работе policer’а составили порядка 21%, что в 6 раз больше, чем для трафика, который не подвержен срабатыванию данной технологии. Качество видео трафика, который подвергся обработке policer’ом, хуже, чем в случае, если policer не срабатывал.

Для борьбы с негативным эффектом работы policer’а предлагаются следующие меры в зависимости от точки их применения.

В policer’е уменьшить размер ведра (burst size). Это приведёт к тому, что TCP сессия не сможет слишком сильно разогнаться, пока есть свободные токены, и быстрее начнёт адаптацию под реальную пропускную способность.

Вместо policer’а использовать shaper (с небольшой глубиной очереди).

Использовать и shaper, и policer одновременно. В этом случае shaper располагается чуть раньше, чем policer. Shaper задерживает пакеты, сглаживая колебания. Из-за такой задержки policer успевает аккумулировать достаточное количество токенов, чтобы передавать трафик. Потери в таком случае минимизируются.

Для контент-провайдеров предлагается ограничивать скорость отправки трафика на сервере, чтобы избегать включения policer’а. Но на практике оценить реальную скорость канала не всегда просто. Второй метод — избегать взрывной передачи трафика за счёт модификации алгоритмов TCP: использовать TCP Pacing (отправлять пакеты с привязкой к RTT, а не к моменту получения ACK) и изменить схему работы фазы loss recovery (на каждый полученный ACK слать только один новый пакет).

Traffic Shaping (QoS): как настроить формирование трафика на маршрутизаторе Cisco

Рассмотрим, как настроить Traffic Shaping (формирование трафика) для QoS на маршрутизаторе Cisco. Формирование трафика — это механизм Cisco IOS, позволяющий предотвращать перегрузку (congestion). Traffic Shaping сохраняет избыточные пакеты в очереди, а затем планирует последующую передачу этих пакетов через определенные промежутки времени. Результатом процесса формирования трафика будет более плавная интенсивность (сглаживание) отправки пакетов. При включении механизма необходимо убедиться в наличии достаточного объема памяти. Кроме того, для формирования трафика требуется функция планирования (scheduling function) для последующей передачи всех отложенных пакетов, поскольку данная функция позволяет разбивать трафик в очереди на несколько очередей. Функциями планирования являются, например, CBWFQ и LLQ.

Содержание:

Топология

Исследуемая топология состоит из двух маршрутизаторов (Cisco 1941 с образом Cisco IOS Release 15.2 IP Base) и двух РС. Допускается использование других моделей маршрутизаторов и версий программного обеспечения Cisco IOS. В зависимости от модели маршрутизатора и версии программного обеспечения Cisco IOS, доступные команды и полученные результаты могут отличаться от показанных в этой статье.

Traffic Shaping

Шейпинг — ограничение пропускной способности канала для отдельного узла сети ниже технических возможностей канала до узла. Шейпинг обычно используется как средство ограничения максимального потребления трафика со стороны узла сети.

Устройство (или программу), осуществляющую ограничение скорости называют шейпер.

Простейший алгоритм

Алгоритм шейпинга для сетей, работающих с пакетами (фреймами) данных, обычно заключается в создании очереди пакетов от клиента. В единицу времени пропускаются пакеты общим объёмом не более N байт (где N — выставленное ограничение). В случае, если объём передаваемых данных превышает выделенную клиенту пропускную способность и очередь заполнена, лишние пакеты не принимаются. За счёт ненулевого размера очереди в начале соединения возможно временное превышение ограничения по скорости.

В случае поддержки

См. также

(один из алгоритмов шейпинга)

Wikimedia Foundation . 2010 .

Смотреть что такое «Traffic Shaping» в других словарях:

Traffic shaping — (also known as packet shaping ) is the control of computer network traffic in order to optimize or guarantee performance, lower latency, and/or increase usable bandwidth by delaying packets that meet certain criteria. [… … Wikipedia

Traffic-Shaping — ist eine Funktion eines Rechnernetzes zur Steuerung des Datenflusses von IP Paketen, ATM Zellen, Ethernet Frames oder anderen Transfereinheiten nach definierten Kriterien. Es ist unidirektional, das heißt es arbeitet im Gegensatz zur… … Deutsch Wikipedia

Traffic Shaping — ist ein Telekommunikations Verfahren bei dem beim Senden der Datenfluss von IP Paketen, ATM Zellen, Ethernet Frames oder anderen Transfereinheiten nach definierten Kriterien gesteuert wird. Es ist unidirektional, das heißt, es arbeitet im… … Deutsch Wikipedia

Traffic shaping — ist ein Telekommunikations Verfahren bei dem beim Senden der Datenfluss von IP Paketen, ATM Zellen, Ethernet Frames oder anderen Transfereinheiten nach definierten Kriterien gesteuert wird. Es ist unidirektional, das heißt, es arbeitet im… … Deutsch Wikipedia

Traffic shaping — Le Traffic shaping ou régulation de flux est le contrôle du volume des échanges sur un réseau informatique dans le but d’optimiser ou de garantir les performances, une latence plus basse ou d’augmenter la bande passante utilisable en retardant… … Wikipédia en Français

Traffic shaping — Este artículo o sección tiene un estilo difícil de entender para los lectores interesados en el tema. Si puedes, por favor edítalo y contribuye a hacerlo más accesible para el público general, sin eliminar los detalles técnicos que interesan a… … Wikipedia Español

traffic shaping — noun The technique of slowing down Internet packet flow rate by narrowing the bandwidth to avoid a possible system overload … Wiktionary

traffic shaping — ● ►en loc. m. ►NET Contrôle de la bande passante utilisée … Dictionnaire d’informatique francophone

Traffic-Shaper — Traffic Shaping ist ein Telekommunikations Verfahren bei dem beim Senden der Datenfluss von IP Paketen, ATM Zellen, Ethernet Frames oder anderen Transfereinheiten nach definierten Kriterien gesteuert wird. Es ist unidirektional, das heißt, es… … Deutsch Wikipedia

Traffic policing — is monitoring network traffic for conformity with a traffic contract and if required, dropping traffic to enforce compliance with that contract. Traffic sources which are aware of a traffic contract sometimes apply Traffic Shaping in order to… … Wikipedia