rfc1633.txt

RFC规范的翻译稿

特别是那些在链接两端包括交互的应用，如电话呼叫，对反应时间特别敏感；其它的回放应
用，如传输电影或讲稿，则不需要。相似的，应用对丢包的可信度要求可以说有一个很大的
范围。我们将考虑两种在某种程度上人为地分开的类：要求一个绝对的可靠回放的不可容忍
的应用，以及能容忍一些丟包的可容忍的应用。我们希望大多数的音频和视频应用都是可容
忍的，但我们也察觉到也有一些其它的应用如电路模拟是不可容忍的。
    延迟以两种方式影响回放应用的性能。首先，由对未来分组延迟预测决定的延迟偏移值
决定了应用的反应时间。其次，单个分组延迟由于超过其延迟偏移值而降低回放的可信度；
应用因此而可以改变延迟偏移值以回放后面的分组（这会引起失真），或者简单的将迟到分
组丢弃（这会产生一个不完全的信号）。对迟到分组的两种不同处理方式导致了对不完全信
号和失真信号之间的选择，而最优的选择将取决于具体的应用，但重要的一点是迟到分组确
实降低了可信度。
    不可容忍的应用必须使用一个固定的延迟偏移值，因为延迟偏移值的任何变化都将导致
回放的某种失真。对一个给定分布的延迟，这个固定延迟偏移值要大于最大绝对延迟值，以
避免分组迟到的可能性。这种应用只有在给定每个分组的完全可靠的最大延迟上限时才能恰
当的设置其延迟偏移值值。我们称具有完全可靠延迟上限的服务为“保证服务”，并且提议
它为不可容忍的回放应用的合适服务模型。
    相反，可容忍的应用不需要把他们的延迟偏移量设置得比最大绝对延迟更大，因为他们
可以容忍某些迟到分组。而且，他们试图以最近实际的分组延迟经验值来改变他们的延迟偏
移量以减少其反应时间，而不是使用一个单一的固定延迟偏移量。我们称按这种方式改变其
延迟偏移量的应用为“自适应的”回放应用。
    对于可容忍服务我们提议一个称为“可预测服务”的服务模型，该模型支持一个相对可
靠的，但不是完全可靠的延迟限制。这个限制，相对保证服务的限制而言，不是根据其它流
行为的最坏情况而假设。相反，这个限制可能是根据其它流行为的适当保守的预测而计算的。
如果网络出错，限制被突破，则应用性能可能受到影响，但根据这种限制花费较低的假设，
用户会愿意容忍这种服务中断。而且由于大量可容忍应用是自适应的，我们认为这种可预测
服务也提供“最大值最小化”服务，即它试图把过去的最大延迟最小化。这种服务并不试图
最小化每一分组延迟，而是试图把其放入延迟分布中。
    很明显，在其它条件都一样的情况下，应用都会选择绝对可靠限制而不是相对可靠限制。
那我们要不要提供可预测限制呢？关键是要考虑效率；当服务需求从完全可靠降低到相当可
靠限制时，相应增加了网络的可持续利用资源，因此可预测服务一般要比保证服务开销低。
可预测服务类基于这样一种假设，就是稍微降低可容忍服务的性能，但整个效率却获得很大
的提高。
    为了提供一个延迟限制，从原端过来的通信量在本质上应该是可被区分的，而且必须有
某种接入控制算法来确保一个请求流在实际上获得（资源）提供。我们整个体系结构的一个
基本要素就是通信量特征和接入控制对这些实时延迟限制服务都是必须的。因此我们假设应
用数据的产生过程是它的一种本质属性，不受网络的影响。然而有很多音频和视频应用可以
调整其编码模式，因而可以根据可用的网络服务来改变其数据产生过程。这种编码模式的改
变是对可信度（指编码模式本身，而不是指回放过程）和流的带宽需求的折衷。这种“速率
自适应的”回放应用有一个优点，就是它们不仅可以通过重设回放点，而且可以通过调整其
通信模式来适用当前的网络条件。对于速率自适应应用，用于服务承诺的通信量特征是不可
变的。因此我们通过允许网络通报（或者通过丢弃分组的不明确的方式，或者明确地对分组
进行控制）速率自适应应用改变其通信特征来增加限制模型。
     
3.1.2.弹性应用
    尽管实时应用并不等待迟到数据的到来，弹性应用却总是等待数据的到来。这并不是指
这些应用对延迟不作要求，相反的是分组延迟的较大变化将会极大的损害应用性能。而且，
关键是应用立即使用达到数据，而不是将其为后面的某个时间缓冲起来，所以总是选择等待
数据的输入而不是在没有数据时进行处理。由于分组一到达就可以立即使用，因此这些应用
并不需要任何先验的服务特性来使其运行。一般来讲，对于给定的一个分组延迟分布，弹性
应用的性能似乎更依赖于平均延迟，而不是延迟分布的细节。可以考虑的几种弹性应用有：
突发性交互（Telnet，X，NFS），交互式大批量传输（FTP），以及异步大批量传输（电子邮
件，FAX）。这些弹性应用的延迟需求从突发性交互的严格要求到异步大批量传输的宽松要求，
而交互式大批量传输介于两者之间。
    弹性应用的一个合适的服务模型就是提供“尽可能的”或ASAP服务。（为了与过去的用
法兼容，我们将使用术语尽力而为的服务来之ASAP服务。）我们还提议提供几个尽力而为的
服务类以表现不同弹性应用的相关延迟敏感性。这种服务模型允许比交互式大批量传输应用
具有更低延迟的突发交互式应用，而交互式大批量传输延迟相应的比异步大批量传输延迟要
低。相对于实时服务模型，使用这种服务的应用并不遵循接入控制。
把应用分成可容忍回放应用、不可容忍回放应用和弹性应用的分类法既不精确，也不完备，
只是用来对配置核心服务模型提供指导。相应的核心服务模型是根据它是否能够充分的满足
应用的整体需求来判断的，而不是根据下层分类法来判断。特别地，并不是所有地实时应用
都是回放应用；例如，你可以想象一个可视化应用，它只不过在分组到达时显示每个分组的
编码图像。然而，非回放应用仍然可以使用保证或者可预测实时服务模型，尽管这些服务对
它们的需求不是特别明确的讲究。相似的是，回放应用并不能被完全的分为容忍或者不容忍，
而是更像一个整体；同时提供保证和可预测服务允许应用能根据自己的需求就可信度、反应
时间以及开销之间找到一个折衷。除了这种明显的不足外，我们希望这种分类法既能描叙现
在的应用，也能描叙将来的应用，从而使我们的核心服务描叙能充分地满足所有应用的需求。

3.2. 资源共享需求和服务模型
    这是考虑服务质量承诺的最后一部分；这些承诺规定网络如何必须为单个流分配资源。
这种资源分配通常使基于一个每一流的基础，既每一个流分别请求接入网络，然而并不提出
任何流聚合时引起的策略问题。为了提出这些策略问题，我们现在讨论资源共享服务承诺。
在前面我们集中于单个流的服务质量承诺，并把它当成唯一的利益量。在这里，我们假定资
源共享的基本利益量时单个链路上的聚合带宽。因此，服务模型的这个组件，被称为“链路
共享”，提出了如何根据某些指定部分的集合而在不同集合性实体中共享一个链路的汇聚带
宽。有几个例子通常被用来解释在集合性实体之间的链路共享需求。
    多实体链路共享――可以被几个组织、政府部门或者其它的实体一起购买和使用的链
路。他们可能希望在链路未超载时能确保以一种控制的方式共享，也许是按照各个实体的投
资份额来进行的。同时，他们可能希望当链路未载时任何一个实体都可以使用所有的空闲带
宽。
    多协议链路共享――在一个多协议Internet中，可能要求防止一个协议族(DECnet, IP, 
IPX,OSI, SNA, etc.)使链路超载，而其它的协议族被排除在外。由于不同协议族可能有不
同的拥塞检测和响应方法，而且其中某些方法可能比其它方法更具有“侵略性”，因此这一
点是重要的。这可能导致一种情形，就是在拥塞时一个协议比另一协议回退得快，因得不到
带宽而结束。为了纠正这一点，可能有需要在路由器中进行明确的控制。另外，人们可能希
望这种控制仅在超载时才使用，虽然一个空闲的链路可以按任何比例而被使用。
    多服务共享――在一个协议族如IP中，管理者可能希望对分配给多种服务类的带宽部
分进行限制。例如，管理者可能希望对某些链路部分的实时通信量数量进行限制，以避免抢
占弹性通信量如FTP的链路部分。
    在一般条件下，链路共享服务模型根据某些指定的比例来共享汇聚带宽。我们可以将这
个链路共享服务模型扩展为一个分级版。例如，可以将一条链路分给多个组织使用，每条链
路都分给多个协议使用，每条链路都被分给多个服务使用。在这里共享由一个树来定义，该
树的每一个叶子节点就是一链路部分。
    按比例分配访问的即时链路共享的一个理想化可改变模型是可改变共享模型（在[DKS89]
中介绍，[DKS89]中作了进一步的研究，而且已经被通用化为层次情况），在这个模型中每一
时刻有效带宽都被活动实体按指定的比例来共享资源。可改变模型展示了期望的策略行为，
但是，这当然只是不现实的理想化。因此我们提议实际的服务模型应尽可能的接近这个理想
可改变模型的带宽共享。要求分组按指定顺序发送一匹配那些可改变模型是不必要的，因此
我们假定单个流的所有没一分组延迟需求细节都是通过服务质量承诺提出，而且，传输的链
路共享服务的满意度可能将很少的依赖可改变链路共享模型，对使用这个模型的调度的微小
偏离将不在区分。
    我们前面讨论了接入控制，这种控制是用来确保实时服务承诺得以达成。相似的，接入
控制对确保链路共享承诺得以达成也是必须的。对每一个实体，接入控制必须保留累计的保
证，而且预测通信量一避免其超过指定的链路共享比例。

3.3. 分组丢弃
   到目前为止，我们一直简单地假设一个流内的所有分组都同样的重要。但是，在很多音
频和视频流中，某些分组比其它分组更有价值。因此我们提议给服务模型增加一个“抢占式”
分组服务，由此可以将一个流中的某些分组标记为抢先的。当网络对达到它的量化服务承诺
有危险时，它可以对某些分组进行“抢占式选择”，然后将其丢弃（而不只是将其延迟，因
为那将导致无序的问题）。通过丢弃这些分组，路由器可以减少其它分组的延迟。
    而且可以定义一个不遵从接入控制的分组类。在上面描叙的情形中仅在网络量化服务承
诺有被损害的危险时才把分组丢弃，而期望是优先的分组几乎总是被传送，因此应将它们包
括在接入控制所描叙的通信量中。但是我们可以将抢占性扩展到极端的情形，既“可牺牲的”
分组（术语可牺牲的被用来表示抢占性的一种极端程度），希望很多这种可牺牲的分组可以
不被传送。可以将可牺牲的分组排除在接入控制所描叙的通信量中；例如，从接入控制的角
度来看，这些分组度不是流的一部分，因此对传送它们没有承诺。
    
3.4. 使用反馈
服务中另外一个重要的问题是使用反馈模型，也被称为“计费”，用来防止滥用网络资源。
上面描叙的链路共享服务可以用来提供对使用的强制管理限制。然而，网络访问的一个更自
由的市场模型将需要用户在预留他们的网络资源时的反压力。这是一个充满争议的问题，我
们不准备在这个时候对其多作评论。

3.5. 预留模型
    “预留模型”描叙了应用是如何与QoS层对话的。这个简单模型就是在应用请求一个特
定的QoS时网络或者接受或者拒绝它。通常情况下都比这更加复杂。很多应用将可以从一个
QoS级别范围内，或者更一般地说，从一个流规约的多维空间的某个区域内的任何地方获得
可接受的服务。
    例如，网络可能同意一个更低的资源级别而不是简单的拒绝请求，然后通知应用获得了
哪一种QoS承诺。一个更复杂的例子就是“双向”预留模型，在这个模式中，一个“提供的”
流规约由每一个发送者Si通过多播分布树广播到所有的接收者Sj。通路上的每一个路由器
记录这些值并且有可能调整这些值以反映有效的容量。接收者获得这些提供，产生相应的“请
求”流规约，然后沿着相同的路由器把它们回播给发送者。在每一个部分点上，都必须协调
提供和请求流规约以创建一个预留，而且还传递一个已修改的合适的请求流规约。这种双向
模式允许扩充的特性如在路径上每一跳的延迟分布[Tenet90, ST2-90]。进一步的工作是必
须的，以定义预留模型中需要的有相应复杂性级别的一般性数量。

4. 通信量控制机制
    我们首先简单介绍可能的通信量控制机制，然后在4.2节中采用了这些机制的一个子集
以支持我们所提议的各种服务。
    
4.1. 基本功能
    在分组转发路径中的每一个路由器都确实有一个可以使用的有限的行为集。给定一个特
定的分组，路由器必须为其选择一个路由；另外路由器可以将其转发或者丢弃，还可能由于
其它等待发送的分组而将其重新排序。路由器也可能保留这个分组，即使这时链路是空闲的。
这些都是我们必须改变的要求行为的构件。
    
4.1.1.分组调度
    分组调度的基本功能是对输出队列进行重排序。人们已写了很多关于管理输出队列的可
能方式及由此产生的行为的论文。可能最简单的方法是一个分级模式，在这个模式中分组按
优先级排序，高优先级的分组总是先被转发。这使得某些分组比其它的分组具有绝对的优先
权；如果高优先级分组足够多的话，低优先级类的分组可能被完全阻止发送。
    一个可供选择的调度模式是循环或某些给予不同分组类访问链路部分的变量。有一个被
称为加权公平队列或WFQ的变量，以用来演示如何将一条链路的所有带宽分成特定的部分。
    还有更复杂的队列管理模式，其中大多数都包括观察单个分组服务目标，如传输期限，
然后根据这些准则来对分组进行排序。