أساسيات الشبكات التحكم في الازدحام باستخدام بروتوكول TCP في الشبكات الحاسوبية

يقدم هذا القسم المثال السائد والمُستخدَم اليوم للتحكم في الازدحام من طرفٍ إلى طرف، والذي يطبّقه بروتوكول TCP. تتمثل الإستراتيجية الأساسية لبروتوكول TCP في إرسال رزمٍ إلى الشبكة دون حجز، ومن ثم الاستجابة للأحداث الملاحَظة، كما يَفترض بروتوكول TCP وجود رتل FIFO فقط في موجّهات الشبكة، ولكنه يعمل أيضًا مع رتلٍ عادل.

أدخل فان جاكوبسون Van Jacobson التحكم في الازدحام باستخدام بروتوكول TCP إلى الإنترنت في أواخر الثمانينات، وذلك بعد ثماني سنوات تقريبًا من تشغيل مكدس بروتوكولات TCP / IP، وقبل ذلك الوقت مباشرةً كان يعاني الإنترنت من انهيار الازدحام congestion collapse، حيث يرسل المضيفون رزمهم إلى الإنترنت بالسرعة التي تسمح بها النافذة المُعلن عنها، ويحدث الازدحام في بعض الموجّهات، مما يتسبب في إسقاط الرزم، وتنتهي مهلة المضيفين ويعيدون إرسال الرزم الخاصة بهم، مما يؤدي إلى مزيدٍ من الازدحام.

تتمثل فكرة التحكم في الازدحام باستخدام بروتوكول TCP، في أن يحدد كل مصدرٍ مقدار السعة المتاحة في الشبكة، بحيث يعرف عدد الرزم التي يمكنه نقلها بأمان. وبمجرد أن يكون لدى مصدرٍ معين هذه الرزم العديدة قيد النقل، فإنه يستخدم وصول إشعارٍ ACK في إشارةٍ إلى أن إحدى رزمه قد غادرت الشبكة، وبالتالي فمن الآمن إدخال رزمةٍ جديدة في الشبكة دون زيادةٍ على مستوى الازدحام.

يُقال أن بروتوكول TCP يضبط وقته ذاتيًا self-clocking، وذلك باستخدام الإشعارات لتسريع إرسال الرزم. وبطبيعة الحال فعملية تحديد السعة المتاحة ليست بالمهمة السهلة، ومما يزيد الطين بلةً أن حيز النطاق التراسلي المتاح يتغير بمرور الوقت نظرًا لأن الاتصالات الأخرى تأتي وتذهب، مما يعني أن أي مصدرٍ معينٍ يجب أن يكون قادرًا على ضبط عدد الرزم المنقولة، وسيشرح هذا القسم الخوارزميات التي يستخدمها بروتوكول TCP لمعالجة هذه المشاكل وغيرها.

نلاحظ أنه وعلى الرغم من أننا نشرح آليات التحكم في الازدحام في بروتوكول TCP واحدةً تلو الأخرى، وهذا يُعطي انطباعًا بأننا نتحدث عن ثلاث آليات مستقلة، لكنها تشكّل معًا التحكم في الازدحام باستخدام بروتوكول TCP. سنبدأ هنا بنوعٍ من التحكم في الازدحام باستخدام بروتوكول TCP المُشار إليه غالبًا باسم TCP القياسي standard TCP، ولكننا سنرى أن هناك فعليًا عدد قليل من أنواع التحكم في الازدحام باستخدام بروتوكول TCP قيد الاستخدام اليوم، ومع ذلك يستمر الباحثون في استكشاف أساليبٍ جديدة لمعالجة هذه المشكلة التي سنناقشها أدناه.

الزيادة المضافة / النقص المضاعف

يحتفظ بروتوكول TCP بمتغير حالةٍ جديدٍ لكل اتصال، يُسمى نافذة الازدحام CongestionWindow، والذي يستخدمه المصدر للحدِّ من مقدار البيانات المسموح به أثناء النقل في وقتٍ معين. تُعَد نافذة الازدحام CongestionWindow نسخةً للتحكم في الازدحام للنافذة المُعلن عنها للتحكم في التدفق، ويُعدَّل بروتوكول TCP بحيث يكون الحد الأقصى المسموح به لعدد بايتات البيانات غير المعترف بها هو الحد الأدنى من نافذة الازدحام والنافذة المُعلن عنها، وبالتالي تُعدَّل النافذة الفعالة لبروتوكول TCP على النحو التالي باستخدام المتغيرات المحددة سابقًا:

MaxWindow = MIN(CongestionWindow, AdvertisedWindow)
EffectiveWindow = MaxWindow -  (LastByteSent - LastByteAcked)

وهذا يعني أن يحل الحد الأقصى MaxWindow محل النافذة المُعلن عنها AdvertisedWindow في حساب النافذة الفعالة EffectiveWindow، وبالتالي لا يُسمَح لمصدر بروتوكول TCP بالإرسال بصورةٍ أسرع مما يستوعبه المكوّن الأبطأ مثل الشبكة أو المضيف الوجهة.

تكمن المشكلة في كيفية تعلّم بروتوكول TCP قيمةً مناسبةً لنافذة الازدحام CongestionWindow، حيث لا يوجد شيء يرسل هذه القيمة المناسبة إلى جانب الإرسال من بروتوكول TCP بخلاف النافذة المعلَن عنها AdvertisedWindow، والتي يرسلها الجانب المتلقي من الاتصال، لكن تكمن الإجابة هنا في أن يضبط مصدر TCP نافذة الازدحام CongestionWindow بناءً على مستوى الازدحام الذي يتخيّل وجوده في الشبكة، ويتضمن ذلك تقليل نافذة الازدحام عندما يرتفع مستوى الازدحام وزيادة نافذة الازدحام عندما ينخفض مستوى الازدحام، وتسمى هذه الآلية مجتمعةً بالزيادة المضافة / النقص المضاعف additive increase/multiplicative decrease أو اختصارًا AIMD، وسيُوضّح السبب وراء هذا الاسم أدناه.

إذًا، كيف يحدد المصدر أن الشبكة مزدحمة وأنه يجب أن يقلّل من نافذة الازدحام؟ تستند الإجابة إلى ملاحظة أن السبب الرئيسي لعدم تسليم الرزم ونتائج المهلة الزمنية timeout؛ هو أن الرزمة قد أُسقِطت بسبب الازدحام، إذ من النادر أن تُسقَط رزمةٌ بسبب خطأ أثناء الإرسال، ولذلك يفسّر بروتوكول TCP تشغيل المهلات على أنه علامة على الازدحام، فيقلّل من معدل الإرسال، بحيث يضبط المصدر نافذة الازدحام CongestionWindow إلى نصف قيمتها السابقة في كل مرةٍ تعمل فيها المهلة. ويتوافق هذا التقسيم إلى النصف في نافذة الازدحام CongestionWindow لكل مهلةٍ مع جزء "النقص المضاعف multiplicative decrease" من آلية AIMD.

على الرغم من تعريف نافذة الازدحام CongestionWindow في صورة بايتات، إلا أنه من الأسهل فهم الانخفاض المضاعف باستخدام الرزم الكاملة. افترض أن نافذة الازدحام مضبوطة حاليًا على 16 رزمة على سبيل المثال، فإذا اكتشِفت خسارة، فستُضبَط هذه النافذة على 8، حيث يجري اكتشاف خسارة عند انتهاء المهلة -ولكن بروتوكول TCP لديه آليةٌ أخرى لاكتشاف الرزم المُهمَلة-. تتسبب الخسائر الإضافية في تقليل نافذة الازدحام CongestionWindow إلى 4، ثم إلى 2، وأخيرًا إلى رزمةٍ واحدة. ولا يُسمح لنافذة الازدحام CongestionWindow بالانخفاض عن حجم رزمةٍ واحدة، أو باستخدام مصطلحات بروتوكول TCP، بالانخفاض عن الحد الأقصى لحجم جزء maximum segment size أو اختصارًا MSS.

من الواضح أن استراتيجية التحكم في الازدحام التي تعمل على تقليل حجم النافذة متحفظة للغاية، حيث سنحتاج أيضًا إلى أن نكون قادرين على زيادة نافذة الازدحام للاستفادة من السعة المتوفرة حديثًا في الشبكة، وهذا هو جزء "الزيادة المضافة additive increase" من آلية AIMD، والذي يعمل على النحو التالي: يضيف المصدر ما يعادل رزمةً واحدةً إلى نافذة الازدحام CongestionWindow في كل مرةٍ يُرسل فيها المصدر رزمًا بمقدار هذه النافذة بنجاح، أي يحدث إقرار بإرسال كل رزمة مُرسَلةٍ خلال آخر وقت ذهابٍ وإياب round-trip time، أو اختصارًا RTT (هذه الزيادة الخطية موضحة في الشكل السابق). لاحظ أنه من الناحية العملية، لا ينتظر بروتوكول TCP إشعارات بمقدار رزمةٍ كاملة لإضافة ما يعادل رزمة واحدة إلى نافذة الازدحام، ولكن بدلًا من ذلك تزيد نافذة الازدحام CongestionWindow بمقدارٍ ضئيل لكل إشعارٍ ACK يصل، حيث تُزاد نافذة الازدحام على النحو التالي:

Increment = MSS x (MSS/CongestionWindow)
CongestionWindow += Increment

أي بدلًا من زيادة نافذة الازدحام CongestionWindow بمقدار كل بايتات الحد الأقصى لحجم جزءMSS في كل فترة RTT، فإننا نزيده بجزءٍ بسيط من الحد الأقصى MSS في كل مرةٍ يُستلَم إشعار ACK فيها. وبافتراض أن كل إشعار ACK يقر باستلام بايتات الحد الأقصى MSS، فإن هذا الجزء المٌضاف هو MSS/CongestionWindow.

يستمر هذا النمط من الزيادة والنقصان المستمرين في نافذة الازدحام طوال فترة الاتصال. وإذا رُسمت القيمة الحالية لنافذة الازدحام CongestionWindow على أنها دالةً بالنسبة للوقت، فسنحصل على نمط سن المنشار الموضح في الشكل السابق. إنّ المفهوم المهم الواجب فهمه حول آلية AIMD؛ هو أن المصدر مستعد لتقليل نافذة الازدحام بمعدلٍ أسرع بكثير من زيادة نافذة الازدحام الخاصة، وهذا على النقيض من استراتيجية الزيادة المضافة / النقص الإضافي، حيث تُزاد النافذة بمقدار رزمةٍ واحدةٍ عند وصول إشعار ACK، وتنخفض بمقدار 1 عند مرور المهلة، وقد ثبُت أن آلية AIMD شرطٌ ضروري لاستقرار آلية التحكم في الازدحام.

التفسير البديهي لتخفيض بروتوكول TCP النافذة بقوة وزيادتها بصورةٍ متحفّظة هو تفاقم عواقب وجود نافذةٍ كبيرة جدًا، حيث سيُعاد إرسال الرزم التي أُسقِطت عندما تكون النافذة كبيرةً جدًا، مما يزيد الازدحام سوءًا، ومن المهم الخروج من هذه الحالة بسرعة.

في الأخير، سيحتاج بروتوكول TCP إلى أدق آليةٍ ممكن منحها لتحديد المهلة، نظرًا لأن حدوث المهلة هو مؤشرٌ على الازدحام الذي يؤدي إلى انخفاضٍ مضاعف. لقد غطينا فعليًا آلية مهلة بروتوكول TCP سابقًا، لذلك لن نكررها هنا، والشيئان الرئيسيان اللذان يجب تذكرهما بشأن هذه الآلية، هما ضبط المهلات الزمنية على أنها دالةً لكلٍ من متوسط فترات RTT والانحراف المعياري في ذلك المتوسط، واختبار بروتوكول TCP وقتَ الذهاب والإياب فقط مرةً واحدة لكل فترة RTT بدلًا من مرةٍ واحدة لكل رزمة، باستخدام ساعةٍ ذات حبيبات خشنة (500 ميلي ثانية)، نظرًا لتكلفة قياس كل إرسال بساعة دقيقة.

آلية البداية البطيئة

آلية الزيادة المضافة التي وُصفت للتو هي الطريقة الصحيحة للاستخدام عندما يعمل المصدر بالقرب من السعة المتاحة للشبكة، ولكن الأمر سيستغرق وقتًا طويلًا لتكثيف الاتصال عندما يبدأ من نقطة الصفر، لذلك يوفر بروتوكول TCP آليةً ثانيةً تسمى البداية البطيئة Slow Start، والتي تُستخدَم لزيادة نافذة الازدحام بسرعة من نقطة البداية الباردة cold start، حيث تعمل البداية البطيئة على زيادة نافذة الازدحام أسيًا، وليس خطيًا.

يبدأ المصدر بضبط نافذة الازدحام CongestionWindow إلى رزمةٍ واحدة، ويضيف بروتوكول TCP إلى نافذة الازدحام قيمة 1 عند وصول إشعار ACK لهذه الرزمة ثم يرسل رزمتين، وعند تلقي الإشعارين المقابلين يزيد بروتوكول TCP قيمة نافذة الازدحام CongestionWindow بمقدار 2 أي 1 لكل إشعار، ثم يرسل بعد ذلك 4 رزم. والنتيجة النهائية هي أن بروتوكول TCP يضاعف بفعالية عدد الرزم التي ينقلها في كل فترة RTT. يوضّح الشكل التالي النمو في عدد رزم النقل ضمن آلية البداية البطيئة:

سبب تسمية أية آليةٍ أسية بأنها "بطيئة" هو أمرٌ محير في البداية، ولكن يمكن تفسيره إذا وُضِع في السياق التاريخي المناسب، إذ سنحتاج إلى موازنة البداية البطيئة بالسلوك الأصلي لبروتوكول TCP وليس بالآلية الخطية. ضع في الحسبان ما يحدث عند إنشاء اتصال وبدء المصدر في إرسال الرزم -أي عندما لا يحتوي المصدر حاليًا على رزمٍ قيد النقل-، فإذا أرسل المصدر العديد من الرزم التي تسمح بها النافذة المعلَن عنها وهو بالضبط ما فعله بروتوكول TCP قبل تطوير البداية البطيئة؛ فعندئذٍ حتى إذا كان هناك قدرٌ كبير نسبيًا من حيز النطاق التراسلي المتاح في الشبكة، فقد لا تتمكن الموجهات من استهلاك رشقة burst الرزم هذه، وكل ذلك يتوقف على مقدار مساحة التخزين المؤقت المتوفرة في الموجّهات، لذلك صُمِّمت البداية البطيئة لإبعاد الرزم بحيث لا تحدث هذه الرشقة. إذًا، تكون البداية البطيئة "أبطأ" بكثير من إرسال بيانات بقيمة النافذة المُعلن عنها بالكامل دفعةً واحدةً على الرغم من أن نموها الأسي أسرع من النمو الخطي.

هناك في الواقع حالتان مختلفتان تعمل فيهما آلية البداية البطيئة، أولهما في بداية الاتصال، حيث لا يعرف المصدر في ذلك الوقت عدد الرزم التي سيكون قادرًا على نقلها في وقتٍ معين، وهنا ضع في الحسبان أن بروتوكول TCP اليوم يعمل على كل شيء بدءًا من الروابط بسرعة 1 ميجابت في الثانية وحتى الروابط بسرعة 40 جيجابت في الثانية، لذلك لا توجد طريقة للمصدر لمعرفة سعة الشبكة. تستمر البداية البطيئة في هذه الحالة في مضاعفة نافذة الازدحام CongestionWindow كل فترة RTT حتى حدوث خسارة، وفي ذلك الوقت يؤدي حدوث المهلة إلى انخفاضٍ مضاعف حتى تقسيم نافذة الازدحام على 2.

وتُستخدَم في الحالة الثانية البداية البطيئة بصورةٍ أدق قليلًا، حيث يحدث ذلك عند انقطاع الاتصال أثناء انتظار انتهاء المهلة. لنتذكر كيفية عمل خوارزمية النافذة المنزلقة sliding window في بروتوكول TCP وهي على النحو التالي: عند فقدان رزمة ما، فسيكون المصدر قد وصل في النهاية إلى نقطةٍ أرسل عندها أكبر قدرٍ من البيانات التي تسمح به النافذة المعلَن عنها، وبالتالي يتوقف أثناء انتظار الإشعار ACK الذي لن يصل. ستنتهي المهلة في النهاية، ولكن لن تكون هناك رزمٌ قيد النقل بحلول هذا الوقت، مما يعني أن المصدر لن يتلقى أي إشعاراتٍ "لتسجيل وقت" إرسال الرزم الجديدة، وسيحصل بدلًا من ذلك على إشعارٍ ACK واحدٍ تراكمي يُعيد فتح النافذة المعلن عنها بالكامل. سيستخدم المصدر بعد ذلك البداية البطيئة لإعادة تشغيل تدفق البيانات بدلًا من تفريغ بيانات النافذة بالكامل على الشبكة دفعةً واحدةً، كما هو موضح أعلاه.

يستخدم المصدرُ البدايةَ البطيئة مرةً أخرى، إلا أنه يعرف الآن معلوماتٍ أكثر مما كان يعرف في بداية الاتصال، حيث يحتوي المصدر على القيمة الحالية والمفيدة من نافذة الازدحام CongestionWindow، وهذه هي القيمة التي كانت موجودةً قبل آخر خسارةٍ للرزمة، مقسومةً على 2 نتيجةً للخسارة، حيث يمكننا تشبيه ذلك بنافذة الازدحام المستهدفة target congestion window. تُستخدَم البداية البطيئة لزيادة معدل الإرسال بسرعةٍ إلى هذه القيمة، ثم تُستخدَم الزيادة الإضافية بعد هذه النقطة، وهنا لاحظ أنه لدينا مشكلةً صغيرةً يجب الاهتمام بها في ضبط التسجيل، حيث نريد أن نتذكر نافذة الازدحام المستهدفة الناتجة عن الانخفاض المضاعف، وكذلك نافذة الازدحام الفعلية التي تستخدمها البداية البطيئة. لمعالجة هذه المشكلة، يقدم بروتوكول TCP متغيرًا مؤقتًا لتخزين النافذة المستهدفة، يسمى عتبة الازدحام CongestionThreshold، والتي تُضبَط مساويةً لقيمة نافذة الازدحام CongestionWindow الناتجة عن الانخفاض المضاعَف، ويُعاد بعد ذلك ضبط نافذة الازدحام CongestionWindow إلى رزمةٍ واحدة، ثم تُزاد برزمةٍ واحدة لكل إشعار ACK مُستقبَل حتى يصل إلى قيمة عتبة الازدحام CongestionThreshold، وعندها تُزاد بقيمة رزمةٍ واحدة لكل فترة RTT.

أي سيزيد بروتوكول TCP من نافذة الازدحام كما هو محدَّد في الشيفرة التالية:

{
    u_int    cw = state->CongestionWindow;
    u_int    incr = state->maxseg;

    if (cw > state->CongestionThreshold)
        incr = incr * incr / cw;
    state->CongestionWindow = MIN(cw + incr, TCP_MAXWIN);
}

حيث يمثّل المتغير state حالة اتصال TCP معيّن، ويحدّد الحد الأعلى لمدى حجم نافذة الازدحام المسموح به للنمو.

يتتبّع الشكل الآتي كيفية زيادة نافذة الازدحام CongestionWindow الخاصة ببروتوكول TCP ونقصانها بمرور الوقت ويقدّم توضيحًا للتفاعل بين البداية البطيئة والزيادة المضافة / النقص المضاعف. لقد أُخِذ هذا التتبع من اتصال TCP فِعلي، حيث يُظهِر الشكل قيمة نافذة الازدحام الحالية (الخط الملون) مع مرور الوقت، وتمثِّل الرموزُ النقطية المُصمتة أعلى الرسم البياني المهلات الزمنية؛ وتمثل العلامات المقطَّعة أعلى الرسم البياني الوقت الذي ترسَل فيه كل رزمة؛ بينما تمثّل الخطوط العمودية الوقت الذي أُرسَلت فيه الرزمة المعاد إرسالها في النهاية لأول مرة.

هناك العديد من الأشياء الواجب ملاحظتها حول هذا التتبع، أولها هي الزيادة السريعة في نافذة الازدحام في بداية الاتصال، وهي تتوافق مع مرحلة البداية البطيئة الأولية، حيث تستمر مرحلة البداية البطيئة حتى يُفقد العديد من الرزم في حوالي 0.4 ثانية من الاتصال، وفي ذلك الوقت تُسوَّى نافذة الازدحام CongestionWindow عند حوالي 34 كيلوبايت، وسنناقش سبب فقد الكثير من الرزم أثناء البداية البطيئة أدناه. يعود السبب وراء تسوية نافذة الازدحام في عدم وصول إشعارات، وذلك نظرًا لحقيقة فقدان العديد من الرزم وعدم إرسال رزمٍ جديدة خلال هذا الوقت، وهذا مُشارٌ إليه من خلال عدم وجود علاماتٍ مُقطَّعة في الجزء العلوي من الرسم البياني. تحدث المهلة في النهاية في حوالي ثانيتين، وتُقسَم في ذلك الوقت نافذة الازدحام على 2 أي تُخفَّض من 34 كيلوبايت تقريبًا إلى حوالي 17 كيلوبايت، وتُضبَط عتبة الازدحام CongestionThreshold على هذه القيمة، وتؤدي البداية البطيئة بعد ذلك إلى إعادة ضبط نافذة الازدحام CongestionWindow إلى رزمةٍ واحدة وبدء الزيادة من هناك.

لا توجد تفاصيلٌ كافية في التتبّع لمعرفة ما يحدث بالضبط عند فقدان رزمتين بعد ثانيتين فقط، لذلك ننتقل إلى الزيادة الخطية في نافذة الازدحام التي تحدث بين ثانيتين وأربع ثوانٍ، وهذا يتوافق مع الزيادة المضافة. تُسوَّى نافذة الازدحام CongestionWindow في حوالي 4 ثوانٍ مرةً أخرى بسبب فقدان الرزمة. ويحدث الآن في حوالي 5.5 ثانية ما يلي:

1. تنتهي المهلة الزمنية، مما يؤدي إلى تقسيم نافذة الازدحام على 2، وتخفيضها من حوالي 22 كيلوبايت إلى 11 كيلوبايت، وتُضبَط عتبة الازدحام CongestionThreshold على هذا المقدار.
2. يُعاد ضبط نافذة الازدحام CongestionWindow إلى رزمةٍ واحدة، حيث يدخل المرسل بدايةً بطيئة.
3. تؤدي البداية البطيئة إلى نمو نافذة الازدحام CongestionWindow أسيًا حتى يصل إلى حد الازدحام.
4. تنمو نافذة الازدحام CongestionWindow بعد ذلك خطيًا.

يتكرر نفس النمط في حوالي 8 ثوانٍ عند حدوث مهلةٍ أخرى.

نعود الآن إلى السؤال عن سبب فقد الكثير من الرزم خلال فترة البداية البطيئة الأولية، حيث يحاول بروتوكول TCP معرفة مقدار حيز النطاق التراسلي المتاح على الشبكة، وهذه مهمةٌ صعبة، فإذا لم يكن المصدر نشطًا في هذه المرحلة، أي إذا زاد فقط من نافذة الازدحام خطيًا على سبيل المثال، فسيستغرق وقتًا طويلًا حتى يكتشف مقدار حيز النطاق التراسلي المتاح، ويمكن أن يكون لهذا تأثير كبير على الإنتاجية المحققة لهذا الاتصال؛ بينما إذا كان المصدر نشطًا في هذه المرحلة، حيث يكون بروتوكول TCP ضمن مرحلة النمو الأسي؛ فإن المصدر يخاطر بأن تسقط الشبكةُ رزمًا بمقدار نصف النافذة.

ضع في الحسبان الموقف الذي يكون فيه المصدر قادرًا على إرسال 16 رزمةً بنجاح عبر الشبكة لمعرفة ما يمكن أن يحدث أثناء النمو الأسي، وهذا ما يتسبب في مضاعفة نافذة الازدحام إلى 32. وبفرض أن الشبكة لديها ما يكفي من القدرة على دعم 16 رزمة من هذا المصدر، فستكون النتيجة المحتملة عندئذٍ هي إسقاط الشبكة 16 رزمة من 32 رزمة مرسَلة بموجب نافذة الازدحام الجديدة؛ وهذه هي النتيجة الأسوأ في الواقع، حيث ستُخزَّن بعض الرزم مؤقتًا في بعض الموجّهات. وستزداد حدّة هذه المشكلة مع زيادة ناتج جداء التأخير × حيز النطاق التراسلي للشبكات، حيث يعني جداء التأخير × حيز النطاق التراسلي ذو القيمة 500 كيلوبايت على سبيل المثال أن كل اتصالٍ لديه القدرة على فقدان ما يصل إلى 500 كيلوبايت من البيانات في بداية كل اتصال، وهذا على فرض أن كلًا من المصدر والوجهة ينفذان توسّع "النوافذ الكبيرة".

لقد أوجِدت بدائل للبداية البطيئة، حيث يحاول المصدر تقدير حيز النطاق التراسلي المتاح بوسائل أكثر تطورًا، ويُطلق على أحد الأمثلة اسم البداية السريعة quick-start، حيث تتمحور الفكرة الأساسية حول امكانية مرسل بروتوكول TCP لطلب معدل إرسال أولي أكبر مما تسمح به البداية البطيئة، وذلك عن طريق وضع المعدل المطلوب في رزمة التزامن SYN الخاصة به بمثابة خيارٍ من خيارات بروتوكول IP. يمكن للموجهات على طول المسار فحص الخيار وتقييم مستوى الازدحام الحالي على الرابط الصادر لهذا التدفق وتحديد ما إذا كان هذا المعدل مقبولًا أم لا، أو إذا كان المعدل الأخفض مقبولًا، أم يجب استخدام البداية البطيئة القياسية. ستحتوي رزمة SYN بحلول الوقت الذي تصل فيه إلى جهاز الاستقبال إما على معدلٍ مقبول لجميع الموجهات على المسار، أو على إشارةٍ إلى أن موجّهًا أو أكثر من الموجّهات الموجودة على المسار لا يمكنه دعم طلب البداية السريعة. يستخدم مرسل TCP في الحالة الأولى هذا المعدل لبدء الإرسال؛ ويعود في الحالة الثانية إلى البداية البطيئة القياسية، وإذا سُمح لبروتوكول TCP بالبدء في الإرسال بمعدلٍ أعلى؛ فيمكن أن تصل الجلسة بسرعةٍ أكبر إلى نقطة ملء الأنبوب، بدلًا من أخذ العديد من أوقات الذهاب والإياب round-trip times لفعل بذلك.

من الواضح أن أحد التحديات التي تواجه هذا النوع من التحسينات في بروتوكول TCP هو أنه يتطلب قدرًا أكبر من تعاون الموجّهات، أكثر مما يتطلبه بروتوكول TCP القياسي، فإذا كان موجهٌ واحد في المسار لا يدعم البداية السريعة، فسيعود النظام إلى البداية البطيئة القياسية، وبالتالي قد يمر وقتٌ طويل قبل أن تتمكن هذه الأنواع من التحسينات من الوصول إلى الإنترنت، ومن المُرجح أن تُستخدَم في بيئات الشبكات المُتحكَّم بها controlled network، مثل شبكات البحث research networks في الوقت الحالي.

إعادة الإرسال السريع والاستعادة السريعة

لقد كانت الآليات الموصوفة حتى الآن جزءًا من الاقتراح الأصلي لإضافة التحكم في الازدحام إلى بروتوكول TCP، ولكن سرعان ما اُكتشِف أن التطبيق الصلب coarse-grained لمُهلات بروتوكول TCP أدّى إلى فتراتٍ طويلة، توقف خلالها الاتصال أثناء انتظار انتهاء صلاحية المؤقت، ولذلك أُضيفت آليةٌ جديدة تسمى إعادة الإرسال السريع fast retransmit إلى بروتوكول TCP، وتُعَد إعادة الإرسال السريع عمليةً تجريبيةً تؤدي أحيانًا إلى إعادة إرسال الرزمة التي أُسقِطت في وقتٍ أقرب من آلية المهلة العادية، لكنها لا تحل محل المهلات العادية؛ فهي تحسّنها فقط.

تُعَد فكرة إعادة الإرسال السريع واضحةً ومباشرة، حيث يستجيب المستقبل بإشعارٍ في كل مرةٍ تصل رزمة بيانات إلى جانب الاستقبال، حتى لو أُقِر فعليًا بهذا الرقم التسلسلي، وبالتالي إذا وصلت الرزمة مخالفةً للترتيب (أي عندما يتعذر على بروتوكول TCP التعرُّف على البيانات المُحتواة بالرزمة لأن البيانات السابقة لم تصل بعد)، فسيعيد بروتوكول TCP إرسال نفس الإشعار الذي أرسله في المرة الأخيرة، ويُطلق على هذا الإرسال الثاني لنفس الإشعار اسم إشعارٍ مكرَّر، فإذا رأى الجانب المُرسل إشعارًا مكررًا، فإنه سيعلم أن الجانب الآخر يجب أن يكون قد تلقى رزمةً مخالفةً للترتيب، مما يشير إلى احتمال فقد رزمة سابقة. وبما أنه من الممكن أيضًا أن تكون الرزمة السابقة قد تأخرت فقط بدلًا من فقدها، فإن المرسل ينتظر حتى يرى عددًا من الإشعارات المكررة ثم يعيد إرسال الرزمة المفقودة، حيث ينتظر بروتوكول TCP عمليًا حتى يرى ثلاثة إشعاراتٍ مكررة قبل إعادة إرسال الرزمة.

يوضح الشكل السابق كيف يؤدي وجود إشعاراتٍ مكرّرة إلى إعادة إرسالٍ سريع، حيث تستقبل الوِجهة الرزم 1 و2 في هذا المثال، لكن تضيع الرزمة 3 في الشبكة، وبالتالي ستُرسل الوجهة إشعارًا مكررًا للرزمة 2 عند وصول الرزمة 4، ومرةً أخرى عند وصول الرزمة 5، وهكذا. سنبسّط هذا المثال من خلال التفكير فيما يتعلق بالرزم 1 و2 و3 وما إلى ذلك، بدلًا من القلق بشأن الأرقام التسلسلية لكل بايت، فإذا رأى المرسل الإشعار المكرّر الثالث للرزمة 2 والتي أُرسِلت بسبب حصول المستقبل على الرزمة 6، فسيعيد المرسل إرسال الرزمة 3، ويمكن ملاحظة أنه عند وصول النسخة المُعاد إرسالها من الرزمة 3 إلى الوجهة، فسيرسل المستقبل بعد ذلك إشعارًا تراكميًا بكل الرزم حتى الرزمة 6 مع إشعارٍ بالرزمة 6 أيضًا إلى المصدر.

يوضح الشكل السابق سلوك إصدارٍ من بروتوكول TCP مع آلية إعادة الإرسال السريع. من الممتع موازنة هذا السلوك مع السلوك المُناقش سابقًا والذي لم يُطبّق إعادة الإرسال السريع، حيث يجرى هنا التخلص من الفترات الطويلة التي تظل خلالها نافذة الازدحام ثابتة دون إرسال أية رزم. يمثّل الخط الملون نافذة الازدحام CongestionWindow، أما النقطة المصمتة فتمثّل المهلةَ الزمنية؛ في حين تمثّل العلاماتُ المُقطَّعة الوقتَ الذي تُرسَل فيه كل رزمة والخطوط العمودية الوقتَ الذي أُرسَلت فيه الرزمة المُعاد إرسالها في النهاية لأول مرة.

هذه التقنية قادرةٌ على القضاء على حوالي نصف المُهلات ذات التطبيق الصلب على اتصال TCP نموذجي، مما يؤدي إلى تحسُّنٍ بنسبة 20% تقريبًا في الإنتاجية مقابل ما كان يمكن تحقيقه بخلاف ذلك. لاحظ أن استراتيجية إعادة الإرسال السريع لا تلغي جميع المُهلات ذات التطبيق الصلب، لأنه لن تكون هناك رزمٌ كافيةٌ قيد النقل لإيصال ما يكفي من الإشعارات المكرّرة بالنسبة لحجم النافذة الصغيرة، وذلك بالنظر إلى ما يكفي من الرزم المفقودة -كما يحدث أثناء مرحلة البداية البطيئة الأولية على سبيل المثال-، حيث تُوقِف خوارزمية النافذة المنزلقة في النهاية المرسل حتى تحدث المهلة الزمنية. ويمكن عمليًا اكتشاف آلية إعادة الإرسال السريع لبروتوكول TCP ما يصل إلى ثلاث رزمٍ أُسقِطت في كل نافذة.

هناك تحسينٌ أخيرٌ يمكن إجراؤه، وذلك من خلال استخدام الإشعارات التي لا تزال في الأنبوب لتسجيل وقت إرسال الرزم، وهو عندما تشير آلية إعادة الإرسال السريع إلى الازدحام بدلًا من إسقاط نافذة الازدحام طوال الطريق إلى رزمةٍ واحدةٍ وتشغيل البداية البطيئة. تزيل هذه الآلية المُسماة الاستعادة السريعة fast recovery وبفعالية مرحلة البداية البطيئة التي تحدث بين اكتشاف إعادة الإرسال السريع للرزمة المفقودة وبداية الزيادة المضافة، حيث تتجنب الاستعادة السريعة فترة البداية البطيئة بين 3.8 و4 ثوانٍ في الشكل السابق، وتخفّض بدلًا من ذلك نافذة الازدحام إلى النصف أي من 22 كيلوبايت إلى 11 كيلوبايت وتُستأنَف الزيادة المضافة، وبالتالي تُستخدَم البداية البطيئة فقط في بداية الاتصال، وكلما حدثت مهلةٌ ذات تطبيقٍ صلب، وتتبّع نافذةُ الازدحام نمط الزيادة المضافة / النقص المضاعف في جميع الأوقات الأخرى.

خوارزمية TCP CUBIC

تُعَد خوارزمية CUBIC أحد أشكال خوارزمية TCP القياسية التي وُصفت للتو، وهي خوارزمية التحكم في الازدحام الافتراضية الموزَّعة في نظام لينكس، ويكون الهدف الأساسي لخوارزمية CUBIC هو دعم الشبكات ذات جداء التأخير × حيز النطاق التراسلي الكبير، والتي تُسمى أحيانًا long-fat networks. تعاني هذه الشبكات من خوارزمية TCP الأصلية التي تتطلب الكثير من الأوقات ذهابًا وإيابًا للوصول إلى السعة المتاحة للمسار من طرفٍ إلى طرف، في حين تفعل خوارزمية CUBIC ذلك لكونها مبادِرةً أكثر في زيادة حجم النافذة، ولكن البراعة هي أن تكون أقوى وأكثر مبادرةً دون أن تؤثر سلبًا على التدفقات الأخرى.

تتمثل إحدى الجوانب المهمة في نهج خوارزمية CUBIC في تعديل نافذة الازدحام على فتراتٍ منتظمة، بناءً على مقدار الوقت المنقضي منذ حدوث الازدحام الأخير، مثل وصول إشعار ACK مكرّر، وليس فقط عند وصول إشعار ACK أي الإشعار الأخير تابعًا لزمن RTT. يسمح ذلك لخوارزمية CUBIC بالتصرف بصورةٍ عادلةٍ عند التنافس مع تدفقات RTT القصيرة، والتي لديها إشعارات واصلةٌ بصورةٍ متكررة.

الجانب الثاني المهم لخوارزمية CUBIC هو استخدامها دالةً تكعيبيةً cubic function لضبط نافذة الازدحام. يسهُل فهم الفكرة الأساسية من خلال النظر إلى الشكل العام للدالة التكعيبية، والتي تتكون من ثلاث مراحل هي إبطاء النمو slowing growth، وتسوية الارتفاع flatten plateau، وزيادة النمو increasing growth.

يُظهر الشكل السابق مثالًا عامًا مُزودًا بجزءٍ إضافي من المعلومات ألا وهو الحد الأقصى المُستهدف لحجم نافذة الازدحام والذي يُحقَّق قبل حدوث الازدحام الأخير، ويُشار إليه باسم Wmax. تكمن الفكرة في أن تبدأ بسرعة مع إبطاء معدل النمو كلما اقتربت من الحد الأقصىWmax، وكن حذرًا، وليكن النمو قريبًا من الصفر عند الاقتراب من الحد الأقصى Wmax، ثم زِد معدل النمو كلما ابتعدت عن الحد الأقصى Wmax؛ أما المرحلة الأخيرة فهي البحث عن حدٍ أقصىWmax جديد قابلٍ للتحقيق.

تحسب خوارزمية CUBIC نافذة الازدحام على أنها دالةً بالنسبة للزمن t منذ حدوث الازدحام الأخير كما يلي:

حيث:

حيث أن C هو ثابت توسُّع scaling constant، وβ هو عامل النقص المضاعف. تضبط خوارزمية CUBIC العامل β بالقيمة 0.7 بدلًا من 0.5 الذي يستخدمه بروتوكول TCP القياسي. وبالنظر إلى الشكل السابق، توصف خوارزمية CUBIC غالبًا على أنها انتقالٌ من دالةٍ مُقعرة concave إلى محدّبة convex، في حين أن دالة بروتوكول TCP القياسية الإضافية محدبةٌ فقط.

ترجمة -وبتصرّف- للقسم TCP Congestion Control من فصل Congestion Control من كتاب Computer Networks: A Systems Approach

اقرأ أيضًا

• المقال السابق: أنظمة الأرتال المستخدمة في التحكم بازدحام الشبكات الحاسوبية
• مشكلة تخصيص الموارد للتحكم في الازدحام في الشبكات الحاسوبية