やべー最近忙しすぎる。
ホント人間がこなせるスケジュールじゃないんですけど。
１日２〜３時間睡眠で夜勤やりつつ卒論ちょー頑張ってた時期とかあったけど（1年前）、今のスケジュールはマジオワッティング・ちくしょーどーなってんだ！？
俺がこなせないスケジュールなんてないと思ってたけど、寝ずに過ごしても終わる見込みがない、これは・・
いやー最近忙しかったとはいえ、デスマーチが来ることに1週間前になって気づいたのがまずかった。
1つ2つES締切りが間に合わなくなったり、説明会出れなくてもしょうがないなー（無念）
・・て言うのだけは絶対に避けたい。
とりあえず頑張るしかない。
今のとこやばかったタスクのうちの１つ（翻訳）を今日やってなんとかこなした。
てかこの量見てくれ。
ハンパねー！
もはや訳に筋が通ってるかなんて全然見てない。
色んなツールに頼りながら何とか終了！（笑）
てかせめて電子媒体なるデータが欲しかったわ。。
論文の文字小さいし目がシパシパした（目が乾いたのに涙）
明日と明後日は授業の補講があって（2日とも2限分）、後輩の卒論もチェックしながら、迫りくるコンサル・シンクタンク系の会社のESを書き（4,5社あるのに締切り近い！）、週末終わりから1週間東京へ就活に（ほぼ毎日説明会で1次専攻とセミナーもある）、てか今日（これから）と明日夜勤あるし明日は夕方のバイトもあるし、説明会の予約空きが出ないかチェックしないといけないし（マイページがある会社のチェックって以外と大変）ちゃんと就活の準備できるんだろうか。。（てか説明会の予約満員になるの早すぎみんな本気出しすぎw）お金の振込とかもあるんだけど完全に放置してるし。
今日英語訳すのが終わってホントに良かった。
１日翻訳に時間取ったから出来ないと困るんだけどね(汗)
まあでもこれでだいぶ楽になったわ。明日も（これからの夜勤も）頑張らんとな、時間待ってくんないし。
いやーでも忙しくてもバイトの途中でお客さんにキツそうな顔だけはしないように気をつけよ。
あと東京行くまでにはある程度余裕を持って行けるようにしたいな。
しっかりスケジュールを意識しながら行動せんといかん。
モチベーションが維持できないから今日はちょっと色々書いてみた。
でもデスマーチなんかに負けないぜ！！
よっしゃやる気出して頑張ろう！とりあえずESだES！！
ホント人間がこなせるスケジュールじゃないんですけど。
１日２〜３時間睡眠で夜勤やりつつ卒論ちょー頑張ってた時期とかあったけど（1年前）、今のスケジュールはマジオワッティング・ちくしょーどーなってんだ！？
俺がこなせないスケジュールなんてないと思ってたけど、寝ずに過ごしても終わる見込みがない、これは・・
いやー最近忙しかったとはいえ、デスマーチが来ることに1週間前になって気づいたのがまずかった。
1つ2つES締切りが間に合わなくなったり、説明会出れなくてもしょうがないなー（無念）
・・て言うのだけは絶対に避けたい。
とりあえず頑張るしかない。
今のとこやばかったタスクのうちの１つ（翻訳）を今日やってなんとかこなした。
てかこの量見てくれ。
| 3. シミュレーションの結果と議論 このセクションでは、ns-2を使用しながらシミュレーション実験で提案されたメ カニズムを評価します。 図3はネットワークモデルを示しています。 このモデルはホストとルータとの送信、受信ホスト、2つのルータ、およびリンクから成ります。 私たちは1,000バイトでパケットサイズを設定します。 ボトルネックリンクの帯域幅は100mbpsに設定されます、伝播遅延は5msecです。 ドロップテール規律はルータバッファで配布されます、そして、バッファサイズは100のパケットに設定されます。 提案されたメカニズムを使用しているtcp接続の数はNpmです,そして、バックグラウンドトラフィックを作成するために、TCP Reno接続の数はNrenoです。 アクセスリンクの帯域幅は1gbpsに設定されます、そして、伝播遅延は2.5msecです。 提案されたメカニズムのために、私たちはt=32・RTT(e=32)を評価スロットの長さに設定します。 このネットワークモデルでは、32RTTはおよそ1秒に対応しています。 さらに、s(コントロールスロットの長さ)は16に初期化されます。 3.1 1つの接続に関するケース 私たちは最初に、1つのTCP接続のために提案されたメカニズムの性能を評価します。 このシミュレーションで、私たちはNpm=1を設定します、そして、bwは20mbpsです。(その20mbpsはボトルネック容量の20%と等しいです)。 ネットワークの混雑レベルを変えるために、私たちは5秒毎にNから1、10、40を変えます。 混雑ウィンドウサイズ、平均したスループット、およびコントロールの長さにおける変化が溝をつける提案されたメカニズムとのTCP接続を図4に示す。 この図では、垂直な格子は評価スロットの境界を表します。 図4(a)に示された0-5秒間の結果は、1つのTCPリノ接続が提案されたメカニズムのTCP接続と共存すると、提案されたメカニズムがほとんど同等にTCPリノに働いている間必要なスループットを得ることができるのを示します、この時代に利用可能な帯域幅はネットワークには2つの接続しかないので必要なスループットを得ることができるくらい大きいです(100mbpsの能力があります)。 したがって、TCPリノ接続を維持している間、公正をもたらして、提案されたメカニズムセットkはkmin(=1)と等しいです。 0-5秒間の結果、10のTCPリノ接続がどのケースにあるかで、私たちはaが、より速く増加させる提案されたメカニズムファが混雑ウィンドウサイズでTCPリノ接続のものと比較されたのを観測します。 この場合これは競争している交通の量の増加のためにTCP Renoと同じ振舞いがある必要なスループットを得るのが不可能であるからです。 その結果、提案されたメカニズムは、必要なスループットを達成するために混雑ウィンドウサイズkの増加の度合いを変えます。 その上、40のTCP Reno接続がある10秒以降結果は、先の事件のもの、およびコントロールの長さより速い増加が溝をつける提案されたメカニズムの混雑ウィンドウサイズ(s)がさらに小さい値に変わるのを示します。 この結果は、提案されたメカニズムが十分なスループットがそこであるのにさえ40の競争しているTCP Reno接続であるので必要なスループットを得るためにコントロールスロットの、よりわずかな長さで混雑ウィンドウサイズを制御するのを示します。 したがって、私たちは、事実上提案されたメカニズムが正規の仕事混雑レベルに従ってウィンドウサイズの増加の度合いとコントロールスロットの長さを変えることによって、必要なスループットを得ることができると確認しました。 次に詳細によりすばらしい提案されたメカニズムの性能と共存する数との関係にTCP Reno接続を見せています。 bwはNpm=1、10%(10mbps)と20%(20mbps)とします。 図5にシミュレーション時間の評価スロットの総数の評価スロットの数の比率を示す。 そこでは、提案されたメカニズムが必要なスループットを得ます。 このシミュレーション実験では、シミュレーション時間は60秒です。 また、比較するために提案されたメカニズムで、私たちは、パケット滴がいつ現れさえするかをTCPリノを使用することで入手されたシミュレーションの結果(「Reno」とラベルされる)と変更されたTCP(「constant」とラベルされる)に示します。(TCPはbw・srttmin(パケット)の一定の混雑ウィンドウサイズを使用します)。 ここで、srttminはTCP接続に、最小のsRTT値です。 図5は、いくつかのバックグラウンド接続が共存していると元のTCPリノが評価スロットの100%必要なスループットを得ることができるのを示します、元のTCPリノがボトルネックリンク帯域幅を接続のすべてと公正に共有するので。 しかしながら、共存している接続(Nreno)の数が増加すると、頻繁な接続と帯域幅を共有するので、TCPリノは必要なスループットを得ることができません。 また、私たちは、Nrenoが10より大きいときに、一定のウィンドウサイズがあるTCPが必要なスループットを達成できないのを観測できます。 この状況で、混雑ウィンドウサイズが死なないので、ネットワークの混雑を決議できません、パケット損失がネットワークで起こると。 対照的に、いくつかの接続がネットワークで共存していると、提案されたメカニズムは高い確率に従った必要なスループットを得ることができます。 これは、提案されたメカニズムが提案されたメカニズムの攻撃性と競争しているトラフィックへの影響の度合いとのトレードオフ関係を制御できることを意味します。 また、共存しているTCP Reno接続の混雑ウィンドウサイズの最大値を制限するとき、私たちは提案されたメカニズムを評価しました。 これはボトルネックリンク帯域幅がアクセスリンク帯域幅より大きい状況に対応しています。 このシミュレーションで、私たちは100のパケットとの共存しているTCP Reno接続の混雑ウィンドウサイズの最大値を設定します。(それは、それぞれのTCP Reno接続のスループットをおよそ4mbpsに制限します)。 図6にbwがそれぞれ10％と20％にセットしたときのシミュレーションの結果を示す。 図5に示される結果と比べて、図6の結果は、提案されたメカニズムには必要なスループットを達成するというより安定した確率があるのを示します。 競争しているTCP Reno接続が彼らのウィンドウサイズ制限のためにそれほど強くないので、提案されたメカニズムはこの状況で、より効果的にネットワーク回線容量を利用できます。 1件の接続事件のための最終的な結果として、目標スループットを変えると、私たちは提案されたメカニズムの性能を調査します。 fig.7では、私たちは提案されたメカニズムが必要なスループットを得る評価スロットの数の比率における変化を記入します、評価スロットの総数に、競争しているTCP Reno接続の数の関数として。 図では、私たちは、私たちがセットしたとき、ボトルネックリンクの物理的な帯域幅が10のmbpsと100mbpsであることを結果に示します、そして、物理的な帯域幅の10%から80%で目標スループットを変えます。 この図から、私たちは、物理的なリンク帯域幅が100mbpsであるときに、競争しているReno接続の数がおよそ30でさえあるときに、10%から20%のスループットを提供できるのを見ることができます。 しかしながら、物理的な帯域幅が10mbpsであるときに、競争しているリノ流れの数が10より少ないときにだけ、私たちはおよそ20%のスループットを提供できます。 提案されたメカニズムは混雑ウィンドウを積極的に増加させるでしょう、したがって、これがそうであり、どの増加がネットワークの混雑レベルであるか。 表1は提案されたメカニズムの流れの平均したスループットを示す、競争しているRenoの総スループットは流れ、そしてRenoの公正インデックスの流れ。 このテーブルは、必要なスループットに応じて提案されたメカニズムが帯域幅を盗むのを示します、そして、競争しているRenoの流れは残っている帯域幅を事実上と公正に利用します。 3.2 複数の接続に関するケース 次に、私たちはセクション2.3で説明された複数のTCP接続のために提案されたメカニズムの性能を示します。 シミュレーションで、私たちは接続に関するスループットのSender1コントロールのときにSender1とReceiver1との複数のTCP接続を図3、および提案されたメカニズムに確立します。 私たちは5とbw=20(mbps)とNpm=10を設定します。 この設定は、20(mbps)の総スループットが5か10のTCP接続のために達成されることを意味します。 共存しているTCP Reno接続の混雑ウィンドウサイズの最大値は100のパケットです。 ここで、私たちは、TCP送信ホストがネットワーク経路の利用可能な帯域幅と体力に関する現行情報を知っていると思います。 この仮定が、セクション2.3で説明されたアルゴリズムを評価するのは焦点を合わせるのに必要です。 図8はシミュレーション時間の評価スロットの総数に対する評価スロットの数の割合を示しています。そこでは、提案されたメカニズムが必要なスループットを得ることができます。 この図は以下のケースのために結果を示しています: 提案されたメカニズム(「TCP Reno」とラベルされる)のない10の接続。 提案されたメカニズム、それぞれどこbw=2との10の接続(mbps)(「1」とラベルされます)。 そして、提案されたメカニズム(「multi」とラベルされる)との複数の接続。 この図は、共存している接続の数が30より大きくなる場合提案されたメカニズムのない元のTCP Renoが必要なスループットを得ないことを示します。 私たちがそれぞれの1つの接続に提案されたメカニズムを使用するとき、競争している接続の数が40を超えているとき、その性能は良くはありません。 これは複数の接続が同時に各接続によって見積もられていた利用可能な帯域幅情報に基づくネットワークにいくつかのパケットを注ぐので,集中的なパケット損失が起こるからです。 他方では、共存しているTCP Reno接続の数が増加すると、複数の接続のための提案されたメカニズムは高い確率に従った必要なスループットを得ることができます。 これは1つの接続のための提案されたメカニズムの問題が複数の接続とkmaxを共有することによって解決されているからです、Sectで説明されるように.2、.3 さらに、Npm=5が必要なスループットを達成するように、Npm=10のための性能はそれより良いです。 これは、より大きいポートの数が設備されるとき、kmaxを共有するという効果が、より大きくなるからです。 3.3 短命と長命の接続の混合のケース ウェブトラフィックなどの短命なTCP接続がいつネットワークで共存するかを最終的な結果を示します。 これらのシミュレーション実験では、短命なTCP接続は、Scalable URL Reference Generator(SURGE)に基づく彼らのデータサイズとデータ伝送間隔が20をモデル化すると決心しています。 SURGEはサーバにアクセスする1セットのリアル・ユーザをまねる現実的なウェブワークロード世代ツールです。 テーブル2はSURGEモデルのパラメタを示しています。 3.3.1 バックグラウンドの短命なTCP接続の効果 提案されたメカニズムが10の長命(persistent)のTCP接続と短命なTCPリノ接続によって発生したバックグラウンド交通にbw=20(mbps)に関するスループットを達成しようとするときのシミュレーションを図9に示す。 また、提案されたメカニズムとの比較の目的のために、この図はSender1が提案されたメカニズムなしで10の普通のTCPリノ接続を使用すると得られた結果を示しています。 提案されたメカニズムが必要なスループットを達成しながら、より高い確率を提供できるこの図はTCPリノがまかれることができるよりまきます。 しかしながら、図5-8と比べて、バックグラウンド交通の量が増加すると、確率は激減します。 これは集中的な本質、および提案されたメカニズムに当然の短命なTCP接続からの交通が短命な接続から帯域幅を盗むところで手際からでないです。 3.3.2 複数の接続の混合物を保護 次は提案されたメカニズムが長命の、そして、短命なTCP接続の交通の混合物に関するスループットを制御する場合を考えます。 私たちはbw=20(mbps)を設定します、そして、Npm=10(5つの接続が、長命の接続と残っている5つの接続です)は短命な接続です。 評価スロットの数の比率の図10ショー、提案されたメカニズムが得ることができるものでは、nは存在していませんまた、必要なスループット、および. この図の短命な接続の平均したスループットが、提案されたメカニズムの長命の接続であることの5つの短命な接続の平均したスループットを示している。ネットワークにおけるネットワーク。 この図は、提案されたメカニズムが高い確率に従った必要なスループットを長命の接続として得ることができるのを示します。 その上、短命な交通の平均したスループットは長命の接続なしでそれにほとんど同等です。 これは、提案されたメカニズムが御柳もどきで生活している接続によって必要とされたスループットを提供できますが、短命な接続に関する実績に害を及ぼさないことを意味します。 4 実際のネットワークにおける実装と評価 このセクションでは、私たちは、リナックス2.6.16.21カーネルシステム21で提案されたメカニズムの実装について概説して、次に、実際のネットワークでそれの性能を評価します。 4.1 実装概要 提案されたメカニズムのアーキテクチャがリナックスで新しいデータがアプリケーションのときに生成されるときの2.6.16.21カーネルシステムを導入した図11ショー、データはソケットインタフェース22でTCP層に通過されます。 TCPが「tcp_output()」機能で処理について議定書の中で述べた後にデータはIP層に通過されます、そして、結果として起こるIPパケットはネットワークに注がれます。 逆に、送付者ホストのIP層に到着するACKパケットはTCPプロトコル処理のために「tcp_input()」機能に通過されます。 「tcp_input()」機能にACKパケットを通過するとき、TCP接続の混雑ウィンドウサイズをアップデートします。 したがって、提案されたメカニズムのための混雑ウィンドウサイズのための制御プログラムは「tcp_input()」機能で実装されるべきです。 リナックス2.6.16カーネルシステムは輻輳制御アルゴリズムのためにモジュールとしてインタフェースを統一します。 この紙では、私たちは、リナックスにおけるモジュールとしての提案されたメカニズムが2.6.16.21カーネルシステムであると実装します。 「tcp_input()」機能は、「cong_avoid()」という機能を呼んで、ACKパケットが到着すると、混雑ウィンドウサイズをアップデートします。 提案されたメカニズムのためのモジュールは、アルゴリズムに従った混雑ウィンドウサイズがSect.2、および股割りで「cong_avoid()」という評価/コントロールスロット機能に時間について説明したことを決定します。 他方では、ImTCP(私たちはネットワーク経路の利用可能な帯域幅を得るのに利用する)は「tcp_input()」機能7における利用可能な帯域幅について計算します。 提案されたメカニズムはImTCPから「cong_avoid()」という機能、および混雑ウィンドウサイズの増加の度合いが帯域幅値に基礎づけた変化で利用可能な帯域幅を学びます。 図12は「cong_avoid()」という提案されたメカニズムの機能のフローチャートを示しています。 まず最初に、「cong_avoid()」という機能が混雑ウィンドウサイズ(cwnd)と遅れた出発敷居(ssthresh)を比較します。 cwndがssthreshより小さいときに、混雑ウィンドウサイズはTCP Rinoとして遅れた出発アルゴリズムによってアップデートされます。 他方では、cwndがssthreshより大きいときに、混雑ウィンドウサイズは提案のアルゴリズムに基づいてメカニズムが現在の評価/コントロールスロットの始まりからの通っている時間をチェックして、提案されたメカニズムがスロットで平均したスループットについて計算して、次のスロットに変数を初期化することを決定しています。 増加してください。次に、混雑ウィンドウサイズの度合いはkmax、kmin、およびkjbwの考慮(Eq.(2)によると、計算されるもの)のときに決定しています。 最終的に、cwndはEq.(1)によってアップデートされます。 4.2 実験結果 私たちは商業インターネット環境における、提案されたメカニズムの性能を確認します。 図13は、どれがインターネットに関連づけられるかをネットワーク環境に示します。(それは、大阪(日本)、および東京(日本)の2つのローカル・エリア・ネットワークから成ります)。 ネットワーク環境は交差交通(トラフィック_ジェネレータ)を生成するendhost、提案されたメカニズム(送付者)を使用するendhost、およびインターネットの向こう側に両方のendhosts(受信機)からパケットを受けるendhostから成ります。 大阪と東京の間の商業インターネット網の経路は100mbps光ファイバサービスを通り抜けます、そして、大阪と東京のローカル・エリア・ネットワークは100mbpsイーサネットネットワークです。 表3は実験用システムのendhostsの仕様を示しています。 下調べで、私たちは大阪と東京の間のネットワークに関して以下の特性を確認しました。 ・17のホップが大阪から東京までのネットワーク経路に存在しています。 ・RTTsの最小値は17msecです。 ・大阪と東京の間の帯域幅の上限は70mbpsです。 この実験では、私たちは評価スロットの長さにe=32を設定します。 s(コントロールスロットの長さ)を16に初期化します。交通_ジェネレータで交差交通を発生させます、そして、パケットを受信機に送ります。 私たちは最初に、交差交通の量における変化に対して提案されたメカニズムの振舞いを評価します。 この実験では、私たちは、提案されたメカニズムに1つの接続を使用して、14(mbps)にbwを設定します。(14はボトルネックリンク容量の20%と等しいです)。 正味の仕事の混雑レベルを変えるために、私たちは交通_ジェネレータと、0、5への受信機、25と20秒毎の40とのTCPリノ関係の数を変えます。 図14(a)は混雑ウィンドウサイズにおける変化とコントロールスロットの長さを見せています、そして、図14(b)はそれぞれの評価スロットの平均したスループットにおける変化を見せています。 私たちは、交通_ジェネレータの上のTCPソケットバッファのサイズにそれぞれのTCP Rino接続の最大のスループットをおよそ3mbpsに制限するように設定します、そして、TCP Rino接続の数で交差トラフィックの量を変えます。送付者と受信機の上のTCPソケットバッファのサイズは十分大きいです。 提案されたメカニズムのための1つの接続しかないときの図14の0-20秒間の結果から、提案されたメカニズムが高々およそ70mbpsを入手できるので、大阪と東京の間のスループットの上限は70mbpsです。 さらに、図14の20秒以降結果はシミュレーション実験の結果にほとんど同等です。 すなわち、20-40秒間の結果は、提案されたメカニズムが普通のTCP接続と同じ振舞いを保つことによって必要なスループット以上を得ることができるのを示します、そして、40-60秒間の結果はそれが混雑ウィンドウサイズの、より速い増加を持っていることによって必要なスループットを達成できるのを示します。 60秒以降結果から、私たちは、コントロールスロットの長さが、より小さい値に変わるのを観測します、そして、提案されたメカニズムは必要なスループットを実現できます。 したがって、私たちは、事実上、提案されたメカニズムが商業インターネット環境におけるネットワークの混雑レベルに従って混雑ウィンドウサイズの増加の度合いとコントロールスロットの長さを変えることによって必要なスループットを得ることができると確認しました。 次にbwを7と14（mbps）に、TCPリノ接続の数を30と50に設定したときの、それぞれの評価スロットで平均したスループットを評価します。 図15にそれぞれの評価スロットの平均したスループットの累積分布関数(CDF)を示す。 図15から、私たちは、必要なスループットを達成する比率がシミュレーションの結果におけるそれより貴重なセクションでわずかにわずかであることを観測できます。 1つの可能な理由はインターネット環境にウェブ・トラフィックを含んでいて、短命な接続があるということです。 このトラフィックは、自然に非常に集中的になります。 提案されたメカニズムがTCPに基づいているので、それはRTTほど正味の仕事状態の、より短い期間変化に順応できません。 別の理由はImTCPによって操作されたネットワーク経路の利用可能な帯域幅の測定精度が実際のインターネット環境でわずかに降格するようになるということです。 しかしながら、必要なスループットを達成できない評価スロットの大部分は必要なスループットにスループット閉鎖を達成できます。 したがって、私たちは、提案されたメカニズムが実際のインターネット環境でさえうまくいくと結論を下します。 5 結論 この論文では、作者は、一定のスループットを必要とする上側の層のアプリケーションに焦点を合わせて、高い確率に従った必要なスループットを達成するためにTCP混雑制御機構を提案しました。 提案されたメカニズムは、ネットワーク経路の利用可能な帯域幅の情報を使用することによって、TCP接続の混雑ウィンドウサイズの輻輳回避フェーズの増加の度合いを変更します。 シミュレーション実験で、私たちは、1つの接続のための提案されたメカニズムが高い確率に従った必要なスループットを実現できるのを示しました、どんな残りの帯域幅もネットワーク経路にほとんどもないとき。 また、私たちは、拡張メカニズムが複数のTCP接続に必要なスループットを提供するために有効に働くと報告しました。 さらに、私たちは、リナックス2.6.16.21カーネルシステムの上で提案されたメカニズムを実装して、実装評価から提案されたメカニズムが実際のネットワークでうまくいくと確認しました。 私たちは正味の仕事における複数の流れが提案されたメカニズムを利用するとき、公正比較が望ましいと信じています。 提案されたメカニズムの性能がImTCPによって与えられた利用可能な帯域幅の見積り結果に非常に依存していることに注意してください。 しかしながら、特に少ない数のImTCP流れが存在している場合、ImTCPの最新版は図3などの簡単なネットワークで利用可能な帯域幅の正確な見積りを与えません。 フォームの大規模なシミュレーションの結果、私たちは複数の流れが提案されたメカニズムを利用するとき、提案されたメカニズムが望ましい市場成果を提供できないと確認します。 上記の問題の可能な解決は以下の通りです。 1つは複数の流れ状況で行儀よくするようにImTCPのメカニズムを変更することです。 他の解決法は利用可能な帯域幅を見積もるのにImTCP以外のアルゴリズムを利用することです。 この紙の提案されたメカニズムが帯域幅見積りの詳細なメカニズムで独立していることに注意してください。 さらに、利用可能な帯域幅の正確な見積り結果を得るとき、提案されたメカニズムがTCPリノとして公正特性の同じレベルを共存している接続に提供すると予想して、私たちは提案されたメカニズムがTCPリノへのかなり簡単な変更(ただ混雑ウィンドウの増加するスロープを変えて)であるので、重要な今後の活動の1つとしてこの問題に取り組むでしょう。 さらに、私たちは他の実際のネットワーク環境における、提案されたメカニズムの性能を評価するつもりです。 さらに、レアルタイムビデオストリーミングのように実際の上側の層のアプリケーションのために提案されたメカニズムの適用性を確認したいと思います。 |
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