WIMAX

WIMAX

Product Brief

                          WM9508 Embedded WiMAX Module

 Description

The WM9508 module is the second member from the SyMAX™ product family after WM9503.

Integrated within the WM9508 module are a host of active and passive components resulting in a single simple package for the customer. On module components include the Baseband/MAC IC, Radio Frequency (RF) transceiver, Power Amplifier (PA), EEPROM, and DDR-SDRAM. – fdsa

Along with the module, SyChip provides the drivers, supplicant, application APIs, as well as network manager and connection manager applications that allow original equipment manufacturers (OEM) the flexibility to integrate and optimize their respective applications (VoIP, Video/Audio streaming).

This module is targeted to consumer electronics (Handsets, Ultra Mobile Personal Computers, Personal Media Players, Portable Gaming Console and navigational devices) where high integration and fast design cycles are highly valued.

The module integrates the latest silicon technology for mobile client WiMAX offering the best feature set while minimizing space and power consumption.

The module comes in a Quad Flat No Lead (QFN) package and allows direct attachment to the main Printed Circuit Board utilizing industry standard interface mount technology processing for high volume production.

 Features

􀂾 Standards Conformance: IEEE 802.16e

􀂾 Size: 19.8 x 16.8 x 2.3 mm

􀂾 Frequency Range: 2.5 - 2.7GHz

􀂾 Channel Band Width: 10MHz, 8.75MHz, 7Mhz and 5MHz

􀂾 RF Power: +23dBm (Class 2)

􀂾 Transceiver: 1x2 MIMO

􀂾 Receiver Sensitivity: ≤ -85.3dBm @16QAM-3/4

􀂾 Host interface: SDIO, USB

􀂾 Internal Memory: 16MB SDRAM, EEPROM (4KB)

􀂾 Internal reference clocks: 40MHz (TCXO Oscillator)

􀂾 Internal sleep clock

􀂾 External DC Supplies: 3.3v, 3.0v, 1.2v, 5v(USB only)

􀂾 Antenna Interface: PCB Pad

􀂾 Package: 74-pin QFN

􀂾 ROHS compliant

􀂾 Operating Temperature: -20 to 80 C

􀂾 OS Supported: Window CE 6, Windows Mobile 6.1, Linux 2.6

􀂾 Optimized for Mobile, VoIP, Gaming

􀂾 ES Q1/2010

Benefits

􀂾 Small size and low power consumption

􀂾 Fast hardware design cycle to fit demanding schedules

􀂾 Minimized software adaptation effort 

Pengaruh Granularitas Waktu Protokol TCP

Pada Layanan Unspecified Bit Rate

A.A. Gede Mayun W.*, F. Ahmadi Djajasugita**, Harry Santoso**

*P.T. Telekomunikasi Indonesia, Tbk.

** Laboratorium Telematika, Departemen Teknik Elektro ITB

ABSTRACT

This paper studies the problem of traffic management for Transmission Control Protocol/Internet Protocol (TCP/IP) suite

over ATM UBR service. The main focus of this research is to analyze and improve the performance of TCP over UBR.

Several studies have analyzed the performance of TCP over the UBR service. TCP sources running over ATM switches

with limited buffer experience low efficiency and fairness. Intelligent drop policies at switches can be used to improve

throughput of transport connection. In addition to network base drop policies, end-to-end flow control and congestion

control policies with adaptive retransmission timeout can be effective in improving TCP performance over UBR. So far

all the performance analysis is done on a fixed TCP’s time granularity (usually 100 ms). TCP performance over ATM

UBR is depend on the value of TCP time granularity.

Keywords: UBR, TCP, granular, ATM, traffic management, Jacobson, Karn

I. Pendahuluan

TCP/IP digunakan secara luas untuk protokol internet

dengan berbagai aplikasi transfer data. Protokol TCP

dirancang untuk bersifat transparan terhadap teknologi

jaringan dan ATM (Asynchronous Transfer Mode)

merupakan salah satu teknologi jaringan yang dapat

mendukung TCP/IP.

ATM adalah generasi baru dari teknologi komputer dan

komunikasi. ATM mempergunakan arsitektur jaringan

point-to-point dan mempertukarkan data melalui Virtual

Channel (VC) dengan menggunakan paket berukuran 53

byte yang disebut dengan sel.

Secara umum ATM mampu melayani laju bit yang tetap

(constant bit rate) dan laju bit yang berubah-ubah

terhadap waktu (variable bit rate). Untuk layanan VBR

(variable bit rate) masih dapat dibagi lagi menjadi dua

layanan yaitu layanan yang kritis terhadap waktu tunda

atau rt-VBR (real time VBR) dan layanan yang tidak

tergantung terhadap waktu tunda nrt-VBR (non real

time VBR).

Dengan sifat aliran data dari layanan VBR yang tidak

tetap maka terdapat saat saat tertentu dimana tidak

seluruh lebar pita (bandwidth) digunakan. Sisa lebar

pita ini dapat digunakan untuk layanan lain yaitu ABR

(Available Bit Rate), GFR (Guaranteed Frame Rate)

dan UBR (Unspecified Bit Rate).

ABR, GFR dan UBR pada dasarnya digunakan untuk

aplikasi data. Untuk layanan data, sangat sesuai jika

digunakan transport data TCP/IP.

Penggunaan layanan ATM UBR pada masa yang akan

datang akan mengalami peningkatan khususnya TCP

pada ATM.

Layanan ATM UBR (Unspecified Bit Rate) tidak

memiliki kontrol kongesti, kontrol aliran (flow control)

dan tingkat layanan lainnya. Hal ini menjadikan UBR

memiliki prioritas yang paling rendah dibandingkan

dengan layanan ATM yang lain, tetapi paling sederhana

dalam implementasi.

Switching ATM akan langsung menbuang sel UBR jika

terjadi kongesti. Kenyataan ini mengakibatkan rendahnya

throughput dan tingkat keadilan (fairness) dari

layanan UBR.

Kebijakan pembuangan sel secara cerdas (intelligent)

dapat meningkatkan performansi TCP pada UBR

dengan buffer yang terbatas.

Dilaporkan pada [6] bahwa manajemen buffer Partialy

Packet Discard (PPD) dan Early Packet Discard (EPD)

mampu menaikan throughput TCP pada layanan UBR

(best-effort), tetapi tidak menaikan kemerataan

(fairness). Selective Packet Drop berbasiskan pendudukan

buffer per koneksi dan Fair Buffer Allocation

dapat menaikan baik throughput maupun fairness.

Selain kebijakan pembuangan sel, jenis kontrol kongesti

TCP juga memiliki pengaruh terhadap performansi.

Selama ini, analisis kinerja TCP pada UBR dilaksanakan

untuk sumber TCP dengan nilai butiran waktu

TCP yang umum digunakan. Nilai ini akan dirasakan

terlalu besar jika digunakan pada jaringan ATM.

________________________________________________________________________________

TEKNIK ELEKTRO, Vol. 6, No. 3, 2000 10

Pada paper ini dilaksanakan investigasi terhadap kinerja

TCP pada UBR dengan mempergunakan nilai butiran

waktu TCP yang beragam. Penelitian tidak hanya

terpaku untuk memperbaiki manajemen buffer pada

jaringan.

Hasil ini diharapkan dapat menjadi pertimbangan dalam

perancangan sistem untuk mendapatkan tingkat kinerja

yang optimal dengan tingkat kompleksitas yang rendah.

Penelitian pada paper ini dilaksanakan dengan simulasi

komputer. Pengamatan dan analisis dilakukan pada

berbagai mekanisme untuk meningkatkan kinerja TCP

pada layanan UBR.

Mekanime dimaksud adalah dengan menggunakan

berbagai manajemen buffer pada jaringan. Pada sisi

end-system (sumber TCP) diselidiki pengaruh perubahan

nilai timeout pengiriman ulang atau RTO (Retransmission

Timeout).

Besarnya timeout untuk menunggu pengiriman ulang

memiliki pengaruh yang besar terhadap kinerja TCP.

Pada paper ini, mekanisme kontrol aliran TCP yang

digunakan adalah TCP Standar / TCP Vanilla (Slow

start and congestion avoidance).

Program simulasi ditulis dengan mempergunakan bahasa

pemrograman Borland C++ Versi 5.02. Plot hasil

simulasi dilaksanakan dengan mempergunakan perangkat

lunak Matlab versi 5.3.1

II. Transport TCP/IP pada ATM

Layer protokol TCP/IP pada ATM digambarkan pada

Gambar 1 dan struktur PDU (Protocol Data Unit)

digambarkan pada Gambar 2.

Paket data pada layer aplikasi dipecah menjadi segmensegmen

TCP. Ukuran maksimum segmen TCP (TCP

Maximum Segment Size) tergantung pada ukuran unit

maksimum atau MTU (Maximum Transmission Unit)

dari link layer.

Layer Protokol TCP/IP pada ATM

Physical

Layer

ATM

AAL-5

IP

TCP

Application

Physical

Layer

ATM

AAL-5

IP

TCP

Application

Phy

Layer

Phy

Layer

ATM

Phy

Layer

Phy

Layer

ATM

ATM Switch ATM Switch

Gambar 1. Layer Protokol TCP/IP pada ATM

Pada layer TCP, PDU ditambahkan header sebesar 20

byte dan pada layer IP kembali ditambahkan header

sebesar 20 byte. Paket IP kemudian masuk ke

interworking layer IP-ATM dan mendapat tambahan 8

byte header LLC (Logical Link Layer) yang berisikan

ID Protokol dari layer yang lebih tinggi. Paket kemudian

diteruskan ke ATM Adaptation Layer 5 (AAL-5),

dan ditambahkan trailer 8 byte untuk membentuk frame

AAL-5. Layer AAL-5 kemudian memecah frame

tersebut menjadi sel-sel ATM dengan masing-masing

sel berukuran 48 byte ditambah 5 byte header. Setiap

header sel berisikan bit yang disebut bit End of Message

(EOM) dimana bit ini di set 0 untuk seluruh sel kecuali

sel yang terakhir (di set 1). Bit ini digunakan untuk

menentukan batasan dari sebuah frame.

Data IP dapat ditransportasikan pada beberapa katagori

layanan ATM. Pemetaan VC ATM kepada katagori

layanan tertentu dilaksanakan oleh layer ATM. Pada

paper ini penelitian hanya dilaksanakan untuk layanan

UBR.

Data Unit Protokol TCP/IP pada ATM

LLC

IP

TCP Ukuran Segmen Maksimum

Paket Aplikasi

TCP Ukuran Segmen Maksimum

IP TCP Ukuran Segmen Maksimum LLC

Sel ATM

Gambar 2 PDU TCP/IP pada ATM

________________________________________________________________________________

TEKNIK ELEKTRO, Vol. 6, No. 3, 2000 11

III. Kendali Kongesti pada TCP

TCP mempergunakan acknowledgment dan kontrol

aliran (flow control) yang berbasiskan jendela (window).

3.1 Start Lambat dan Penghindaran Kongesti:

TCP Vanilla

Pengendalian kongesti pada TCP Vanilla memiliki dua

fase yaitu fase slow-start (non steady state) dan fase

congestion-avoidance (steady state). Tujuan dari fase

slow start adalah mencapai fase steady state secepat

mungkin. Variabel SSTHRESH yang dikelola pada

sumber TCP digunakan untuk membedakan kedua fase

diatas. SSTHRESH merupakan estimasi kapasitas

jaringan pada fase steady-state. Nilai awal dari

SSTHRESH adalah konstanta yang umumnya bernilai

65.535 byte.

Sumber memulai transmisi pada fase slow start dengan

mengirimkan satu segmen (umumnya 512 byte) data

atau CWND = 1 segmen. Ketika sumber menerima

acknowledgment untuk meminta segmen baru, CWND

(Congestion Window) ditingkatkan dengan 1. Sumber

saat ini dapat mengirimkan 2 segmen (CWND =2).

Dengan cara ini sumber akan menaikan CWND dengan

1 untuk setiap ACK baru yang diterima.

Waktu pengiriman segmen sampai dengan diterimanya

ACK menyatakan waktu lintasan bolak-balik atau RTT

(Round Trip Time). Dengan mekanisme diatas maka

selama fase slow-start, CWND akan dilipatgandakan

setiap RTT dengan peningkatan eksponensial. Fase

slow-start berlanjut terus sampai CWND mencapai

SSTHRESH dan fase penghindaran kongesti dimulai.

Peningkatan CWND[1,8] dapat dinyatakan dengan:

CWND = 2x.MSS (1)

dimana x menyatakan jumlah RTT dan MSS =

Maximum Segmen Size (byte). Dari persamaan (1) pada

saat CWND mencapai SSTHRESH didapat:

( / )

2

log

2 .

x SSTHRESH MSS

SSTHRESH x MSS

=

=

(2)

Jadi fase slow-start mengubah CWND dari 1 menjadi

SSTHRESH[8] dalam log2 (SSTHRESH / MSS) waktu

round trip.

Pada fase penghindaran kongesti (setelah slow-start),

sumber akan meningkatkan CWND dengan CWND

1

setiap satu segmen di ACK. Selama fase ini TCP

membebani jaringan dengan peningkatan yang kecil

(linier).

Jika koneksi TCP kehilangan sebuah paket, sisi

penerima akan menanggapinya dengan mengirimkan

salinan ACK untuk setiap diterimanya paket dengan

urutan yang salah/tidak lengkap. Sumber mengelola

timeout pengiriman ulang untuk paket terakhir yang

tidak di-ACK. Nilai timeout tersebut di-reset setiap

segmen baru di-ACK.

Saat diterimanya duplikasi ACK ini, sumber menghentikan

pengiriman paket baru dan menunggu ACK

baru atau terjadinya timeout.

Periode jeda selama menunggu timeout retransmisi

adalah waktu yang cukup untuk menghilangkan

kongesti. Pada titik ini sumber men-set SSTHRESH

setengah dari CWND atau lebih tepatnya SSTHRESH

diset pada [ ( )] CWND , RCVWND

2

max 2,min , dan

CWND diset menjadi 1 segmen. SSTHRESH kemudian

menjadi perkiraan baru terhadap kapasitas jaringan.

Dengan CWND < SSTHRESH , maka sumber memasuki

fase slow start. Sumber kemudian mengirim ulang

segmen yang hilang dan meningkatkan CWND dengan

satu setiap segmen baru yang di-ACK. Perubahan pada

window sumber digambarkan pada Gambar 3.

TCP pada umumnya menggunakan butiran waktu (time

granularity) untuk timeout retransmisi sebesar 100 ms.

Sumber TCP memperkirakan RTT dari koneksi dengan

mengukur waktu (jumlah tik dari pewaktu) antara

pengiriman sebuah segmen dan penerimaan ACK untuk

segmen tersebut. Timeout retransmisi (RTO) dihitung

sebagai fungsi dari estimasi rata-rata dan deviasi RTT.

Ketika terjadi kehilangan sel (loss) karena kongesti,

sejumlah waktu yang berarti akan hilang untuk

menunggu timeout retransmisi (RTO).

IV. Manajemen Pewaktu Pengiriman Ulang

Dengan berubahnya kondisi jaringan, waktu (timeout)

menunggu pengiriman ulang yang tetap, mungkin akan

dirasakan terlalu cepat atau terlalu lama. Perubahan

kondisi jaringan dapat diketahui dengan mengetahui

besarnya waktu tunda lintasan bolak-balik (round trip

delay).

________________________________________________________________________________

TEKNIK ELEKTRO, Vol. 6, No. 3, 2000 12

Start Lambat dan Penghindaran Kongesti

(Slow Start & Congestion Avoidance)

Waktu

CWND/2

CWND

Slow

Start

Menunggu

Timeout

Slow

Start

Congestion

Avoidance

Gambar 3 Perubahan Window Pengiriman pada TCP

Vanilla

Suatu pendekatan sederhana untuk menentukan besarnya

timeout pengiriman ulang adalah dengan menghitung

nilai rata-rata RTT. Jika nilai rata-rata ini

merupakan perkiraan yang akurat dari RTT berikutnya,

maka waktu tunggu pengiriman ulang ini akan

menghasilkan kinerja yang baik.

Pada kondisi fluktuasi beban yang tinggi, pendekatan

ini dirasakan tidak memadai.

4.1 Algoritma Jacobson

Jacobson[8] telah menetapkan satu algoritma untuk

menghitung nilai RTO berdasarkan nilai observasi RTT.

Algoritma selengkapnya sebagai berikut:

( 1) (1 ) ( ) ( 1)

( 1) ( 1) ( )

( 1) (1 ) ( ) ( 1)

+ = - ´ + ´ +

+ = + -

+ = - ´ + ´ +

SDEV k h SDEV k h SERR k

SERR k RTT k SRTT k

SRTT k g SRTT k g RTT k

RTO(k + 1) = SRTT(k + 1) + f ´ SDEV (k + 1) (3)

Jacobson mengusulkan nilai g = 0.125 , h = 0.25 , dan

f = 2 . Berdasarkan penyelidikan lebih lanjut direkomendasikan

untuk menggunakan nilai f = 4 . Gambar

4 menggambarkan penggunaan algoritma Jacobson.

4.2 Penundaan RTO secara eksponensial

Sejumlah koneksi TCP pada keadaan kongesti akan

mengalami kehilangan segmen. Akhirnya pada waktu

yang hampir bersamaan segmen tersebut dikirim ulang

dan kembali menimbulkan kongesti.

Untuk mengatasi hal tersebut, RTO[8] pada TCP harus

diperbesar setiap pelaksanaan pengiriman ulang

(backoff process), dimana:

RTO = q ´ RTO (4)

Persamaan (4) akan menyebabkan peningkatan secara

eksponensial untuk setiap retransmisi. Nilai yang umum

untuk q adalah 2 sehingga disebut binary exponential

backoff.

0 20 40 60 80 100 120 140

5

10

15

20

25

30

35

40

45

50

observasi

RTO, f = 4

RTO, f = 2

file:jacob2

Gambar 4. Perhitungan RTO berdasarkan Algoritma

Jacobson

4.3. Algoritma Karn

Jika tidak terjadi pengiriman ulang, nilai RTT dari

setiap segmen dapat langsung digunakan untuk perhitungan

RTO. Pada proses pengiriman ulang/retransmisi,

jika kemudian ACK diterima, maka ada dua

kemungkinan:

1. yang diterima adalah ACK dari pengiriman

pertama,

2. yang diterima adalah ACK dari pengiriman

kedua.

Sumber TCP tidak dapat membedakan kedua kasus

diatas. Jika kasus kedua yang benar, dan entitas TCP

mengukur RTT berdasarkan transmisi pertama maka

akan dihasilkan RTT yang terlalu besar sehingga

algoritma Jacobson akan menghasilkan SRTT dan RTO

yang terlalu besar.

Jika kasus pertama yang benar tetapi TCP mengukur

RTT dari transmisi kedua maka akan dihasilkan RTO

yang terlalu kecil. Kejadian ini hampir sama dengan

efek umpan balik positif yang mengakibatkan bertambahnya

retransmisi dan bertambahnya kesalahan

pengukuran RTT.

Untuk mengatasi masalah ini Karn mengusulkan algoritma

sebagai berikut.

1 Jangan menggunakan hasil nilai RTT untuk

segmen yang dikirim ulang. (RTO tidak

dihitung dengan algoritma Jacobson).

________________________________________________________________________________

TEKNIK ELEKTRO, Vol. 6, No. 3, 2000 13

2 Hitung backoff RTO dengan persamaan (4) jika

terjadi retransmisi.

3 Gunakan nilai backoff RTO untuk segmen berikutnya

sampai diterimanya ACK dari segmen

yang bukan merupakan segmen retransmisi.

Jika diterima ACK dari segmen yang tidak merupakan

segmen pengiriman ulang, maka algoritma Jacobson

kembali digunakan untuk menghitung nilai RTO.

V. Manajemen Buffer

Manajemen buffer adalah mekanisme untuk menentukan

apakah sel yang datang dimasukan ke dalam

buffer atau dibuang.

Peningkatan performansi dari TCP pada UBR yang

diteliti pada paper ini mempergunakan sebagian dari

mekanisme manajemen buffer yaitu:

- Skema SA-ST : Tail Drop (TD) dan Early

Packet Discard (EPD)

- Skema MA-ST: Selective Drop (SD) dan Fair

Buffer Allocation (FBA)

5.1 Skema SA-ST (Single Account – Single

Threshold)

Tail Drop

Switching ATM dengan mekanisme tail drop akan

membuang setiap sel yang datang jika buffer penuh.

Early Packet Discard (EPD)

EPD mempergunakan informasi pada EOM untuk

membedakan batas akhir dari frame/segmen. EPD

melaksanakan pembuangan secara lengkap bukan hanya

sebagian dari paket. Pada EPD, digunakan nilai nilai

ambang batas R yang lebih kecil dari kapasitas buffer.

Jika antrean melebihi nilai ambang batas R, seluruh sel

dari paket yang baru akan dibuang. Paket yang sebagian

selnya telah diterima sebelum melewati nilai ambang R

tetap dapat diteruskan sepanjang ruang buffer tersedia.

5.2 Skema MA-ST (Multiple Account – Single

Threshold)

Selective Drop dan Fair Buffer Allocation

Pada mekanisme ini, dihitung alokasi buffer yang adil

untuk setiap VC. Jika pendudukan buffer melebihi dari

alokasi fair, maka paket yang datang berikutnya akan

dibuang. Jika total pendudukan buffer melebihi R ´ K ,

paket baru yang datang akan dibuang tergantung pada

VCi dan pendudukan buffernya Yi .

Aktifitas setiap VC selalu diamati dengan menghitung

jumlah sel dari setiap VC pada buffer. Sebuah VC

dikatakan aktif jika paling sedikit terdapat satu sel dari

VC tersebut di dalam buffer. Alokasi yang merata (fair

allocation) dihitung sebagai pendudukan buffer dibagi

dengan jumlah VC yang aktif.

Misalkan pendudukan buffer dinotasikan dengan X

dan jumlah VC yang aktif dinotasikan dengan Na ,

maka alokasi fair Fs untuk setiap VS diberikan oleh:

Na

X

Fs = (5)

Misalkan jumlah sel dari VCi adalah Yi . Maka rasio

beban Li didefinisikan sebagai:

Fs

Yi

Li = atau

X

Yi Na

Li

´

= (6)

Jika rasio beban lebih besar dari parameter Z , maka

paket baru dari VC tersebut akan dibuang. Jadi untuk

skema Selective Drop, Paket baru yang datang akan di

buang jika:

(X > R) dan (Li > Z)

Pada Gambar 5 diperlihatkan kondisi buffer untuk

Selective Drop dan FBA (Fair Buffer Allocation).

Pada FBA, penentuan pembuangan paket dilaksanakan

dengan membandingkan rasio beban dengan suatu nilai

ambang pembuangan (drop threshold) T dimana:

( )

( )

X R

K R

T Z

-

-

= ´ (7)

Jadi pada FBA, paket baru yang datang akan dibuang

jika:

) ( R X > dan ú

û

ù

êë

é

-

-

> ´

´

X R

K R

Z

X

Yi Na

(8)

Selective Drop dan FBA

K R X

Paket mungkin Paket tidak dibuang

dibuang

K = Ukuran buffer

R = Minimum threshold

X = Pendudukan buffer

Gambar 5 Selective Drop dan FBA : Pendudukan buffer

dan pembuangan

________________________________________________________________________________

TEKNIK ELEKTRO, Vol. 6, No. 3, 2000 14

VI. Pengukuran Performansi

Performansi TCP yang dimaksud disini adalah performansi

end-to-end pada layer TCP. Misalkan sejumlah

N pasangan sumber-tujuan yang mengirimkan data

pada jaringan bottleneck dengan kapasitas R bps.

Jika i x adalah throughput dari sumber TCP ke i

(0 < i £ N) dan C adalah throughput maksimum TCP

yang dapat dicapai pada saluran, maka tingkat efisiensi

jaringan didefinisikan sebagai rasio dari jumlah

troughput aktual TCP terhadap throughput maksimum

TCP yang mungkin dicapai atau:

C

N ii

xi

E x xN C

å =

= ( 1,..., , ) = 1 (9)

Throughput TCP i x diukur pada layer TCP di sisi penerima.

Throughput didefinisikan sebagai jumlah total

byte yang diterima di sisi penerima dibagi dengan

waktu total koneksi.

Selain mendapatkan throughput total yang tinggi,

jaringan juga diharapkan dapat mengalokasikan

throughput secara merata kepada seluruh koneksi.

Kemerataan (fairness) TCP pada layanan UBR dapat

didefinisikan sebagai kemampuan layanan UBR untuk

memberikan throughput yang adil untuk seluruh

koneksi TCP. Kemerataan disini diukur dengan

mempergunakan Indeks Kemerataan (Fairness) F ,

yang didefinisikan sebagai fungsi dari variabel

throughput pada koneksi TCP:

( ) ( )

( ) å =

= ´

å =

= =

N ii

N xi ei

N ii

xi ei

F xi e xN eN

1

2

2

),..., ( , ) 1 ( , 1 (10)

dimana i x adalah throughput aktual koneksi TCP ke i

dan i e adalah throughput yang diharapkan atau fair

share dari koneksi TCP ke i.

Untuk kondisi dimana seluruh N sumber TCP merupakan

sumber yang identik/simetris, maka i e menyatakan

pembagian yang merata terhadap kapasitas

saluran atau (e C N) i = . Karena N e = e = ... = e 1 2

maka persamaan (10) dapat disederhanakan menjadi:

( ) ( )

( ) å =

= ´

å =

= =

N ii

N xi

N ii

xi

F xi e xN eN

1

2

2

),..., ( , ) 1 ( , 1 (11)

VII.Model Simulasi

Model konfigurasi jaringan yang disimulasikan pada

paper ini digambarkan pada Gambar 6.

Switch pada simulasi ini merupakan switch UBR

dengan beberapa pilihan manajemen buffer (kebijakan

pembuangan).

Parameter-parameter umum yang digunakan pada

simulasi ini adalah sebagai berikut:

·  Konfigurasi jaringan satu hop seperti pada Gambar

6, dengan N sumber.

·  Seluruh sumber merupakan sumber yang tidak

terbatas. Layer TCP selalu memiliki data untuk

dikirim sejauh diijinkan oleh window TCP.

·  Aliran data searah. Hanya sumber TCP yang

mengirimkan data sedangkan destinasi hanya

mengirimkan acknowledgment.

·  Seluruh saluran memiliki bandwidth 155,52 Mbps.

·  Seluruh saluran memiliki waktu tunda transmisi

yang sama yaitu 2´(waktu pelayanan sel ATM)

atau 5.6 ms .

·  Ukuran window penerima maksimum adalah 64000

byte (nilai default TCP).

·  Kebijakan pengiriman ACK adalah pengiriman

tanpa waktu tunda. Setelah segmen diterima, ACK

segera dikirim,

·  Durasi simulasi 10 detik (waktu simulasi). Data

performansi system diambil setiap periode 100 ms.

·  Seluruh sumber TCP mulai mengirim data pada

waktu yang bersamaan.

Konfigurasi N-sumber TCP

Source 1

Source 2

Source N

Dest. 1

Dest. 2

Dest. N

. . . .

. . . .

x x x

Switch Switch

Gambar 6 Konfigurasi N-sumber TCP

·  Perhitungan RTO Adaptif mempergunakan algoritma

Jacobson dengan penundaan RTO secara

eksponensial untuk segmen retransmisi dan algoritma

Karn untuk penentuan sample RTT (Lihat

bagian IV).

·  Kontrol aliran TCP yang digunakan adalah Slow

Start & Congestion Avoidance (TCP Vanilla).

________________________________________________________________________________

TEKNIK ELEKTRO, Vol. 6, No. 3, 2000 15

·  Sisi penerima TCP menggunakan kebijakan penerimaan

(accept policy) berurutan. Hanya segmen

dengan urutan yang benar yang diterima. Segmen

dengan urutan yang salah langsung dibuang.

·  Kebijakan retransmisi mempergunakan pewaktu

(timer) untuk setiap segmen.

Simulasi yang digunakan adalah simulasi waktu diskrit.

Dengan melihat sifat sistem komputer dan waktu

pelayanan switch ATM yang konstan (2,83 ms), maka

pada simulasi ini dipilih sampling rate simulasi sama

dengan periode waktu pelayanan sel ATM. Jadi

proses/keadaan yang terjadi pada sistem dilihat setiap

periode waktu sel.

VIII. Pelaksanaan & Analisis Hasil Simulasi

8.1 Simulasi dengan Manajemen Buffer Tail Drop.

Jumlah sumber TCP pada simulasi ini adalah 10

sumber, dengan laju pengiriman 77.76 Mbps dan ukuran

segmen sebesar 512 byte (12 sel/segmen).

Simulasi dilaksanakan dengan mempergunakan berbagai

manajemen buffer. Berbagai nilai RTO disimulasikan

baik RTO yang telah ditetapkan sebelumnya

(fixed) atau RTO Adaptif berdasarkan perhitungan RTO

dengan algoritma Jacobson. Pada RTO Adaptif,

diselidiki pengaruh perubahan nilai butiran waktu TCP

terhadap kinerja TCP. Hasil simulasi dapat dilihat pada

Gambar 7.

500 1000 1500 2000 2500 3000 3500 4000

0.1

0.2

0.3

0.4

0.5

0.6

0.7

0.8

0.9

1

Kapasitas Buffer

Efisiensi

Efisiensi TCP pada UBR

100 ms

50 ms

10 ms

5 ms

1 ms

0.5 ms

BW: 100 ms

BW: 50 ms

BW: 10 ms

BW: 5 ms

BW: 1 ms

BW: 0.1 ms

BW: 0.003 ms

file:e1td

Gambar 7. Efisiensi TCP Sumber Identik dengan RTO

tetap (berbagai nilai) dan RTO Adaptif (dengan

berbagai nilai butiran-waktu/BW).

Efisiensi TCP pada UBR sangat tergantung dengan nilai

RTO. Penggunaan RTO yang konstan memiliki resiko

penurunan efisiensi dan pada kenyataannya sangat sulit

untuk menentukan nilai RTO yang optimal karena

kondisi jaringan beban jaringan berubah-ubah. Pada

penggunaan RTO adaptif efisiensi tergantung dengan

nilai butiran waktu TCP.

Secara umum efisiensi TCP meningkat sejalan dengan

ditingkatkannya kapasitas buffer yang digunakan.

Analisis Hasil Simulasi:

Pada penggunaan manajemen buffer Tail Drop, utilisasi

jaringan sangat rendah. Hal ini disebabkan oleh alasan

berikut:

a. Pembuangan pada level sel mengakibatkan

terjadinya pembebanan jaringan oleh segmensegmen

dengan jumlah sel yang tidak lengkap.

Segmen yang tidak lengkap tersebut harus dikirim

ulang.

b. Saat sumber TCP mendeteksi adanya kongesti pada

jaringan maka TCP akan menunggu timeout untuk

pengiriman ulang (ditentukan oleh besarnya RTO).

Pada kondisi ini akan terdapat sejumlah waktu

pengiriman yang hilang.

Kondisi a dan b diatas akan mengakibatkan efek

sinkronisasi pada TCP, dimana sumber membanjiri

jaringan secara bersamaan sehingga segera terjadi

luapan pada buffer (kongesti). Pada saat kongesti,

seluruh sumber secara bersamaan menghentikan pengiriman

segmen (menunggu timeout) dan menurunkan

window pengiriman, kemudian kembali membanjiri

jaringan secara bersamaan (sinkron). Efek ini akan

membuat waktu efektif pengiriman akan semakin kecil

(efesiensi rendah).

Gambar 8. memperlihatkan jumlah segmen yang

diterima untuk setiap selang waktu 10 ms. Terlihat

bahwa terdapat selang waktu dimana samasekali tidak

ada segmen yang diterima sebagai akibat dari terjadinya

sinkronisasi. Pada selang waktu ini, seluruh sumber

TCP sedang menunggu pengiriman ulang.

Dengan mempergunakan timeout pengiriman ulang

(RTO) yang lebih kecil maka kehilangan waktu karena

menunggu akan semakin sedikit.

Penentuan RTO memegang peranan penting. Selang

waktu selama menunggu pengiriman ulang dimaksudkan

untuk memberikan kesempatan kepada jaringan

membersihkan kongesti yang terjadi. RTO yang terlalu

besar akan mengakibatkan kehilangan waktu pengiriman

sedangkan RTO yang terlalu kecil akan mengakibatkan

kesalahan pada sumber untuk memperkirakan

kondisi jaringan.

Pada RTO yang terlalu kecil, trigger timeout untuk

pengiriman ulang terjadi pada saat jaringan belum

mengalami kongesti. Dalam keadaan ini sumber

menganggap telah terjadi kongesti dan TCP akan

menurunkan window pengiriman serta melakukan

pengiriman ulang. Keadaan ini akan terus terjadi sampai

________________________________________________________________________________

TEKNIK ELEKTRO, Vol. 6, No. 3, 2000 16

dicapainya keseimbangan antara besarnya window TCP

dan RTO (bukan terhadap beban jaringan).

Pada kondisi ini pendudukan buffer dikendalikan oleh

RTO (buffer tidak dapat dimanfaatkan secara optimal).

Peningkatan kapasitas buffer tidak akan memberikan

pengaruh pada peningkatan efisiensi, karena hanya

sebagian buffer yang terisi. Lihat Gambar 7 untuk

penggunaan RTO sebesar 1 ms dsan 0.5 ms.

Dari hal tersebut diatas dapat disimpulkan bahwa tingkat

utilisasi akan meningkat jika digunakannya RTO

yang semakin kecil dan ruang buffer tetap dimanfaatkan

dengan optimal.

Penggunaan RTO yang terlalu besar (100 ms) akan

mengakibatkan rendahnya efisiensi dan fairness. Sumber

yang mengalami retransmisi akan kehilangan waktu

pengiriman (efisiensi rendah) dan pada saat pelaksanaan

pengiriman ulang, sel-sel yang dikirim memiliki

peluang yang terbuang yang sama dengan sel dari

sumber lain. Sumber yang terlanjur memiliki CWND

rendah akan sulit untuk ditingkatkan penetrasi.

Tingkat utilisasi tertinggi pada simulasi ini terjadi pada

penggunaan RTO sebesar 10 ms. Pada kenyataannya

sangat sulit untuk menentukan RTO yang paling

optimum karena hal ini sangat tergantung kepada beban

jaringan (jumlah sumber), kapasitas buffer dan waktu

tunda transmisi. Setiap koneksi sangat mungkin untuk

memiliki waktu tunda transmisi yang berbeda-beda dan

berubah terhadap waktu. Penggunaan RTO pada nilai

tertentu (konstan) memiliki resiko terhadap penurunan

efisiensi.

Untuk mengatasi hal ini dapat digunakan RTO yang

bersifat adaptif terhadap kondisi jaringan. TCP mempergunakan

satuan waktu (time granularity) atau butiran

waktu tertentu untuk menyatakan besaran timeout.

Umumnya butiran waktu yang digunakan sebesar 100

ms.

Dari Gambar 7 terlihat bahwa butiran waktu sebesar 100

ms memberikan tingkat kinerja yang rendah. Hal ini

karena butiran waktu yang digunakan jauh lebih besar

dari nilai RTT, sehingga perhitungan RTO akan menghasilkan

nilai yang konstan (sebesar 1 butiran waktu

atau 100 ms). Kondisi ini hampir sama dengan

penggunaan RTO tetap sebesar 100 ms.

Gambar 8. Jumlah segmen yang berhasil diterima dalam

setiap selang waktu 10 ms.

Semakin kecil nilai butiran waktu maka nilai observasi

RTT akan semakin akurat sehingga hasil perhitungan

RTO (lihat bagian IV) akan semakin sesuai dengan

kondisi jaringan.

Dari hasil simulasi, penggunaan butiran waktu 10 ms,

0.1 ms dan 0.0028 ms menghasilkan tingkat efisiensi

yang paling tinggi, sedangkan penggunaan butiran

waktu 5 ms dan 1 ms ternyata menghasilkan tingkat

efisiensi yang relatif konstan terhadap kapasitas buffer.

Fenomena ini kami sebut sebagai fenomena kesalahan

observasi RTT dan dapat dijelaskan sebagai berikut.

·  Pada awal pengiriman segmen, masing-masing

sumber TCP hanya mengirim satu segmen (fase

slow start). Pendudukan buffer yang rendah akan

menghasilkan RTT yang rendah. Tetapi sumber

TCP menghitung besarnya RTT berdasarkan

butiran waktu yang digunakan (RTT merupakan

kelipatan dari butiran waktu). Untuk butiran waktu

5 ms, RTT terkecil adalah 5 ms padahal

kenyataanya pada tahap awal RTT lebih kecil dari 5

ms dan meningkat sejalan dengan peningkatan

beban jaringan.

·  Algoritma Jacobson menghitung RTO berdasarkan

rataan deviasi. Nilai RTT yang konstan atau tanpa

deviasi akan menghasilkan RTO yang mendekati

nilai RTT (lihat BAB IV dan Gambar 4).

·  Pada saat RTT melebihi nilai butiran waktu (5 ms)

maka akan terjadi trigger timeout dan TCP akan

melakukan pengiriman ulang dan menurunkan

CWND padahal buffer belum terisi penuh. Kondisi

ini hampir sama dengan kondisi pada penggunaan

RTO tetap yang lebih kecil dari RTT.

Untuk lebih jelasnya perihal fenomena kesalahan

observasi RTT dapat dilihat Gambar 9.

Penggunaan butiran waktu 1 ms akan mengakibatkan

terjadinya kesetimbangan pada nilai RTO yang merupakan

kelipatan 1 ms dan lebih kecil dari 5 ms sehingga

menghasilkan tingkat efisiensi yang lebih rendah. Kon________________________________________________________________________________

TEKNIK ELEKTRO, Vol. 6, No. 3, 2000 17

disi ini merupakan kondisi khusus pada sistem dengan

sumber identik dan tak terbatas.

Besarnya nilai butiran waktu menjadi sangat penting

(lihat Gambar 7). Semakin kecil nilai butiran waktu,

maka akan menambah kompleksitas pada TCP. Kami

menganjurkan untuk menggunakan butiran waktu

dengan nilai sedikit lebih besar dari RTT maksimum.

8.2. Peningkatan Kinerja dengan Perbaikan pada

Kebijakan Pembuangan Sel

Kinerja TCP pada UBR (manajemen buffer tail-drop)

yang rendah dapat ditingkatkan dengan mengunakan

manajemen buffer dengan mekanisme pembuangan

pada level paket. Pada penggunaan manajemen buffer

EPD (Early Packet Discard) peningkatan yang didapat

mencapai 117% untuk kapasitas buffer 1000 sel, tetapi

dari segi fairness terjadi penurunan yang cukup

signifikan (26%) seperti dilaporkan pada [6].

10

-3

10

-2

10

-1

10

0

10

1

10

2

0.4

0.5

0.6

0.7

0.8

0.9

1

Efisiensi TCP pada UBR (Tail Drop)

Butiran Waktu TCP (ms)

Efisiensi

1000 sel

2000 sel

3000 sel

4000 sel

Gambar 9 Efisiensi TCP Sumber Identik terhadap

Butiran Waktu TCP pada berbagai kapasitas buffer.

Penggunaan manajemen buffer dengan kebijakan

pembuangan berdasarkan pendudukan tiap-tiap VC

(Selective Drop dan Fair Buffer Allocation) mampu

memberikan peningkatan baik pada efisiensi maupun

pada fairness.

Peningkatan yang didapat harus dibayar dengan meningkatnya

kompleksitas jaringan (switching).

Perbandingan efisiensi jaringan dengan digunakannya

manajemen buffer yang berbeda dapat dilihat pada

Gambar 10 untuk nilai butiran waktu TCP sebesar 100

ms dan Gambar 11 untuk nilai butiran waktu TCP

sebesar 10 ms.

Pembuangan pada level paket dapat mengurangi beban

jaringan. Jika pembuangan tidak memperhatikan kontribusi

beban dari masing-masing VC maka koneksi yang

terlanjur memiliki window pengiriman yang kecil tidak

akan mampu untuk meningkatkan windownya sehingga

dihasilkan tingkat fairness yang rendah.

Jelas terlihat bahwa perubahan nilai butiran waktu TCP

memiliki pengaruh yang sangat signifikan disamping

penggunaan manajemen buffer. Semakin kecil nilai

butiran waktu TCP berarti tingkat akurasi perhitungan

RTT akan meningkat.

500 1000 1500 2000 2500 3000 3500 4000

0.1

0.2

0.3

0.4

0.5

0.6

0.7

0.8

0.9

1

Kapasitas Buffer

Efisiensi

Efisiensi TCP pada UBR dengan Berbagai Manajemen Buffer

Butiran Waktu TCP 100 ms

TD

EPD

SD

FBA

Gambar 10. Efisiensi untuk berbagai Manajemen

Buffer, Nilai Butiran Waktu TCP 100 ms

500 1000 1500 2000 2500 3000 3500 4000

0.1

0.2

0.3

0.4

0.5

0.6

0.7

0.8

0.9

1

Kapasitas Buffer

Efisiensi

Ef isiensi TCP pada UBR dengan Berbagai Manajemen Buf fer

Butiran Waktu TCP: 10 ms

TD

EPD

SD

FBA

Gambar 11. Efisiensi untuk berbagai Manajemen

Buffer, Nilai Butiran Waktu TCP 10 ms

IX. Kesimpulan dan Penelitian lebih Lanjut

Dari hasil analisis hasil simulasi, dapat disimpulkan halhal

berikut:

·  Penggunaan RTO dengan nilai tertentu (tetap) memiliki

resiko penurunan performansi TCP pada

UBR. Pemilihan RTO dengan nilai yang lebih kecil

dari waktu tunda RTT akan memberikan tingkat

efisiensi yang rendah dan konstan terhadap kapa________________________________________________________________________________

TEKNIK ELEKTRO, Vol. 6, No. 3, 2000 18

sitas buffer. Ruang buffer tidak dapat digunakan

secara optimal.

·  Peningkatan performansi dengan menggunakan

RTO adaptif tergantung dengan nilai butiran waktu

TCP. Butiran waktu 100 ms pada TCP merupakan

nilai yang terlalu besar jika digunakan pada LAN

ATM. Disarankan untuk menggunakan nilai butiran

waktu sedikit lebih besar dari nilai RTT

maksimum.

·  Penggunaan sumber TCP identik pada simulasi

memungkinkan terjadinya fenomena kesalahan

observasi RTT untuk nilai butiran waktu TCP

tertentu.

·  Penggunaan manajemen buffer dengan mekanisme

pembuangan selektif (SD/FBA) akan meningkatkan

efisiensi dan fairness.

·  Pemilihan nilai butiran waktu TCP yang optimal

untuk meningkatkan kinerja TCP pada ATM

(UBR) memberikan pengaruh yang lebih dominan

dibandingkan dengan pemilihan manajemen buffer.

(Lihat Gambar 10 dan Gambar 11).

Penelitian lebih lanjut pada lingkungan trafik yang

berbeda akan dapat memberikan gambaran kinerja TCP

pada ATM dengan lebih lengkap dan diharap dapat

menjawab pengaruh perbedaan laju sumber dan perbedaan

ukuran segmen terhadap kinerja TCP.