关注拥塞控制和服务质量的重要方面数据通信量 data traffic 。在拥塞控制中，尽量避免通信拥塞；在服务质量上，尽量为通信量创造合理的环境。因此，在讨论拥塞控制和服务质量之前，首先讨论数据通信本身。

通信量描述符 traffic descriptors 描述数据流定性值。图24.用这些值描述通信量。

平均数据速率 average data rate 在一段时间内发送的数据位数除以该时间所包含的秒数。我们使用以下等式：
$$\text{Averagedatarate}=\frac{\text{amount of data}}{\text{time}}$$

平均数据速率是通信量的一个非常有用的特性，因为它表明通信量所需要的平均带宽。

峰值数据速率 peak data rate 定义了通信量的最大数据速率，如图24.1所示，它是 $y$ 轴方向上的最大值。峰值数据速率是一个很重要的概念，因为它表明让通信量通过网络、且无须改变数据流的情况下，网络所需的峰值带宽。

虽然峰值数据速率是很关键的，但是如果峰值持续时间很短，那么它通常可忽略不计。例如，如果数据正 $1\text{Mbps}$ 的速率稳定地传送，而突然以 $2\text{Mbps}$ 的峰值数据率传送了 $1\text{ms}$ ，网络也许可以处理这种情况。但是如果峰值速率持续 $60\text{ms}$ ，那么网络可能会出问题。最大突发长度 maximum burst size 一般是指以峰值速率传输通信量的最大时间长度 the maximum length of time the traffic is generated at the peak rate 。

有效带宽 effective bandwidth 是指网络需要分配给通信流的带宽。有效带宽是三个值的函数：平均数据速率、峰值数据速率和最大突发长度。有效带宽的计算过程非常复杂。

根据需要，数据流可以用以下通信量特征值 traffic profiles 之一来表述：恒定比特率、可变比特率或突发性。如图24.2所示。

在恒定比特率 constant-bit-rate, CBR 或固定速率的通信量模型中，具有恒定不变的数据速率。在这种类型的流中，平均数据速率和峰值数据速率是相同的，最大突发长度是无效的。对于一个网络而言，这种类型的通信量是可预知的，因而很容易处理。网络可以提前知道，要分配多少带宽给这种类型的流。

在可变比特率 variable-bit-rate, VBR 类型中，数据流的速率随时间发生平滑的、而非突然的或急剧的变化。在这种类型的流中，平均数据速率和峰值数据速率是不同的。最大突发长度通常是一个很小的值。与恒定比特率的通信量相比，这种类型的通信量更难处理，但是它一般不需要重新整形，这将在后面可以看到。

突发性数据 bursty data 是指在很短的时间内数据速率突然发生了变化。例如，它可能在几微秒内从零猛增到 $1\text{Mbps}$ ，或从 $1\text{Mbps}$ 猛降为零。它也可能在这个值上保持一会儿。在这种类型的数据流中，平均比特率和峰值比特率非常不同，最大突发长度非常重要。对于网络，这是最难处理的一种通信量类型，因为其特征值是不可预知的。为了处理这种类型的通信量，网络通常需要使用重新整形技术 reshaping techniques ，对其进行重新整形。这种技术稍后将会看到。突发性通信量是网络中发生拥塞的主要原因之一。

拥塞 congestion 是分组交换网络 packet-switched network 中的一个重要问题。如果网络中的载荷 load（发送到网络中的分组数量），超过了网络的容量 capacity（网络中能处理的分组数量），那么在网络中就可能发生拥塞。拥塞控制 congestion control 指的是控制拥塞、使载荷低于网络容量的机制和技术。

为什么在网络中会发生拥塞？事实上，拥塞可能发生在任何涉及等待机制的系统之中 Congestion happens in any system that involves waiting 。例如，发生在高速公路上的拥塞是因为车流的某些异常，如在高峰期的事故，可能造成交通阻塞。在网络或者互联网络中也会发生拥塞，这是因为路由器和交换机中存在队列——在处理前、后保存分组的缓冲区。例如，路由器的每个接口中，都有输入队列和输出队列。当分组到达输入接口时，在将其转发前要经历三个步骤，如图24.3所示。

1. 在等待检验时，将分组置于输入队列的尾部。
2. 一旦分组到达了队列的前端，路由器的处理模块就将其从输入队列中移除，并运用路由表和目的地址来查找其路由。
3. 将分组置于适当的输出队列中，等待发送。
   
   这里需要注意两个问题。第一 ，如果分组的到达速率高于分组的处理速率，那么输入列会变得越来越长。第二，如果分组的转发速率低于分组的处理速率，输出队列也会变得越来越长。

拥塞控制包括了两个测试网络性能的要素：延迟 delay 和吞吐量 throughput 。图24.4说明了作为载荷函数的这两个性能度量。

• 延迟和载荷：注意，当载荷比网络容量小得多时，延迟 delay 最小。最小延迟是由传播延迟和处理延迟所组成的，并且它们都可以忽略不计。然而，当载荷达到网络容量时，延迟就会急剧增加，因为我们现在需要将 队列中的等待时间（对于路径中的所有路由器） 添加到总延迟中。注意，当载荷大于网络容量时，延迟会变为无穷大。
  如果这还不能说明问题，请考虑一下，在「几乎没有分组到达目的端」或「经过无穷大的延迟到达目的端」时队列的长度，此时队列变得越来越长。延迟会加重载荷，并因此会导致拥塞现象发生。当分组被延迟时，源端就会在没有收到确认的情况下重发分组，这个过程则会加重延迟和拥塞。
• 吞吐量和载荷：在【计算机网络】第二部分 物理层和介质(3) 数据和信号中，将吞吐量定义为在 $1$ 秒内通过一个节点的位数。可以将位换成分组、将节点换成网络，从而扩展这个定义，将网络吞吐量 throughput 定义为单位时间内通过网络的分组数量。
  注意，当载荷小于网络容量时，吞吐量随载荷的增加成比例地增长。当载荷达到网络容量后，期望吞吐量保持恒定。但是实际情况恰好相反，吞吐量会急剧下降。原因是路由器丢弃了分组。当载荷超过网络容量时，队列饱和了，此时路由器不得不丢弃一些分组。丢弃分组并不能减少网络中分组的数量，因为当分组没有到达目的端时，源端就运用超时机制重发它们。

拥塞控制是指在拥塞发生之前预防拥塞、或在拥塞发生之后消除拥塞的技术和机制。通常，我们把拥塞控制分为两大类：开环拥塞控制（预防）和闭坏拥塞控制（消除）。如图24.5所示。

在开环拥塞控制 open-loop congestion control 中，在拥塞发生之前，应用某种策略来预防拥塞现象的发生。在这些机制中，源端或目的端都可以处理拥塞控制。下面简要列出能预防拥塞的几种策略。

有时重发是不可避免的。如果发送方认为一个发送分组丢失或损坏，则该分组就需要重发。重发一般在网络上会增加拥塞现象，然而一个好的重传策略 retransmission policy 能预防拥塞，必须优化设计重传策略和重传定时器，使之具有高效率，并用来预防拥塞。例如，TCP所用的重传策略被设计用来防止和减轻拥塞。

发送方窗口的类型也会影响拥塞。对拥塞控制而言，选择性重复窗口 Selective Repeat window 要优于回退N帧窗口 Go-Back-N window。在回退N帧窗口中，当一个分组的计时器到时，可以重发多个分组，尽管其中一些分组可能已安全与可靠地到达接收方，但这种重复会使拥塞更加严重。而选择性重复窗口试图发送那些被丢失或损坏的特定分组。

接收方使用的确认策略 acknowledgment policy 也可能影响拥塞。

• 如果接收方并不对它所接收的每一个分组进行确认，则它会使发送方放慢发送速度，从而有助于预防拥塞。有些协议就是采用这种办法。
• 接收方有一个要发送的分组或一个特定的计时器到时，接收方才发送一个确认。
• 接收端可以决定每次对 $N$ 个分组仅发送一个确认。

我们要知道确认也是网络中负载的一个部分，发送确认越少意味着网络的负载 load 越轻。

路由器使用好的丢弃策略 discarding policy 可以预防拥塞，同时不破坏传输的完整性。例如，在声音传输中，如果在可能发生拥塞时丢弃那些不敏感的分组，则仍可保证声音的质量，并且还能预防或减轻拥塞现象的发生。

在虚电路网络 virtual-circuit networks 中，许可策略 admission policy 是一种服务质量机制，也能预防拥塞。在允许数据流进入网络之前，与数据流通路相连的交换机首先检查其资源需求，如果网络有拥塞或可能出现拥塞，路由器将拒绝建立虚电路。

在拥塞发生之后，采用闭环拥塞控制 closed-loop congestion control 可以缓解拥塞状况。不同的协议采用了多种机制，下面对这几种机制进行介绍。

背压 backpressure 技术是一种拥塞控制机制。在这种技术中，一个拥塞点停止接收来自直接上行节点、或一些近邻节点的数据。这会引起上行节点或一些近邻节点发生拥塞，它们依此拒绝它们的上行节点或一些近邻节点的数据，依此类推。

背压是点到点拥塞控制，它从一点开始，然后传播，沿着数据流反方向到达源端。背压技术仅用于虚电路网络——在虚电路网络中，每个节知道数据的流是来自它的上行节点。图24.6表示了背压的思想。

在图24.6中，节点 III 有了超出它处理能力的输入数据，它停止将某些分组放入输入缓存区中，并通知节点 II 降低传输速率。节点 II 由于降低输出数据流的速率，可能会拥塞。如果节点 II 拥塞，则它通知节点 I 降低传输速率，它也可能会形成拥塞。如果是如此，则节点 I 通知源端降低数据传输速率。这样可以及时减轻拥塞。注意：为了消除阻塞，对节点 III 的压力反向移动到摞端。

我们讨论过的 一些虚电路网络不使用背压策略。但是，在第一个虚电路网络X.25，使用过这策略。这种技术在数据报网络不可能实现，因为在这种类型的网络中，一个节点（路由器）没有关于上行节点的知识。

抑制分组 choke packet 是一个分组，该分组由节点发送给源端，通知它发生拥塞的情况。注意背压和抑制分组方法的不同：

• 在背压方法中，警告从一个节点到它的上行节点，虽然警告可能最后到达源端。
• 在抑制分组方法中，警告从已经发生拥塞的路由器直接传到源端，该分组经过的那些中间节点没被警告。

在ICMP中已看到过这种控制类型。当因特网中一个路由器被大量的IP数据报淹没时，它可能丢弃一些数据报，但它使用一个ICMP源站抑制报文通告源主机。警告报文直接发送给源站点，中间的路由器不进行任何处理。图24 .7表示抑制分组的思想。

在隐含信令 implicit signaling 中，拥塞节点或节点们 the congested node or nodes 与源端之间没有通信。源端能从其他有关征兆中，察觉出在网络某处有拥塞。例如，当源端发送多个分组，暂时还没有收到确认时，一种设想是网络发生了拥塞。在接收确认过程中发生的延迟现象，就可以认为网络发生了拥塞：源端应该降低发送速率。在后面讨论TCP拥塞控制时，将看到这种类型的信令。

发生拥塞的节点能发送一种显式信令 explicit signaling 通知源端或目的端发生了拥塞。但是，显式信令方法与抑制分组方法是不同的：

• 在抑制分组方法中，有一个单独的分组用于此目的；
• 而在显式信令方法中，信号包含在携带数据的分组中。

就像在帧中继拥塞控制中所看到的那样，显式信令也具有前向或后向特征。

• 后向信令 backward signaling ：将一个位设置在分组中，并使之向与拥塞发生方向相反的方向移动。该位提示源端网络发生了拥塞，并提示它需要放慢发送速度，以避免分组的丢失。
• 前向信令 forward signaling ：将一个位设置在分组中，并使之向发生拥塞的方向移动。该位提示目的端网络发生了拥塞。在此情况下，接收端能使用诸如「放慢确认发送速度的策略」来减轻拥塞。

为了更好地理解拥塞控制的概念，我们举两个例子：一个是TCP中的拥塞控制（重传、窗口、确认、隐含信令），另一个是帧中继中的拥塞控制（显式信令）。

在【计算机网络】第五部分 传输层(23) UDP、TCP和SCTP中已讨论过TCP，现在说明TCP如何利用阻塞控制，避免或减轻网络中的拥塞。

在(23) UDP、TCP和SCTP中，曾提到过流量控制，并试图讨论「如何解决接收方由于大量数据的到来而陷入瘫痪」的情况。须知，发送方窗口大小取决于接收方可用的缓冲空间 rwnd ，即假设只有接收方能够规定发送方的发送方窗口大小。在这里完全忽视了另一个实体——网络。如果网络无法以发送方创建的速度传递数据，它必须告诉发送方减慢发送速率。也就是说，除了接收方之外，网络应当是确定发送方窗口大小的第二个实体。

现在，发送方窗口大小不仅取决于接收方，而且还取决于网络拥塞的情况。发送方有两种信息：接收方通告的窗口大小 receiver-advertised window, rwnd 和拥塞窗口大小 congestion window, cwnd ，实际的窗口大小是这两者中的最小者（实际的窗口大小 = min(rwnd, cwnd)）。我们简要说明如何确定拥塞窗口大小。

TCP处理拥塞的一般策略基于三个阶段：慢速启动（指数增长）、拥塞避免（加性增加）和拥塞检测（乘性减少）。在慢速启动阶段，发送方用很慢的传输速率开始，但迅速地增加到阈值 threshold 。在达到阈值时，为了避免拥塞而降低数据速率。最后，如果检测到拥塞，则发送方根据检测到拥塞的方式，返回慢启动或拥塞避免阶段 the sender goes back to the slow-start or congestion avoidance phase based on how the congestion is detected 。

TCP拥塞控制所使用的一种算法称为慢速启动 Slow Start: Exponential increase 。这种算法也是基于「拥塞窗口的大小 cwnd 从一个最大段长度MSS开始」的思想。MSS是在连接建立期间，由「相同名称的选项 an option of the same name 」所确定的（最大段长度选项）。每次接收到一个确认时，窗口大小增加一个MSS值。正如其名，窗口是慢速启动，但是按指数规则增长的。

为了说明这个思想，让我们观察图24.8。注意：为了使讨论更清晰，这里进行了三个简化。使用段的个数而不是字节的个数（好像每段仅有一个字节）；假定 rwnd 比 cwnd 大得多，这样发送方窗口大小永远等于 cwnd ；还假定每段都是单独进行确认。

• 发送方以 cwnd= 1MSS 开始，这意味着发送方仅能发送一个段。
• 接收到段 $1$ 的确认后，拥塞窗口增加 $1$ ，cwnd 是 $2$ 。这意味着现在可发送另外两个段。当接收到每一个确认时，窗口大小都增加 1MSS 。
• 接收到段 $2,3$ 的确认后，拥塞窗口增加 $2$ ，cwnd 是 $4$ 。这意味着现在可发送另外四个段。
• 接收到段 $4,5,6,7$ 的确认后，拥塞窗口增加 $4$ ，cwnd 是 $8$ 。这意味着现在可发送另外八个段。
• 当所有 $7$ 个段都被确认时，cwnd = 8MSS 。

如果我们按照（整个窗口中的所有段被确认的）传输次数观察 cwnd 的大小，则发现其速率是按指数规律增长如下所示：

需要指出的是，如果有被延迟的 ACK ，则窗口大小的增长小于 $2$ 的幂 if there is delayed ACKs, the increase in the size of the window is less than power of 2 。

慢速启动不能一直继续下去，拥塞窗口大小按指数规律增长，直到到达阈值，就必须停止该阶段。发送方保存一个称为慢速启动阈值 slow-start threshold, ssthresh 的变量，当「拥塞窗口中的字节（这里简化为段数）」达到这个阈值时，慢速启动阶段结束、而下一个阶段开始。在大多数实现中，ssthresh 一直是 $65535$ 字节。

如果我们以慢速启动算法开始，则拥塞窗口大小按指数规律增长。为了在拥塞发生之前避免拥塞，必须降低指数增长的速度。TCP定义了另一个算法，称为拥塞避免 congestion avoidance ，这个算法是加性增加 additive increase 、而非指数增加。当拥塞窗口的大小达到慢速启动的阈值时，慢速启动阶段停止，加性增加阶段开始。

在这个算法中，每次整个窗口所有段都被确认（一次传输）时，拥塞窗口才增加 $1$ 。为了说明这个概念，将这个算法应用到与慢速启动相同的情况中，尽管我们将看到，拥塞避免算法通常在窗口的大小远远大于 $1$ 时启动 the congestion avoidance algorithm usually starts when the size of the window is much greater than 1 。图24.9表示这个思想。在这种情况下，发送方接收到「对一个完整窗口大小段的那些确认」后，窗口大小才增加一个段。即在拥塞避免算法中，拥塞窗口大小是加性增加的，直到检测到拥塞。

如果我们按照传输次数观察 çwnd 的大小，则发现其速率是按加性规律增长，如下所示：

如果发生拥塞，拥塞窗口的大小必须减小。发送方能推测出发生拥塞现象的唯一方法，是需要重传段 The only way the sender can guess that congestion has occurred is by the need to retransmit a segment 。可是重传是在两种情况下发生：重传计时器到时或接收到了三个 ACK 。在这两种情况下，阈值就下降一半，即乘性减少 multiplicative decrease 。大多数TCP实现包含两个反应：

1. 如果计时器到时，那么存在着非常严重的拥塞的可能性——一个段可能己在网络中丢失，并且没有关于该发送段的消息。在这种情况下，TCP做出强烈的反应：
   a. 设置阈值为当前拥塞窗口大小的一半 ssthresh = cwnd / 2 ；
   b. 设置 cwnd 为一个段的大小 cwnd = MSS / 2 ；
   c. 启动慢速启动阶段。
2. 如果接收到三个 ACK ，那么存在着轻度拥塞的可能性——一个段可能已丢失，但自从接收到三个 ACK 后，有一些段可能已安全到达。这称为快速传送和快速恢复 fast transmission and fast recovery 。在这种情况下，TCP做出轻度的反应：
   a. 设置阈值为当前拥塞窗口大小的一半 ssthresh = cwnd / 2 ；
   b. 设置 cwnd 为阈值（有些实现是阈值加上三个段），注意先后顺序；
   c. 启动拥塞避免阶段。

用下列方法之一对拥塞检测做出反应：

• 如果检测出计时器到时，那么一个新的慢速启动阶段开始。
• 如果检测出三个 ACK ，那么一个新的拥塞避免阶段开始。

在图24.10中，概括了TCP的拥塞策略与三个阶段之间的关系。

在图24.11中给出了一个例子。假定最大窗口大小 ssthresh 是 $32$ 个段，阈值设置为 $16$ 个段（最大窗口的一半）。在慢速启动阶段，窗口大小从 $1$ 开始按指数规律增长，直到它达到阈值。当它达到阈值后，拥塞避免（加性增加）过程允许窗口大小线性增长，直到计时器到时或到达最大窗口大小。

在图24.11中，当窗口大小为 $20$ 时，计时器到时。此时，进入乘性减少过程，将阈值设置为当前窗口大小的一半。当计时器到时，当前窗口大小是 $20$ ，因此现在阈值是 $10$ 。TCP再次进入慢速启动，并置窗口大小为 $1$ 。当到达新的阈值时，TCP进入加性增加阶段。当窗口大小为 $12$ 时，三个 ACK 事件发生。再次进入乘性减少过程，阈值和窗口大小设置为 $6$ ，这时TCP进入加性增加阶段，该阶段一直维持到另一个计时器到时、或者另外三个 ACK 事件发生为止。

帧中继网络中的拥塞，会导致吞吐量降低和延迟增加，高吞吐量和低延迟是帧中继协议的主要目标。帧中继协议没有流量控制机制。另外，帧中继允许用户传送突发性数据。这意味着，帧中继网络有可能因为通信量过大、而发生拥塞现象，因此需要有拥塞控制机制。

为了避免拥塞，帧中继协议在帧中利用 $2$ 个位，明确地提示源端和目的端拥塞的发生（显式信令）。

• 后向显式拥塞通知 backward explicit congestion notification, BECN 位提示发送方网络中的拥塞情况。因为帧是从发送方传送出来的，有人可能问这是如何实现的。实际上有两种方法：交换机利用来自接收方的响应帧（全双工模式）；或者为了特定的目的，交换机可使用一个预定义连接 DLCI=1023 来发送专门的帧。发送方仅通过减小数据速率，对该提示信息做出响应。图24.12说明了运用BECN的情况。
  
• 前向显式拥塞通知 forward explicit congestion notification, FECN 位是用来提示接收方网络中拥塞的情况。有可能会出现「接收方不能采取任何措施来减轻拥塞」的情况。但是，帧中继协议假定：发送方和接收方能相互通信，并在较高层使用某种类型的流量控制机制。例如，如果在较高层有确认机制，接收方就能延迟发送确认，这样就可以迫使发送方放慢发送速度。图24.13说明了运用FECN的情况。
  

当两个端点运用帧中继网络进行通信时，可能会出现四种与拥塞有关的情况。图24.14说明了这四种情况、以及FECN和BECN的值。

服务质量 quality of service , QoS 是一个网络互联问题，对该问题的讨论已经远远超出对它的定义。可以非形式地、将服务质量定义为数据流所追求的某种目标。

按传统的观点，数据流具有四种特性：可靠性、延迟、抖动和带宽，如图24.15所示。

可靠性 reliability 是数据流所需要的一个特性。缺乏可靠性意味着分组或确认的丢失，这些都必须通过重传来弥补。然而，应用层程序对可靠性的敏感程度是不同的。例如，电子邮件、文件传输和因特网访问与电话或音频会议相比，保证其可靠传输更为重要。

源端到目的端的延迟 delay 是另一个数据流特性。此外，不同的应用对延迟的容许程度是不同的。在此情况下，电话、音频会议、视频会议和远程登录都需要最小的延迟，但是在文件传输或电子邮件中，延迟并不那么重要。

抖动 jitter 是属于同一数据流的分组延迟的变化。抖动被定义为分组延迟的变化，较高的抖动意味着在延迟之间的差异较大，而低的抖动意味着差异很小。

例如，如果 $4$ 个分组离开的时间分别是 $0,1,2,3$ ，而到达的时间分别是 $20,21,22,23$ ，则它们都有相同的延迟为 $20$ 。另一方面，如果上述 $4$ 个分组的到达时间分别是 $21,23,21,28$ 。则它们延迟是不同的：$21,22,19,24$ 。对于音频和视频的应用，前者是完全可接受的，而后者是不能接受的。只要延迟对所有的分组都是相同的，分组以短或者长的延迟到达，无关紧要。

在(29)中，将看到多媒体通信如何处理抖动。如果抖动高，那么为了使用接收到的数据，就需要执行一些动作。

不同的应用需要不同的带宽。在视频会议中需要发送数百万比特率来刷新彩色屏幕，但在一封电子邮件中的全部位的个数，甚至都不到一百万。

基于数据流的特性，可将数据流分成不同的组，每组都有相似的特性。这种分类方法既不够规范也不够普遍。一些诸如ATM之类的协议定义了类型的概念，稍后可以看到这一点。

在第24.5节中，根据数据流的特性对QoS进行了定义。本节将讨论一些用于改进服务质量的方法。这里简要地讨论四种常用方法：调度、通信量整形、许可控制和资源预留。

来自不同数据流的分组到达交换机或路由器，并由它进行处理。一种好的调度技术，会以公平合理的方式来对待不同的数据流。现在已经设计了多种调度技术用来改进服务质量，在这里讨论其中的三种技术：FIFO队列、优先权队列和加权公平队列。

在先进先出 first-in first-out, FIFO 队列中，分组在缓冲区（队列）中等待，直到节点（路由器或交换机）准备处理它们为止。如果平均到达速率高于平均处理速率，那么队列将被填满，新的分组将被丢弃。FIFO队列和那些必须在公共汽车站等待汽车的人类似。图24.16说明了FIFO队列的概念。

在优先权队列 priority queuing 中，首先给不同的分组分配一个不同的
到达的优先权类。每个优先权类都有自己的队列，在最高优先权队列中的分组首先得到处理，而最后才对最低优先权队列中的分组进行处理。注意：系统不停地为一个队列提供服务，直到它变空为止。图24.17说明了，具有两个优先权级别的优先权队列（为了简单起见）。

与FIFO队列相比，优先权队列能提供更好的QoS，因为具有较高优先权的通信量（如多媒体），能用较少的延迟到达目的端。但是，优先权队列也有潜在的缺点——如果在高优先权队列中有持续的通信量，那么处于较低优先权队列中的分组将永远得不到处理，这种情形称为"饥饿" starvation 。

较好的调度算法是加权公平队列 weighted fair queuing 。在这种技术中，分组仍然被分成不同的类，并且属于不同的队列。然而，队列是基于队列的优先权来分配权重的，较高的优先权就意味着具有较高的权重。系统以轮换方式来处理每个队列中的分组，所处理的分组的数量等于相应队列的权重。例如，如果这些权重是 $3,2,1$ ，那么就对第一个队列中的 $3$ 个分组、第二个队列中的 $2$ 个分组和第三个队列中的 $1$ 个分组进行处理。如果系统并没有给不同类指定不同的权重，那么所有的权重就是相等的。这就是加权公平队列的原理。图24.18以三个类为例说明了这种技术。

通信量整形 traffic shaping 是一种控制「发送到网络中的通信量和速率」的机制。通信量整形有两种技术：漏桶和令牌桶。

如果桶在底部有一个小洞，只要桶中有水，水便从桶中以不变的速率漏下。如果桶中有水，水漏的速率并不依赖于将水倒入桶中的速率，即输入速率可以发生变化，但是输出速率保持恒定。同样，在网络中一种被称为漏桶 leaky bucket 的技术，能消除突发性通信量。将突发性大块数据存储到桶中，然后以平均速率发送出去。图24.19说明了漏桶和其效果。

在图24.19中，假设网络为每台主机都设定了 $3\text{Mbps}$ 的带宽。使用漏桶对输入通信量进行整形，是为了使通信量符合这个设定的带宽。在图24.19中，主机以 $12\text{Mbps}$ 的速率发送了 $2$ 秒的突发性数据，数据一共是 $24\text{M}$ 位。主机在之后的 $5$ 秒内没有任何反应，然后以 $2\text{Mbps}$ 的速率发送数据，持续时间为 $3$ 秒，此时的全部数据为 $6\text{M}$ 位。主机在 $10$ 秒内总共发送了 $30\text{M}$ 位的数据。在这同样的 $10$ 秒内，漏桶以 $3\text{Mbps}$ 的速率发送数据来使通信量保持平稳。

如果没有漏桶，因为该主机占用了比分配给它的更大的带宽，它开始所发送的突发性数据可能已经导致网络拥塞。漏桶还可以避免拥塞。做个类比，以高峰期间（突发性通信量）的高速公路为例，如果往返者们能错开他们的工作时间，那么高速公路上的拥塞状况就可以得到避免。

简单的漏桶实现过程如图24.20所示。FIFO队列保存了分组。如果这个通信量由固定大小的分组（例如 ATM 网中的信元）组成，那么在每个时钟单位时间内，进程从队列中移除固定数量的分组。

如果通信量是由变长分组组成的，那么固定输出速率必须是基于字节个数或位个数。以下是变长分组的算法：

1. 在计时开始时，将计数器初始化为 $n$ ；
2. 如果 $n$ 比分组的长度大，就发送分组，并将计数器的值减去分组的长度。重复该步骤，直