TP Réseaux matières approfondies. RED et WRED

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1 Facultés Universitaires Notre-Dame de la Paix Institut d informatique TP Réseaux matières approfondies RED et WRED Travail réalisé par Arnaud André Xavier Dubois Fabian Gilson 2 e Maîtrise Info Année académique

2 TABLE DES MATIÈRES Introduction 3 Première partie : Rappel théorique 4 1. RED 4 2. WRED 6 3. Avantages (pour les flux attentifs au contrôle de congestion) 7 Réduction du nombre de paquets supprimés 7 Diminution des délais d attente des paquets 7 Eviter le «lock-out» 7 4. Inconvénients 7 Deuxième partie : La réimplémentation 8 1. Le parcours d'un paquet IP dans le kernel Linux 8 2. iptables 9 3. le module QUEUE 10 Troisième partie : tc Fonctionnement de tc Commandes tc afin d implémenter RED Commandes tc afin d implémenter le WRED En pratique Conclusion 15 Références 16 2

3 INTRODUCTION L architecture de la pile protocolaire Internet repose sur le protocole IP, et une approche Best Effort des communications en réseau. Ce protocole utilisé seul a cependant montré sa faiblesse dans la gestion de la congestion, chaque hôte émettant sans se préoccuper de l état du réseau et donc en risquant de surcharger celui-ci, ce qui oblige les routeurs à supprimer tous les paquets reçus lorsque leur file d attente est pleine. Pour éviter ce problème de «congestion collapse», Jacobson a développé le mécanisme de «congestion avoidance» de TCP, qui diminue la vitesse de transmission des paquets par l expéditeur lorsque celui-ci détecte des pertes répétées[1]. RED (Random Early Detection) est une technique de gestion active des files d attentes sur un routeur. En résumé, cet algorithme permet de supprimer ou de marquer aléatoirement des paquets dans un routeur, avec une probabilité augmentant avec la congestion de celui-ci. Il garantit aussi que la file ne soit jamais pleine. Cela permet d éviter des phénomènes de «Lock-out» (une connexion monopolise l espace de la file d attente au détriment des autres) et de files d attente pleines. En effet, les paquets arrivent souvent en rafale au routeur, ce qui cause leur suppression en rafale si son buffer est plein. Il faut donc un mécanisme qui permet de garantir que la file d attente ne sera jamais remplie, afin de toujours pouvoir accepter et traiter une rafale de paquets. RED et la «congestion avoidance» de TCP sont donc des mécanismes complémentaires pour la gestion de la congestion sur un réseau. Nous allons commencer par un bref rappel théorique du fonctionnement de l algorithme RED et de ses avantages. Ensuite, nous allons décrire notre tentative d implémentation de RED en dehors du noyau Linux et expliquer le fonctionnement de TC. Nous pourrons alors enfin parler des configurations de test du générateur de trafic MGEN et de la paramétrisation de TC. 3

4 PREMIÈRE PARTIE : RAPPEL THÉORIQUE 1. RED Le RED[2][3], Random Early Detection, est un algorithme de gestion de files d attentes. Cependant, contrairement aux autres algorithmes de gestion de files, RED propose de supprimer (ou marquer) des paquets arrivant dans la file d attente avant que celle-ci ne devienne pleine. RED utilise une valeur aléatoire entre 0 et une certaine probabilité de suppression pour décider de jeter ou non le paquet. L algorithme RED se divise en deux partie : l estimation de la taille moyenne de la file (avg) et la décision de supprimer ou pas un paquet arrivant. a) Estimation de la taille moyenne de la file d attente Normalement, l estimation de la taille moyenne de la file devrait être effectuée à intervalle régulier. En pratique, pour une question d efficacité, l estimation se fait par le calcul d une moyenne pondérée de la taille réelle de la file (avg) à l arrivée de chaque nouveau paquet. Le calcul de la taille moyenne de cette file doit prendre en compte le temps durant lequel la file a été vide. De plus, cette valeur peut être calculée indifféremment en nombre de paquets ou en bytes. Cette estimation détermine la taille des rafales de paquets (degree of burstiness) que la file peut contenir. b) Décision de supprimer ou pas le paquet RED décide de jeter un paquet sortant avec une certaine probabilité. Pour cela, RED va utiliser deux variables minth (minimum threshold) et maxth (maximum threshold) qui représente un intervalle de taille pour la file. La décision de supprimer le paquet dépend de la valeur de avg. Voici les trois cas de figure (voir figure 2 : algorithme RED) : minth <= avg < maxth : L algorithme calcule la probabilité de supprimer le paquet de façon linéaire de 0 à maxp (probabilité maximale de dropper un paquet) en fonction de minth, maxth et avg. Ensuite, un nombre aléatoire est tiré afin de décider si le paquet est jeté. Ce nombre aléatoire est choisi, selon les méthodes, à l arrivée de chaque paquet ou seulement quand un paquet est supprimé. avg > maxth : L algorithme supprime le paquet. avg < minth : L algorithme accepte le paquet. La figure 2 illustre très bien cet algorithme (la variable count y compte le nombre de paquets qui ont été mis dans la file depuis que le dernier paquet ait été supprimé)[4]. Enfin, l algorithme teste s il reste des paquets dans la file, sinon, il démarre un timer donnant le temps d inactivité de la file. 4

5 Il a été montré de manière empirique qu une gestion active de file d attente sur le réseau Internet (comme RED) permettait de grands gains de performance. Mais, malheureusement, dans le cas où les paquets sont très petits, l algorithme dégénère et le transfert ne se fera plus au-delà d un paquet par RTT (Round Trip Time). Figure 1 Graphique d une simulation RED La figure 1 nous montre l évolution de la taille de la queue (en rouge) et de la taille moyenne calculée par le RED (en vert) en fonction du temps. Notons que la taille de la queue est en nombre de paquets et que le temps est en seconde. Ce graphique nous montre que RED peut être vu comme un algorithme de gestion modebased. On voit clairement sur le graphique trois politiques différentes de gestion. En jaune, RED met en file tous les paquets entrants, en rouge, il les supprime tous et en bleu, il les supprime sur base d une probabilité. Ces politiques sont en relation directe avec l état de congestion du réseau. Si la taille de la queue reste faible, le réseau est peu ou pas congestionné, on ne droppe donc pas de paquets. Quand la taille de la file augmente, l état de congestion du réseau augmente, on droppe certains paquets. Enfin, quand une grosse rafale (burst) se présente à l entrée, le fait que la file n est jamais entièrement remplie, une partie (ou la totalité) des paquets peut être enfilée et traitée. 5

6 Figure 2 algorithme RED 2. WRED Le WRED (Weighted Random Early Detection) est une extension de l algorithme RED afin de promouvoir une politique avec plusieurs niveaux de priorité. Un routeur fonctionnant en WRED doit posséder autant de files implémentées en RED que de niveaux de priorité désirés. Chaque file s occupe des paquets pour lesquels elle est désignée, chaque paquet se trouve ainsi classé dans la file correspondante. On utilise fréquemment le champ TOS (Type Of Service) du header IP pour classer les paquets. Chaque file étant elle-même gérée par un module RED différent, avec des valeurs différentes de minth, maxth et maxp, chacune d elle permet une politique différente suivant la priorité du paquet. 6

7 3. AVANTAGES (POUR LES FLUX ATTENTIFS AU CONTRÔLE DE CONGESTION) RÉDUCTION DU NOMBRE DE PAQUETS SUPPRIMÉS Garder la taille de la file d attente relativement basse permet d augmenter la capacité d absorber les rafales sans supprimer de paquets. Cela permet donc de diminuer le gaspillage de bande passante dû aux retransmissions de paquets. De plus, TCP se remet plus facilement quand un seul paquet est supprimé que quand toute une rafale disparaît. DIMINUTION DES DÉLAIS D ATTENTE DES PAQUETS En garantissant une petite taille de la file d attente, RED diminue le délai moyen de passage des paquets dans le routeur, ce qui diminue les délais de transmission des paquets entre l expéditeur et le destinataire (end-to-end delay). C est particulièrement le cas pour toutes les applications interactives en temps réel, comme les téléconférences et les jeux en ligne. EVITER LE «LOCK-OUT» Il y a un phénomène de lock-out quand une connexion monopolise l espace de la file d attente au détriment des autres. Dans un système sans gestion active de la file d attente, il est possible celle-ci soit remplie par une rafale d un flux A. Lorsqu une rafale de B arrive, tous ses paquets sont alors supprimés, étant donné qu il n y a plus de place pour les accueillir sur le routeur. RED permet une plus grande équité dans le partage de la bande passante, étant donné qu il y aura normalement toujours assez de place pour accepter une rafale de B. Cependant, pour garantir une vraie équité, il est nécessaire d utiliser des mécanismes de «scheduling» couplés à RED. 4. INCONVÉNIENTS Il existe des expéditeurs qui ne régulent pas leur flux en fonction des indications de congestion (paquet perdu ou marqué). Le fait de supprimer des paquets sur un routeur pousse les expéditeurs de flux TCP à diminuer leur taux d envoi pour ne pas saturer le réseau (congestion avoidance), alors que les expéditeurs de flux UDP ne sont pas mis au courant de la congestion. Ils continuent donc à saturer le réseau, occupant de plus en plus de bande passante au détriment des connexions TCP en cours. 7

8 DEUXIEME PARTIE : LA REIMPLEMENTATION Afin de pouvoir réimplémenter les fonctionnalités du RED et WRED, notre premier objectif fut d'essayer de récupérer l'ensemble des paquets envoyés sur la file de sortie d'une interface et de pouvoir décider de leur sort (drop ou queue). Nous avons donc étudié le fonctionnement interne du kernel linux lors du passage d'un paquet. En connaissant son chemin, on pourra mieux cerner les possibilités d'interfaçage avec le kernel pour implémenter le RED. 1. LE PARCOURS D'UN PAQUET IP DANS LE KERNEL LINUX Le parcours d'un paquet dans les entrailles du kernel Linux peut être résumé par le schéma suivant [5] : Figure 3 Schéma du passage d un paquet dans le kernel 8

9 Le paquet arrive en premier lieu dans la file d'entrée de l'interface réseau. Celui-ci est ensuite transféré par le driver de l'interface dans la mémoire du kernel sous la forme d'une structure sk_buff [6]. Cette dernière sera le contenant de l'information du paquet tout au long de son voyage. Lorsque le kernel prend connaissance du paquet arrivé (grâce à un type particulier d'interruption, une softirq), il appelle la fonction gérant le type du paquet (dans le cas d'ipv4 : ip_rcv()). Juste après ip_rcv(), le paquet va passer à travers les «hooks» (accroches) de netfilter [7] [8]. Ces accroches permettent à des modules kernel d'intercepter les paquets. Ils peuvent ensuite les modifier et décider s'ils peuvent ou non continuer leur chemin. Au nombre de cinq, ces points d'encrage sont répartis tout au long du chemin du paquet et sont représentés par un HOOK dans le schéma. Si le paquet passe les «hooks», la fonction ip_rcv_finish() est appelée. Elle vérifie si la destination du paquet est locale, au quel cas elle appelle ip_local_delivery() pour traitement. Sinon, elle appelle les fonctions de routage afin de savoir où le forwarder et appelle ensuite ip_forward() afin que le paquet soit effectivement forwardé. Finalement, le paquet arrive à la fonction dev_queue_xmit() qui l'ajoute à la file de sortie de l'interface (q->enqueue()) et ensuite appelle le scheduler réseau (q->disc_run()). Lorsque le scheduler le décide, il appelle hard_start_xmit() qui envoie le paquet à l'interface de sortie. Des paquets locaux peuvent évidemment être aussi générés. Ceux-ci démarrent leur voyage par la fonction ip_queue_xmit() et «rejoignent» à la fonction dev_queue_xmit() l'ensemble des paquets en partance. Les paquets subissent de nombreuses vérifications et modifications tout au long des appels de fonctions : - la forme des paquets est testée pour voir s ils correspondent au protocole; - le TTL est décrémenté et vérifié; - un module de NAT peut modifier l'ip source/destination; - le scheduler peut modifier le bit ECN; IPTABLES La solution la plus évidente serait de passer par ces hooks afin de capturer les paquets. Ces accroches sont principalement utilisées par l'utilitaire 'iptables'. Celui-ci permet de configurer, en user space (niveau de privilège hors kernel), les modules kernel. Ces derniers varient du simple module qui rejette tous les paquets, au module qui réalise les opérations nécessaires à l'établissement d'un NAT. Iptables permet de définir quels sont les modules accrochés à chaque hook, de paramétrer ces modules si nécessaire et de définir à quels paquets ils seront appliqués. 9

10 Exemple : iptables -I PREROUTING -i eth0 -s /16 -j DROP Cette dernière ligne attache un module de type «DROP» au hook de PREROUTING (correspondant à celui après ip_rcv()) qui sera uniquement traversé par les paquets venant de l'interface eth0 et dont l'adresse source est de type x.x. 3. LE MODULE QUEUE Dans l'ensemble des modules qu'iptables propose, nous en avons retenu un qui correspond exactement aux besoins que nous avions spécifiés : le module «QUEUE». Ce module, aussi appelé ip_queue, permet d'envoyer les paquets à des applications user space qui s'inscrivent et qui attend de leur part un verdict sur le futur du paquet (accept ou drop). En ajoutant, grâce à tc, un module ip_queue au hook de POSTROUTING d'une interface, nous avons les bases pour implémenter le RED. Afin de pouvoir récupérer les informations sur les paquets reçus par le module «QUEUE» et de pouvoir lui répondre, nous avons besoin d'un moyen de communication entre le user space et le kernel. Ce moyen est fourni par un socket spécial, le socket netlink. Nous verrons dans la seconde partie comment il fonctionne et sa multitude d'utilités. Dans le cas d'ip_queue, nous n'avons pas besoin d'utiliser directement un socket netlink. La librairie «libipq» propose des fonctions aidant à communiquer directement avec ip_queue [9]. Libipq permet de récupérer un handle (ipq_create_handle()) afin de pouvoir lire toute information transitant par le module (ipq_read()). Il permet de plus de renvoyer au module le verdict sur un paquet (ipq_set_verdict()). Nous avons donc maintenant un moyen de récupérer l'ensemble des paquets sortant sur une interface et un moyen de les jeter si nécessaire. Malheureusement, nous avons besoin de connaître une information supplémentaire : la taille de la file de sortie. Après avoir retourné toute la documentation que nous avons pu trouver, nous n'avons pas pu déterminer comment la récupérer. Aussi bien les fichiers d'informations de /proc/net/* que l'api mise à notre disposition par le kernel (comme la fonction ioctl() qui permet de contrôler les périphériques [10]) ne permettent pas d'avoir cette information. Cette variable n'est accessible que dans le kernel. Il nous aurait donc fallu réimplémenter RED par un module kernel. Nous avons décidé que, vu qu'il existe déjà un module kernel réalisant le RED, nous n'allions pas le reprogrammer. En effet, cela se réduirait à faire un copier/coller du module déjà existant. Nous nous sommes donc recentrés sur le module kernel RED et la commande qui permet de le configurer (tc). 10

11 TROISIEME PARTIE : TC 1. FONCTIONNEMENT DE TC Tc est l'utilitaire qui permet de configurer le Forwarding Engine (FE) de Linux. Celui-ci est composé d'un Traffic Control (TC) en entrée, du module de forwarding et finalement du TC de sortie [11]. Ce dernier est responsable du queueing de sortie et du scheduling. Le FE fait évidemment partie du kernel et tc est un utilitaire en user space. Tc doit donc discuter d'une certaine manière avec le kernel afin de configurer le FE. Cette discussion est réalisée grâce au socket netlink, mentionné plus haut dans ce document. Netlink est un protocole d'interaction entre des composants de contrôle (Control Plane Component, CPC) et des composants du FE (Forwarding Engine Component, FEC), les CPCs se trouvant en user space et les FEC dans le kernel. Ce protocole est défini par la rfc Il permet, entre autres, la configuration des interfaces réseaux, des tables de routage et des TCs. Un exemple d'application est le daemon ospfd qui réalise les modifications de la table de routage selon le protocole ospf. Nous ne nous intéresserons pas aux tables de routage, mais bien au TC de sortie. Celui-ci peut être configuré de manière très flexible. Le TC de sortie peut être modelé de façon hiérarchique à partir de trois types de blocs : les queuing disciplines( qdisc ) qui correspondent aux algorithmes de scheduling et de gestion de files les classes qui permettent de différentiés différents type de flux de paquets les filtres qui permettent de classer les paquets dans différentes classes Par exemple, le TC peut ressembler à la structure suivante : Filtre1 Classe1 Qdisc1 Filtre2 Classe2 Qdisc2 dev Filtre3 Figure 4 - Structure générale du tc Qdisc parent( attaché à l interface ) 11

12 Le module kernel RED fait partie des qdiscs du TC. Il «suffit» donc d attacher le qdisc RED à l interface grâce à tc. Pour le WRED, les filtres sont tout indiqués afin de diriger les paquets vers différents «types» de RED. 2. COMMANDES TC AFIN D IMPLEMENTER RED La commande suivante permet d attacher un RED à une interface réseau [12] [13] [14]: tc qdisc add dev ethx root red limit <bytes> min <bytes> max <bytes> avpkt <bytes> burst <packets> [ ecn ] [ bandwidth <rate> ] probability <chance> qdisc add Demande à tc d ajouter un qdisc dev ethx La commande est définie pour l interface ethx root Demande d ajouter le qdisc sur l interface directement (qdisc parent) red Le qdisc est de type RED max <bytes> Définit le max threshold (maxth) en bytes. Il peut être calculé comme suit: max = <bande passante (bytes / sec)> * <temps de latence maximum (sec)> min <bytes> Définit le min threshold (minth) en bytes. Selon Floyd & Jacobson, un min optimal serait de : min ~ max / 3 burst Les recommandations de la man page sont : <packets> burst = (2 * min + max) / (3 * avpkt) limit <bytes> Taille réelle de la file d attente en bytes. Cette taille ne doit jamais être atteinte, et donc limit est supérieur à max + burst. En general limit = x * max Avec par exemple x = 8. probability Probabilité maximale de supprimer un paquet (maxp) <chance> Floyd & Jacobson recommandent probability = 0.02 bandwidth Bande passante de l interface Ethernet concernée en bytes/seconde. Peut être <rate> omis, dans quel cas, la bande passante est définie à 10Mbit/seconde. avpkt <bytes> Est la taille moyenne des paquets reçus (en bytes). avpkt = 1000 est une bonne valeur pour ethernet ecn Explicit Congestion Notification. Si cette option est spécifiée, les paquets ne sont pas supprimés mais leur flag «ECN» est mis à 1. Les hôtes qui supportent l ECN sont alors directement mis au courant de la congestion. 12

13 3. COMMANDES TC AFIN D IMPLÉMENTER LE WRED Le WRED demande une configuration un peu plus complexe. Nous devons d abord passer par un qdisc de type «PRIO» [15]. Ce qdisc de scheduling permet de créer une série de classes prêtes à l emploi, appelées «bandes». tc qdisc add dev ethx root handle 1: prio [ bands <bands> ] [ priomap band,band,band...] Cette opération crée un qdisc prio attaché directement à l interface ethx avec un nombre <bands> de classes. Si ce nombre n est pas spécifié, trois classes sont créées par défaut. La priomap permet une répartition des paquets dans les différentes classes selon leur champ TOS. Elle n est pas nécessaire lorsque des filtres sont attachés au qdisc prio. Le handle permet d identifier le qdisc. Les classes créées ont un handle assigné automatiquement de 1:1, 1:2, 1:3,, 1:<bands>. On attache ensuite un RED à chacune des classes par une commande équivalente au point précédent sauf que «root» est remplacé par «parent 1:x» où x est la x ième classe. Enfin, on crée une série de filtres qui dirigent les paquets vers la classe correspondante selon le TOS des paquets: tc filter add dev ethx parent 1: protocol ip prio 1 u32 match ip tos 0x10 0xff flowid 1:1 Cette dernière commande crée un filtre attaché au prio (parent 1:). Le filtre accepte tout paquet ip (protocol ip) dont le tos vaut 0x10 (match ip tos 0x10 0xff) et l envoie vers la classe 1:1 (flowid 1:1). L ensemble de ces blocs permet de créer un WRED. 4. EN PRATIQUE... Le script utilisé pour configurer un système RED simple sur une interface 100Mbit d un routeur avec tc est le suivant: #!/bin/bash # #maximum latency = 0.01 sec -> max = 12.5 (MB/s) * 0.01 = 128KB #min = max /2 ou /3, nous on prend /2 => min = 64KB #limit = x * max => on prend 4 => limit = 512KB #avgpkt = taille moyenne d'un packet => avgpkt = 1000 #burst = (2 * min + max ) / (3* avgpkt ) => burst = 90 tc qdisc add dev eth1 root red limit 512KB min 64KB max 128KB burst 90 avpkt 1000 bandwidth 100Mbit probability

14 Ce script a ensuite évolué pour permettre l'utilisation et la configuration d'un système WRED. #!/bin/bash # tc qdisc add dev eth1 root handle 1: prio #max latency = 0.01 sec tc qdisc add dev eth1 parent 1:1 handle 10: red limit 512KB min 64KB max 128KB burst 90 avpkt 1000 bandwidth 1Mbit probability 0.02 #max latency = 0.02 sec tc qdisc add dev eth1 parent 1:2 handle 20: red limit 1024KB min 128KB max 256KB burst 170 avpkt 1000 bandwidth 100Mbit probability 0.04 tc filter add dev eth1 parent 1: protocol ip prio 1 u32 match ip tos 0x10 0xff flowid 1:1 tc filter add dev eth1 parent 1: protocol ip prio 2 u32 match ip tos 0x08 0xff flowid 1:2 Nous avons ensuite utilisé le générateur de trafic MGEN pour essayer de saturer le routeur configuré pour RED. MGEN permet d'envoyer des paquets de taille définie à une fréquence décidée par l'utilisateur. Il est aussi possible d'envoyer des paquets en rafale (burst). Voici le script utilisé (par «mgen input nom_du_script») : 0.0 ON 1 UDP DST /5000 TOS 0x10 POISSON [ ] 0.0 ON 2 UDP DST /5001 TOS 0x10 PERIODIC [ ] 1.0 OFF OFF 2 Nous n'avons malheureusement pas pu retirer de traces réseau ni de confirmation explicite du bon fonctionnement de RED. En effet, il nous est apparu fort tard que certaines des liaisons entre les machines du labo étaient en 10Mbps et d'autres en 100Mbps. Lorsque nous avons tenté d'obliger RED à dropper des paquets, nous avons malencontreusement essayé de surcharger une ligne 100Mbps avec deux lignes 10Mps. Le module RED n'a donc pas droppé de paquet. Cependant, la commande tc -s -d qdisc ls a pu nous confirmer que les paquets transmis transitaient bien par le module RED. Nous en déduisons que celui-ci est installé et configuré correctement par le script. 14

15 CONCLUSION RED est un mécanisme qui permet de contenir la congestion du réseau dans des proportions raisonnables. Cependant, RED n est vraiment efficace que dans le cas où le protocole utilisé est sensible à la congestion du réseau (par exemple TCP avec son principe de congestion avoidance). Nous avons pu nous rendre compte personnellement de la difficulté d implémenter RED en user space, sans les struct du noyau. Il est en effet impossible de connaître facilement la taille réelle de la file de sortie d une interface, ni la durée durant laquelle celle-ci est vide, tous deux nécessaires pour le calcul de la taille moyenne pondérée de la queue. Nous nous sommes finalement tournés vers tc pour configurer le module RED du noyau linux. C est à partir de ce premier script que nous avons pu configurer un WRED, en s aidant de filtres pour distinguer les différents TOS (Type Of Service) des paquets. 15

16 RÉFÉRENCES [1] Network Working Group, TCP Slow Start, Congestion Avoidance, Fast Retransmit, and Fast Recovery Algorithms, [2] Network working group, «Recommendations on Queue Management and Congestion Avoidance in the Internet», (RFC 2309) [3] Floyd, S., and Jacobson, V., «Random Early Detection gateways for Congestion Avoidance», [4] Leonardo Balliache, «Differentiated Service on Linux HOWTO», [5] M. Rio, M. Goutelle, T. Kelly, R. Hughes-Jones, J.P. Martin-Flatin and Y.T. Li, A Map of the Networking Code in Linux Kernel , [6] Harald Welte, «skb - Linux network buffers», [7] «netfilter homepage», [8] Rusty Russell and Harald Welte, «Linux netfilter hacking how-to», [9] James Morris, «Libipq man page», [10] «ioctl man page», [11] Network working group, «Linux netlink as an IP services Protocol», (RFC 3549) [12] Bert Hubert, «Linux advanced routing & trafic control howto», [13]Bert Hubert, «tc man page», [14]Alexey N. Kuznetsov, Alexey Makarenko and J Hadi Salim, «tc-red man page», [15]Alexey N. Kuznetsov and J Hadi Salim, «tc-prio man page», 16