QUẢN LÝ ĐĂNG KÝ TÀI NGUYÊN TRONG MẠNG DIFFSERV IP

CHUYÊN ĐỀ CẤP TIẾN SỸ QUẢN LÝ ĐĂNG KÝ TÀI NGUYÊN TRONG MẠNG DIFFSERV IP Trong quá trình thực hiện QoS cho mạng IP, điều dễ nhận thấy là mặc dù giải pháp IntServ (Integrated Service) đảm bảo cung cấp QoS một cách chắc chắn nhưng lại vấp phải vấn đề khả triển (scalability) trong mạng trục (core network). Điều này đã đã tạo động lực cho các nghiên cứu rộng hơn để phát triển một giải pháp cung ứng QoS phi trạng thái (stateless), đó là kiến trúc Differential Service (DiffServ). DiffServ đã trở thành giải pháp QoS thứ hai của IETF, trong đó lấy sự khác biệt dịch vụ trên cơ sở chia lớp (class) làm nền tảng, kiến trúc này đã khắc phục được nhược điểm của IntServ vì có tính khả triển rất tốt. Tuy nhiên, để đáp ứng các nhu cầu của đa dạng ứng dụng trên thực tế, kiến trúc được triển khai cần phải có các thuật toán quản lý lưu lượng nào đó.

BỘ GIÁO DỤC VÀ ĐÀO TẠO TẬP ĐOÀN BCVT VIỆT NAM HỌC VIỆN CÔNG NGHỆ BƯU CHÍNH VIỄN THÔNG ********************************************* NGUYỄN HỒNG SƠN CHUYÊN ĐỀ 3 QUẢN LÝ ĐĂNG KÝ TÀI NGUYÊN TRONG MẠNG DIFFSERV IP CHUYÊN ĐỀ CẤP TIẾN SỸ Giáo viên hướng dẫn: TS. L Ê H ỮU L ẬP TS. V Ũ NH Ư L ÂN HÀ NỘI 4-2008 MỤC LỤC 2 CHUYÊN ĐỀ 3 QUẢN LÝ ĐĂNG KÝ TÀI NGUYÊN TRONG MẠNG DIFFSERV IP 1. Tổng quan Trong quá trình thực hiện QoS cho mạng IP, điều dễ nhận thấy là mặc dù giải pháp IntServ (Integrated Service) đảm bảo cung cấp QoS một cách chắc chắn nhưng lại vấp phải vấn đề khả triển (scalability) trong mạng trục (core network). Điều này đã đã tạo động lực cho các nghiên cứu rộng hơn để phát triển một giải pháp cung ứng QoS phi trạng thái (stateless), đó là kiến trúc Differential Service (DiffServ). DiffServ đã trở thành giải pháp QoS thứ hai của IETF, trong đó lấy sự khác biệt dịch vụ trên cơ sở chia lớp (class) làm nền tảng, kiến trúc này đã khắc phục được nhược điểm của IntServ vì có tính khả triển rất tốt. Tuy nhiên, để đáp ứng các nhu cầu của đa dạng ứng dụng trên thực tế, kiến trúc được triển khai cần phải có các thuật toán quản lý lưu lượng nào đó. Các giải thuật quản lý lưu lượng có thể được phân loại theo thang thời gian hoạt động của chúng hay theo khả khả năng điều khiển. Do đó, các giải thuật này có thể hoạt động theo mức gói, khối số liệu hay kết nối. Các nguyên lý phục vụ gói là ví dụ về các giải thuật theo mức gói hay khối số liệu, với nhiệm vụ cung cấp các mức phẩm chất giữa hai đầu cuối thông qua biện pháp phân loại và lập lịch lưu lượng. Trong số các giải pháp điều khiển lưu lượng theo từng cuộc gọi hay từng kết nối thì điều khiển chấp nhận (admission control) là một trong số các giải pháp phổ dụng nhất. Điều khiển chấp nhận thì tùy theo vị trí hoạt động mà có thể là tập trung hay phân tán. Đại diện tiêu biểu cho điều khiển chấp nhận nối phân tán là RSVP (Resource reSerVation Protocol) [1] và một số các giải thuật khác được mô tả trong [2] [3][4][5]. Các giải pháp tập trung khá phổ biến gần đây trong các mạng DiffServ là giải pháp trong đó dùng một thành phần điều khiển gọi là Bandwidth Broker (BB). Giải pháp này được mô tả trong [6] [7]. Ý tưởng nên cung cấp cơ chế điều khiển chấp nhận nối theo luồng cho các mạng IP DiffServ để điều khiển tải và cải thiện chất lượng cung cấp QoS đã nhận được sự đồng thuận trong cộng đồng nghiên cứu Internet. Như được đề nghị trong [8], cần thiết định nghĩa thêm chức năng điều khiển chấp nhận nối (Connection Admission Control) cho kiến trúc DiffServ, để xác định xem có cho phép một luồng lưu lượng chạy qua một đường dẫn nào đó không. Thực tế, một hạn chế của 3 DiffServ là thiếu một lược đồ điều khiển chấp nhận kết nối chuẩn và do đó không thể giải quyết một cách cơ bản bài toán nghẽn trên mạng Internet. Khi có quá tải trên một lớp dịch vụ thì tất cả các luồng của lớp dịch vụ này đều chịu một sự suy giảm chất lượng trầm trọng. Một vài giải thuật điều khiển chấp nhận nối đã được đề nghị như trong [9] và các chỉ dẫn tham chiếu trong đó. Các đề xuất này cùng chia sẻ ý tưởng mỗi nút mạng nên chấp nhận các luồng mới tùy vào các đo lường nghẽn giữa nguồn và đích và tiêu chuẩn quyết định. Không có báo hiệu tường minh trong các router và quyết định sau cùng có cho phép hay từ chối một luồng mới được đẩy về biên của mạng IP. Một giải pháp kết hợp việc đo lường tại mỗi nút mạng với một pha thăm dò từ đầu cuối này đến đầu cuối kia được đề nghị trong [10] [11], được gọi là GRIP (Gauge&Gate Reservation eith Independence Probing). Với GRIP, điều khiển chấp nhận kết nối được thực hiện bằng cách gửi một gói thăm dò từ nguồn đến đích. Các gói này được phát ra từ các hệ thống đầu cuối trước khi truyền số liệu để thăm dò tính khả dụng của tài nguyên. Các router trung gian chuyển hay loại bỏ gói thăm dò tùy vào tiêu chuẩn chấp nhận cục bộ của chúng. Nếu gói thăm dò đến đích thành công, máy đích sẽ phản hồi bằng một gói báo nhận (ack packet) cho nguồn. Nếu gói báo nhận về đến nguồn trước khi hết thời gian đợi theo qui định thì hoạt động truyền sẽ bắt đầu. Một giải pháp khác là nối tiếp của giao thức báo hiệu điều khiển tải đơn giản (Load Control lightweight signaling protocol). Giải pháp này tập trung phát triển một giải thuật quản lý lưu lượng ưu tiên dùng mô hình quyết định phân tán cùng với sự tính toán trạng thái tải trên cơ sở đăng ký hay đo lường. Giải pháp này được đề nghị trong tổ chức tiêu chuẩn IETF dưới tên gọi là quản lý tài nguyên trong DiffServ hay RMD (Resource Management in DiffServ) [12] [13]. Cho đến nay, có thể nói GRIP và RMD là hai giải pháp nổi trội được quan tâm nhiều nhất. Chi tiết về hai giải pháp này sẽ được trình bày cụ thể trong phần còn lại của chuyên đề này. 2. Giải pháp GRIP 2.1. Giới thiệu GRIP là một cơ chế điều khiển chấp nhận kết nối linh hoạt và phân tán được thiết kế để họat động qua một DiffServ domain, nhưng vẫn tương thích với những công nghệ Internet đang có. GRIP là giải pháp nhằm vào hạn chế vốn có của DiffServ: DiffServ không thể cung cấp sự đảm bảo từ đầu cuối đến đầu cuối cho các luồng lưu lượng, vì nó không có các hỗ trợ cần thiết như trao đổi báo hiệu giữa các router và trạng thái từng luồng tại các router, cho các thủ tục điều khiển chấp nhận kết nối. GRIP được xây dựng dựa trên ý tưởng là điều khiển chấp nhận có thể 4 được quản lý bởi một hoạt động điểm nối điểm thuần túy chỉ liên quan đến nguồn và đích. Trong đó, GRIP gần gủi với các cơ chế phân tán được đề xuất trong các tài liệu[14][15][16], gọi là EAC (Endpoint Admission Control). Ý tưởng của EAC là để thiết lập một kết nối, mỗi cặp nguồn và đích khởi động pha thăm dò nhằm xác định xem kết nối có được phép thực hiện qua mạng hay không. Hầu hết các EAC được đề nghị, trong pha thăm dò, node nguồn gửi các gói nhằm thể hiện các đặc tính lưu lượng mà node nguồn muốn phát vào mạng. Khi nhận gói thăm dò đầu tiên, node đích bắt đầu đo lường thống kê các gói thăm dò trong một khoảng thời gian qui định. Kết thúc khoảng thời gian đo lường và dựa trên tiêu chuẩn, node đích đưa ra quyết định có cho phép hay không và thông báo cho nguồn. Tuy nhiên, cơ chế được mô tả có các nhược điểm liên quan đến thời gian đo lường được thực hiện tại đích. Thật vậy, quá trình có thể tốn khoảng thời gian đáng kể để cung cấp một sự đo lường chính xác trạng thái mạng hay sẽ cung cấp một kết quả đo lường không tin cậy. Bên cạnh đó là ảnh hưởng của sự đo lường không chính xác. Để khắc phục các hạn chế này, GRIP thừa kế ý tưởng kết hợp giữa điều khiển chấp nhận tại đầu cuối và điều khiển chấp nhận dựa vào đo lường MBAC (measurement based admission control). MBAC được đề nghị lần đầu tiên trong [17]. Trong đó, giao thức đăng ký linh hoạt SRP (Scalable Reservation Protocol) được giới thiệu. Nhưng SRP lại là một giao thức báo hiệu đơn giản với các thông điệp đăng ký tường minh khác với kỹ thuật EAC. Thật vậy, MBAC được đề nghị như là một cách thức để giải quyết bài toán liên quan đến vấn đề khả triển (scalability problem).Trong MBAC, mỗi router đo lưu lượng đang đổ dồn về nó. Các quyết định của điều khiển chấp nhận được router đưa ra dựa trên kết quả của sự đo lường này thay vì dựa trên các tính toán phân tích về giới hạn của tổn thất hay độ trễ (và trên các mô hình lưu lượng đặc biệt). Thủ tục này không yêu cầu duy trì thông tin trạng thái nhưng yêu cầu trao đổi thông tin báo hiệu cần thiết để yêu cầu và chấp nhận kết nối và sau cùng là để cơ chế CAC được thực thi bởi các router liên quan. Trong GRIP, các tác giả kết hợp các ý tưởng chủ đạo của SRP của MBAC và EAC. GRIP là cơ chế gồm ba thành phần sau: -Giao thức node nguồn -Giao thức node đích -Tiêu chuẩn quyết đinh của router GRIP Giao thức node nguồn và đích có thể xem như chạy tại các router biên trên mạng của nhà cung cấp dịch vụ. Tuy nhiên từ quan điểm luận lý thì các giao thức node nguồn và đích được xem như chạy trên các đầu cuối của người dùng. 5 2.2. Hoạt động của node đầu cuối theo GRIP Theo GRIP thì hoạt động của các nút đầu cuối là cực kỳ đơn giản. Hình 1 mô tả việc thiết lập một đường tải lên cho một luồng. Khi một đầu cuối yêu cầu một kết nối với đầu cuối đích, nút nguồn khởi động một pha thăm dò bằng cách phát ra một gói thăm dò. Cùng lúc đó, nút nguồn cũng kích hoạt bộ định thời để qui định thời gian (timeout) cho pha thăm dò. Nếu không nhận được đáp ứng từ nút đích cho đến khi kết thúc thời gian hạn định thì nút nguồn sẽ từ chối yêu cầu kết nối. Ngược lại, nếu gói phản hồi đến nguồn khi chưa hết thời gian hạn định thì kết nối sẽ được chấp nhận và kết thúc pha thăm dò. Điều khiển được chuyển về cho đầu cuối để bắt đầu pha truyền số liệu. Vai trò của node đích là giám sát gói IP đến, xử lý gói thăm dò và truyền một gói phản hồi nếu sẵn sàng chấp nhận yêu cầu kết nối này. Hình 1- Hoạt động của đầu cuối GRIP Khi áp dụng GRIP vào kiến trúc DiffServ, một yêu cầu bắt buộc là phải dán nhãn các gói thăm dò và gói thông tin bằng các giá trị DSCP (DiffServ Code Point) khác nhau. Điều này cho phép các router cung cấp các phương pháp chuyển tiếp khác nhau cho các gói thăm dò và gói thông tin, ví dụ gán dịch vụ ưu tiên cho gói thông tin. Trong trường hợp này, gói phản hồi sẽ được gắn nhãn là một gói thông tin có ưu tiên cao. Hoạt động của GRIP được mô tả cũng có thể áp dụng để thiết lập kết nối song hướng. Trong trường hợp này, nút đích sẽ phản hồi bằng gói thăm dò thay vì dùng gói phản hồi. Một sự phản hồi cho nguồn sẽ thông qua một gói thăm dò của đích. GRIP có thể phù hợp để cung cấp các luồng tải xuống (downlink flow). Nút nguồn cần phát ra một gói kích hoạt để làm cho (bằng thông tin giao thức mức ứng dụng, chứa trong phần tải của gói kích hoạt) nút đích bắt đầu pha thăm dò trên chính nút Ứng dụng nguồn Node nguồn Node đích Ứng dụng đích Yêu cầu nối Gói thăm dò Kiểm tra xem nguồn có sẵn sàng Gói phản hồi Khoảng thời gian đợi 6 nguồn. Sau cùng, GRIP để cho nhà cung cấp lựa chọn tùy ý các chi tiết hiện thực bao gồm: -Bổ sung thông tin báo hiệu riêng trong gói thăm dò hay gói phản hồi. -Thiết kế pha thăm dò phức tạp hơn, ví dụ bằng các thủ tục lặp lại sau khi một thăm dò thất bại, nhiều mức định thời hơn… -Thiết kế hoạt động của giao thức node phức tạp hơn, chẳng hạn như nhiều gói phản hồi, đưa ra quyết định tại node đích dựa vào các đo lường trên luồng gói thăm dò… Với hoạt động của GRIP như mô tả thì tất cả các lược đồ EAC trở thành trường hợp đặc biệt. Bên cạnh việc đánh nhãn gói, việc thực hiện các gói thăm dò và phản hồi đơn giản hoàn toàn tương thích với lược đồ thiết lập kết nối của H323 dùng UDP, trong đó đóng gói bản tin yêu cầu kết nối của H.225 vào gói UDP. Hoạt đông của GRIP tương thích tốt với các ứng dụng hiện tại. 2.3. Hoạt động của GRIP qua domain không dùng GRIP Cơ sở của GRIP là hủy bỏ việc thiết lập luồng mới khi không có phản hồi từ đích trong khoảng thời gian nhất định. Trường hợp hủy bỏ luồng khi GRIP hoạt động qua domain không dùng GRIP, ví dụ dùng các router cũ hay DiffServ router, được mô tả trong hình 2(a). Hình 2-Hoạt động của GRIP qua các môi trường khác nhau. Nguồn NguồnĐích Đích Thăm dò Phản hồi Định thời chờ phản hồi Từ chối Định thời chờ phản hồi Chuyển gói thăm dò Hủy gói thăm dò Yêu cầu kết nối Yêu cầu kết nối (a) GRIP qua mạng không dùng GRIP: Từ chối vì nghẽn mạng Từ chối (b) GRIP qua mạng dùng GRIP: Từ chối theo quyết định của router bên trong 7 Trong trường hợp này, việc từ chối luồng chỉ đơn thuần là do nghẽn mạng. Khi nghẽn xảy ra, thời gian trễ hành trình (từ khi truyền gói thăm dò đến khi nhận phản hồi) có thể lớn hơn định thời chờ phản hồi trong pha thăm dò, do đó việc thiết lập kết nối bị từ chối. Tính ổn định được đảm bảo bởi khi nghẽn gia tăng thì xác suất thiết lập kết nối thành công sẽ suy giảm một cách tương ứng. Do đó, số lượng luồng được phép sẽ giảm và sự nghẽn mạng sẽ sớm kết thúc. Các router có thể theo nguyên tắc bỏ qua các gói thăm dò, chỉ xử lý chúng như là các gói IP thông thường. Khi có sự phân biệt gói như trong ngữ cảnh của DiffServ thì hoạt đông của GRIP sẽ được cải thiện. Điều này được thực hiện khi các DiffServ router được cấu hình để phân biệt các gói thông tin và các gói thăm dò nhờ vào giá trị trong DSCP và phục vụ gói thông tin với ưu tiên cao hơn gói thăm dò. Gói thăm dò cần phải trãi qua thời gian trễ xấu hơn so với các gói thông tin thuộc về các kết nối đang được chấp nhận. Vì vậy, các thăm dò có thể phát hiện nghẽn sớm hơn và kịp thời từ chối kết nối mới tại các router biên. 2.4. Hoạt động của GRIP qua domain dùng GRIP Sử dụng GRIP qua DiffServ như là biện pháp đảm bảo cung cấp QoS. Cần thiết nâng cấp các router với các tiêu chuẩn quyết định hiệu quả có thể ngăn chặn thăm dò một cách tường minh. Điều này dựa trên cơ sở là trong tương lai QoS sẽ được triển khai linh hoạt bằng cách nâng cấp router một cách độc lập trong các domain. Trong hình 2(b) các router mạng được giả sử là có thể nhận biết các gói thăm dò với chức năng điều khiển chấp nhận. Do đó, chúng có thể hủy gói thăm dò một cách thông minh căn cứ vào các ước lượng QoS cung cấp cho các luồng đã được chấp nhận, đồng thời căn cứ vào các dự báo nghẽn hỗn hợp. Vì sự mất gói thăm dò dẫn đến từ chối chấp nhận luồng mới tại các điểm kết cuối với người dùng nên về căn bản các router có thể cải thiện được QoS cung cấp trong một domain. Hoạt động của một router GRIP được mô tả trên hình 3. Giả sử router chỉ kiểm soát lưu lượng GRIP. Các lớp lưu lượng khác (ví dụ best effort) có thể được kiểm soát bởi các phương tiện hàng đợi bổ sung với ưu tiên thấp. Tại mỗi ngõ ra của router, GRIP hiện thực hai hàng đợi riêng biệt, một cho các gói số liệu thuộc về các luồng đã được chấp nhận và một hàng đợi cho lưu lượng thăm dò. Các gói sẽ được chuyển đến các bộ đệm tương ứng tùy vào mã DSCP của chúng. Các router GRIP đo lường lưu lượng đã được chấp nhận đang dồn về nó. Trên cơ sở thực hiện đo lường lưu lượng, router áp dụng tiêu chuẩn quyết định và chuyển qua lại liên tục giữa hai trạng thái: chấp nhận và từ chối. Khi ở trạng thái chấp nhận, hàng đợi thăm dò chứa các gói thăm dò và phục vụ chúng tùy theo cơ chế ưu tiên được mô tả. Ngược lại, khi trong trạng thái từ chối router hủy tất cả các gói thăm dò đến được chứa trong hàng đợi thăm dò và chặn tất cả các gói thăm dò mới đến. 8 Hình 3-Hoạt động của router GRIP Nói các khác, router tác động như một cái cổng đối với luồng thăm dò, cửa đóng hay mở là dựa vào các ước lựơng lưu lượng. Tiêu chuẩn quyết định cũng có thể dựa trên phương tiện đơn giản hơn so với đo lường, ví dụ giới hạn số lượng các gói thăm dò có thể chấp nhận bằng cách giới hạn bộ đệm thăm dò. Cơ chế này cung cấp một tuyến báo hiệu không tường minh đến các điểm cuối. Mỗi router chịu trách nhiệm mang tính cục bộ để quyết định có chấp nhận luồng mới hay không, hay là nó bị nghẽn. Quyết định của router được giả sử là trong hai trạng thái chấp nhận và từ chối và nó quảng bá đến các đầu cuối bằng cách cho phép gói thăm dò đi qua (chấp nhận) hay chặn các thăm dò lại (từ chối). Khi router trong trạng thái chấp nhận đồng nghĩa với cho phép một kết nối mới qua nó. Khi router trong trạng thái từ chối, nó không chuyển tiếp gói thăm dò đi tiếp. Vì quyết định điều khiển chấp nhận phân tán liên quan đến sự tiếp nhận thành công gói thăm dò tại đích nên ngăn chặn các gói thăm dò có nghĩa là từ chối tất cả các nổ lực kết nối có đường đi ngang qua router đó. Ngược lại, một kết nối thành công khi và chỉ khi tất cả các router mà gói thăm dò tương ứng đi qua đều ở trong trạng thái chấp nhận. 2.5. Điều khiển lưu lượng tại biên của domain Trong GRIP domain, nguồn lưu lượng được điều chỉnh tại biên của mạng bằng cơ cấu DLB (Dual Leaky Buckets) chuẩn. Chọn lựa này xuất phát từ thực tế rằng Hàng đợi đảm bảo QoS Server Điều khiển quyết định theo tiêu chuẩn Server ưu tiên Hàng đợi Thăm dò Server Hàng đợi dịch vụ best effort Server Đo lường Chấp nhận/Từ chối 9 trong quá khứ có rất nhiều luật CAC đã được đề nghị và một tập các mô tả lưu lượng khác nhau đã được giới thiệu nhưng chưa có một giải pháp nào là hoàn chỉnh. Các tác giả của GRIP cho rằng một trong các lý do là thiếu một mô hình lưu lượng nguồn chuẩn và đơn giản. Thật vậy, sự tồn tại nhiều lọai nguồn (ví dụ thoại, MPEG, FTP, WEB, báo hiệu…) là tồn tại nhiều định nghĩa các mô hình nguồn và giải thuật giám sát. Điều này có nghĩa là về nguyên tắc mỗi nguồn có một tập mô tả lưu lượng riêng và giải thuật giám sát riêng. Do đó, thiết kế và thực hiện một CAC đơn giản và khả triển cho tất cả các loại lưu lượng là rất phức tạp. Để khắc phục vấn đề này một bộ điều chỉnh lưu lượng chuẩn gọi là DLB đã được dùng trong GRIP. DLB sẽ điều chỉnh lưu lượng được phát ra bởi một nguồn trước khi vào mạng. Lưu lượng được điều chỉnh được đặc tính hóa qua bốn tham số, độc lập với nguồn. Các tham số này gồm: tốc độ đỉnh (peak rate), sai số (tolerance) của tốc độ đỉnh, tốc độ có thể chịu được (sustainable rate) và sai số của nó. Tốc độ có thể chịu được là một giới hạn trên (upper bound) của tốc độ trung bình của kết nối. Sai số của tốc độ có thể chịu được tính theo tham số MBS (Maximum Burst Size). MBS được dùng để cài giới hạn trên cho chiều dài của một khối số liệu liên tục (burst) tại tốc độ đỉnh. Thay vì tham số MBS, tham số TBS (Token Bucket Size) cũng thường được dùng. Sai số của tốc độ đỉnh được giả sử bằng không hay bao hàm trong tốc độ đỉnh. Do đó, mỗi DLB điều chỉnh lưu lượng nguồn được mô tả bằng ba tham số mô tả lưu lượng sau: -P s : tốc độ đỉnh (byte/giây) -r s : tốc độ có thể chịu được (byte/giây) -B TS : kích thước token bucket (byte) Kích thước token bucket TBS liên hệ với tham số MBS qua biểu thức: B TS =(MBS-1)(P s -r s )/P s Các tham số DLB có thể được định nghĩa một lần cho một lớp lưu lượng (ví dụ VoIP), hay được chọn bởi user bằng cách cân nhắc giữa các nhu cầu tài nguyên và giá cả dịch vụ. Ở đây, yêu cầu DLB thực hiện sao cho lưu lượng không nhỏ hơn đặc tả tốc độ có thể chịu được. Điều này được đảm bảo bằng cách phát ra các gói giả (dummy packet) để không lãng phí token. Lưu ý rằng giả sử này là không thực tế vì nếu một user yêu cầu một dịch vụ QoS và trả tiền trên cơ sở các tham số DLB đã chọn thì gần như không có cơ hội nào để lãng phí. Kết quả là số byte , b(T), được phát ra bởi nguồn trong một cửa sổ thời gian T (tính bằng giây) có giới hạn trên và dưới như sau: 10 [...]... ở mục 3.5.1 4 Kết luận về quản lý đăng ký tài nguyên trong mạng DiffServ Kiến trúc DiffServ tuy là một lược đồ hiện thực IP QoS chiếm ưu thế hiện nay, nhưng lại khó đảm bảo một QoS từ đầu cuối đến đầu cuối (end-to-end QoS) vì không có cơ chế quản lý đăng ký tài nguyên Trong nỗ lực cải thiện sự yếu kém này, có nhiều đề xuất để bổ sung cơ chế kiểm soát đăng ký tài nguyên cho DiffServ hay còn gọi là điều... cầu tài nguyên từ bên ngoài (ví dụ qua RSVP) và giao tiếp với thành phần giao thức PHR để kiểm soát tài nguyên trong domain từ đầu cuối này đến đầu cuối kia Giao thức PDR quản lý đăng ký tài nguyên trên từng domain và được hiện thực tại các biên của domain Giao thức này kiểm soát các yêu cầu đăng ký tài nguyên động và có thể dựa vào kết quả đăng ký theo từng chặng (PHR) Các yêu cầu đăng ký tài nguyên. .. thăm dò Trong trường hợp này, ngăn xếp sẽ thực hiện đăng ký quá độ vào tài nguyên hệ thống cho một luồng không có thực, điều này làm giảm hiệu suất sử dụng liên kết 3 Giải pháp quản lý tài nguyên RMD (Resource Management in DiffServ) 3.1 Giới thiệu RMD là một cơ cấu được đặc tả trong [12] [13] [19] và được thiết kế cho quản lý đăng ký tài nguyên động từ biên tới biên (edge-to-edge) trong một DiffServ. .. hướng mở rộng khái niệm DiffServ, nên RMD dựa vào các nguyên lý của DiffServ để cung cấp QoS và duy trì đặc tính khả triển của DiffServ RMD làm mạnh kiến trúc DiffServ qua một số khái niệm mới rất cần để cung cấp tài nguyên động và điều khiển chấp nhận trong DiffServ domain Trong cơ cấu RMD bài toán đăng ký phức tạp trong domain được chuyển thành đăng ký 15 tài nguyên đơn giản trong một node Theo đó... 12- Đăng ký không thành công trong trường hợp có tạo trạng thái đăng ký Khi không có tài nguyên khả dụng tại một trong các nút giữa hai đầu kết nối thì hoạt động cũng diễn ra tương tự như khi thiếu tài nguyên trong trường hợp không đăng ký trạng thái ở trên Chỉ có điểm khác biệt là các trạng thái đăng ký PDR được kiểm soát bởi giao thức bên ngoài Hình 12 trình bày hoạt động đăng ký không thành công trong. .. một DiffServ domain RMD mở rộng kiến trúc DiffServ bằng các khái niệm đăng ký và đặc tính mới Nó được thiết kế sao cho phù hợp với các nhu cầu quản lý tài nguyên của mạng truy nhập vô tuyến dựa vào IP (IP- based Radio Access Network) Cơ cấu RMD là cơ cấu mở, có thể liên kết hoạt động tốt với các cơ chế quản lý tài nguyên khác sử dụng rộng rãi trong các mạng DiffServ Đây là cơ cấu được cho là đơn giản... đăng ký từng chặng cho từng PHB Giao thức này được tối ưu để giảm thiểu các nhu cầu xử lý tại các nút trung gian bên trong domain Ví dụ, các nút được hiện thực giao thức này không cần quan tâm xử lý theo từng luồng Cơ cấu RMD định nghĩa hai nhóm PHR khác nhau: -Nhóm PHR dựa vào đăng ký (Reservation-Based PHR) -Nhóm PHR dựa vào đo lường (Measured-Based PHR) PHR dựa vào đăng ký cho phép đăng ký tài nguyên. .. cầu giải phóng Trong cách này, ingress node sẽ tạo ra một thông điệp PHR_Release_Request và sẽ ghi vào trong đó lượng tài nguyên PHR đã yêu cầu được đặc tả trong trạng thái đăng ký PDR Bất cứ nút nào nhận thông điệp PHR_Release_Request phải nhận dạng DSCP và giải phóng lượng băng thông đăng ký liên quan đến nó Điều này có thể thực hiện bằng cách trừ vào tổng số tài nguyên PHR đã đăng ký của PHB tương... thái đăng ký liên hệ đến PHB tương ứng Sau khi xử lý PHR_Refresh_Update, egress node phải nhận dạng danh định luồng được mang trong đó Nhờ vậy trạng thái PDR của luồng tương ứng sẽ được làm tươi một cách tức thời Egress node sẽ gửi PDR_Refresh_Report về cho ingress node để thông báo chấp nhận và xử lý thông điệp PHR_Refresh_Update Bên cạnh nguyên tắc xử lý trạng thái đăng ký mềm, các tài nguyên PHR trong. .. nghĩa trong RMD đó là PHR (Per Hop Reservation) và PDR (Per Domain Reservation) Cơ cấu RMD và các giao thức PDR và PHR được mô tả trong hình 4 Per Domain Reservation (PDR) DiffServ Domain Per Hop Reservation (PHR) Hình 4- Cơ cấu RMD Giao thức PDR được dùng để thực hiện đăng ký tài nguyên trong một domain hoàn chỉnh PDR chỉ được dùng tại các router biên Giao thức PHR được dùng để đăng ký tài nguyên . vận chuyển các bản tin PDR. Ingress node Interior node Interior node Interior node Egress node Ingress node Interior node Interior node Interior node Egress node “Oracle” PHR PHR PHR PHR PHR PDR. EAC. GRIP là cơ chế gồm ba thành phần sau: -Giao thức node nguồn -Giao thức node đích -Tiêu chuẩn quyết đinh của router GRIP Giao thức node nguồn và đích có thể xem như chạy tại các router biên. đồ thiết lập kết nối của H3 23 dùng UDP, trong đó đóng gói bản tin yêu cầu kết nối của H.225 vào gói UDP. Hoạt đông của GRIP tương thích tốt với các ứng dụng hiện tại. 2 .3. Hoạt động của GRIP qua