NGUYÊN CỨU VÀ ỨNG DỤNG CHƯƠNG TRÌNH LẬP LỊCH TRONG MẠNG IP CHƯƠNG 3_2 pot

Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling ĐỒ ÁN HỆ THỐNG MẠNG Đề tài: NGUYÊN CỨU VÀ ỨNG DỤNG CHƯƠNG TRÌNH LẬP LỊCH TRONG MẠNG IP CHƯƠNG 3 SCHEDULING 3. 2. 2. 11 WF 2 Q Hàng đợi hợp lý theo trọng số trong trường hợp xấu nhất Từ kết quả (3. 10) và (3. 11) có thể dễ dàng thấy rằng WFQ và GPS cung cấp hầu hết tính đúng đắn của một gói Parekh đã cung cấp rằng WFQ không thể sụp đổ sau GPS ở khía cạnh các dịch vụ cung cấp bởi một gói có kích thước lớn nhất . Xét hình 3. 14, ở đó 11 phiên được phân thành các liên kết giống nhau. Trục ngang là thời gian, trục dọc là đường đi đơn giản của mỗi phiên. Để đơn giản, giả sử tất cả các gói cùng có kích cỡ là 1 và tốc độ là 1. Đặt tốc độ bảo đảm của phiên 1 là 0. 5 và tốc độ của 10 phiên còn lại là 0. 05 Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling Hình 3. 14 Ví dụ Phiên 1 gửi 11 gói lặp lại bắt đầu từ thời gian là 0, trong khi mỗi phiên của 10 phiên khác chỉ gửi 1 gói cũng tại thời gian là 0. Nếu dịch vụ là GPS nó sẽ giữ 2 đơn vị thời gian cho gói của phiên 1 và 20 đơn vị thời gian cho các gói của các phiên còn lại. Còn nếu server là WFQ, tại thời gian 0, tất cả 11 phiên có các gói gửi đi sẽ được xử lý. Khi gói p 1, 1 (gói đầu tiên của phiên 1) kết thúc tại thời gian 2, trong khi tất cả các gói khác sẽ kết thúc ở thời gian 20 trong hệ thống GPS. WFQ sẽ phục vụ gói p 1, 1 trước, vì thế 10 gói trong phiên 1 sẽ có thời gian xử lý nhỏ hơn các gói từ các phiên khác. Tức là 10 gói trong phiên 1 sẽ được phục vụ lặp lại trước khi các gói trong phiên khác được truyền đi. Định nghĩa 3. 5 : Một dịch vụ s được gọi là hợp lý nhất cho phiên i nếu tại thời gian τ trễ của gói đến tại τ được giới hạn bởi Q i s (  )/r i +c i s đó là : D s i, k <a i, k +Q s i (a i , k)/r i +c s i (3. 17) Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling Trong đó r i là giới hạn băng thông nhỏ nhất của phiên i, Q i s (  ) là kích thước của hàng đợi của phiên i tại thời gian a i, k khi gói thứ k của phiên i đến, c i s là hằng số C’ i =r i c i ’/r (3. 18) C’=max{c i s } (3. 19) Định l ý 3. 1: Cho một hệ thống WF 2 Q và một hệ thống GPS tương ứng, th ì các thuộc tính sẽ giữ cho mỗi i, k, τ là: D WFQ i, k –d i, k GPS  L max /r (3. 20) W i, k WFS (0, 0)-W i WFQ  L max (3. 21) WiW2FQ(0, 0)-WiGPS  (1–ri/r)Li (3. 23) 3. 2. 2. 12 WF 2 Q+ WF 2 Q cung cấp giới hạn trễ chặt và nhỏ nhất WFI của tất cả các thuật toán PFQ, nó có thời gian phức tạp giống như trường hợp xấu nhất, O(N), như WFO vì chúng cần cả hai để tính toán thời gian ảo hay hệ thống thời gian ảo V(t) bằng dấu hiệu hệ thống GPS lỏng. WF 2 Q+ và SPFQ cho thấy có các đặc tính tương tự như WF 2 Q nhưng chúng thực hiện đơn giản hơn bằng việc đưa ra hàm thời gian ảo của hệ thống như sau: V(t+  )=max   ))(( min),( tStV i   i    (t) (3. 23) trong đó β(t) là tập hợp các phiên tạm thời trong hệ thống tại thời gian t, và S i (t) là thời gian bắt đầu ảo của phiên tạm thời của gói tin HOL. Gọi W(t, t+τ) là tổng số lượng các dịch vụ được cung cấp bởi các server hoặc số bit đã được truyền dẫn trong khoảng thời gian (t, t+τ). Trong trường hợp đặc biệt của một server tốc độ không đổi, τ = W(t, t+τ)/r, trong đó r là khả năng kết nối. Thời gian phức tạp được giảm tới O (log N), các thuộc tính này được vận hành cho việc tìm kiếm giá trị thời gian bắt đầu nhỏ nhất trong số các phiên N. Gần giống với GPS, thuật toán PQF, như WF 2 Q+ và SPFQ duy trì một hệ thống hàm thời gian Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling ảo V(t), hàm thời gian bắt đầu ảo S i (t) và hàm thời gian kết thúc ảo (hoặc tem thời gian) F i (t) cho mỗi hàng đợi i. S i (t) và F i (t) được cập nhật khi các gói HOL đến mỗi hàng đợi. Một gói thực sự khởi hành khi các bit cuối của nó được gửi ra ngoài khi một gói đến xuất hiện trong hai trường hợp sau : Trường hợp 1, một hàng đợi trước rỗng ngay lập tức có một gói HOL đến ; trường hợp 2 gói tiếp theo của gói HOL trong một hàng đợi không rỗng ngay lập tức trở thành gói HOL khi nó xuất phát. Hiển nhiên, trong trường hợp 2 gói xuất phát và gói đến tại cùng một thời điểm, vì thế: S i (t) = max{V(t), F i (t - )} ; đối với gói đến trong trư ờng hợp 1 (3. 24) S i (t) = F i (t - ) ; đối với gói đến trong trường hợp 2 F i (t) = S i (t) + L i HOL /r i Ở đây, F i (t - ) là thời gian kết thúc của hàng đợi i trước khi cập nhật và L i HOL là độ dài của gói HOL trong hàng đợi i. Cách chính để xác định V(t) là sử dụng thuật toán PFQ [19, 29] đã đưa ra. 3. 2. 2. 13 Thuật toán trong trường hợp nhiều node Một chú ý rất quan trọng của thuật toán PFQ, giống như WQF với điều khiển truy nhập lưu lượng bằng gáo rò, có thể cung cấp trễ bảo đảm end-to-end trong trường hợp xấu nhất. Để thấy điều đó, giả sử lưu lượng phiên i được điều chỉnh bằng một gáo rò với tham số ( σ i, ρ i ), trong đó σ i là giá trị tràn lớn nhất và ρ i là tốc độ nguồn trung bình. Đó là tốc độ đến của phiên i tại đầu vào của mạng trong khoảng thời gian ( τ, t] thoả mãn bất đẳng thức A i (τ, t)≤σ i +ρ i (t-τ) (3. 25) Đó là K bộ lập lịch PFQ ; mỗi bộ lập lịch có tốc độ kết nối như nhau và cung cấp một giá trị băng thông bảo đảm nhỏ nhất, r i ≥ ρ i , cho mỗi phiên. Gọi L i và L max lần lượt là gói lớn nhất trong phiên i và trong tất cả các phiên của mạng . Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling Sau đó xử lý độc lập các phiên khác(nếu chúng không bắt buộc có gáo rò), hàng đợi end-to-end trường hợp xấu nhất và trễ truyền dẫn D i được giới hạn bởi: D i ≤σ i /r i +(K-1)L i /r i +K. L max /r (3. 26) Hình 3. 15 Giới hạn trễ của nhiều node Hình 3. 15 minh hoạ việc tính toán độ trễ cực đại, độ trễ lớn nhất của gói tại node 1, d 1 là : σ i /r i +L max /r . Tại node k, k = 2, 3, . . ., K, chúng ta có d k = L i /r i + L max /r . Vì thế, chúng ta có D i = d 1 + (k - 1)d k . Mặc dù, qua phiên thực tế, một chuỗi các bộ lập lịch, nó có thể được xử lý nếu nó được phục vụ bằng một bộ lập lịch với tốc độ r i , vì vậy khi nguồn gửi σ i , trễ σ i /r i giống như trong dịch vụ GPS. Thời kì tiếp theo của mỗi bộ lập lịch, các gói khác từ phiên i sẽ nhận được dịch vụ của nó trước khi bị “đuổi bắt”, vì thế các gói bị đuổi bắt có trễ là L i /r i . Thời kì thứ 3, xét đến trường hợp đuổi bắt gói bằng một bộ lập lịch bận, nó phải đợi một khoảng thời gian là L max /r trước khi được phục vụ. Bất đẳng thức (3. 26) có thể dễ dàng mở rộng cho các vị trí chung với tốc độ kết nối hỗn hợp. Định lý Parekh và Gallager cho rằng, với một bảng lựa chọn các tham số, bộ lập lịch WFQ của mạng có thể trễ bảo đảm end-to – end. Phiên j yêu cầu một giới hạn trễ đặc biệt chỉ cần chọn một giá trị r j phù hợp. Đây là ý tưởng cơ bản của việc bảo đảm các dịch vụ IntServ trong mạng Internet Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling sử dụng RSVP và cho phép nhận để quyết định các mức băng thông dành riêng nhằm đạt được giới hạn trễ tốt nhất. 3. 2. 2. 14 Thuật toán lập lịch không lõi Đặc thù của đồng hồ ảo là thực hiện kết hợp đơn giản việc lập lịch với giá trị WFI nhỏ nhất như trong WF 2 Q. Trong phần này chúng ta sẽ nghiên cứu một bộ lập lịch không lõi đơn giản được gọi là thuật toán Core-Stateless Shaped Virtual Clock (CSSVC) -Thuật toán đồng hồ ảo định dạng không lõi, nó gần giống với việc xử lý của một mạng đồng hồ ảo được định dạng mà không giữ lại các thông tin trạng thái luồng tại các node lõi. Trong một mạng CSSVC, khi các gói đến tại node đầu vào, thì ở đó thông tin trạng thái đầu vào được duy trì, các trạng thái kết hợp biến đổi được thiết lập giá trị ban đầu bằng node đầu vào và được lưu trữ trong phần tiêu đề gói. Các node bên trong ở trong mạng lõi không giữ thông tin trạng thái luồng nhưng các trạng thái biến đổi được lưu trong phần tiêu đề để lập lịch các gói đến. Thêm vào đó, các node bên trong cập nhật các rạng thái biến đổi trong các tiêu đề gói trước khi chúng được gửi tới node tiếp theo. Chúng ta thấy rằng, CSSVC có thể cung cấp giới hạn trễ end-to-end và cung cấp WFI nhỏ nhất cho mạng như đồng hồ ảo được định dạng đã làm. Hình 3. 16 Các router và router lõi trong mạng CSSVC  Thuật toán đồng hồ ảo định dạng Bằng cách sử dụng thuật toán đồng hồ ảo như một bộ lập lịch dưới đây, một server đồng hồ ảo định dạng sử dụng đồng hồ thời gian thực giống như một Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling hàm đồng hồ thời gian ảo và các server có thể chọn được gói có thời gian kết thúc ảo F nhỏ nhất. Gói thứ k của phiên i có thể được chọn để phục vụ tại thời gian t nếu và chỉ nếu S k si, V S (t) (3. 27) trong đó, S k si, là thời gian bắt đầu ảo của gói thứ k trong phiên i tại node s và V s (t) là hệ thống thời gian ảo của node s tại thời gian t. Khi một gói đến tại thời gian a k si, , S k si, được định nghĩa như sau: S k si, = max [V S (a k si, ), F 1 , k si ] = max [a k si, , F 1 , k si ] (3. 28) trong đó, các tem thời gian hay thời gian kết thúc ảo của gói thứ k tại phiên i được định nghĩa như sau: F k si, = S k si, + i k i r l (3. 29) với l k i là độ dài gói và r i là tốc độ kết hợp của phiên i. Bằng cách sử dụng thuật toán đồng hồ ảo định dạng để lập lịch các gói chúng ta có thể đảm bảo WFI nhỏ nhất của phiên i như sau: WFI i, s = i i r l max + S i r ll max,max  (3. 30) r s là tốc độ phục vụ của server s, L i, max là độ dài lớn nhất của gói tại phiên i còn L max là độ dài lớn nhất của gói tại server s. Định lý 3. 2 : Trong một mạng có hai server đồng hồ ảo định dạng, nếu server 1 và 2 có thể đảm bảo WFI của phiên i là WFI i, 1 và WFI i, 2 thì WFI end- to-end của mạng WFI i, 1 + WFI i, 2 . Chứng minh: Chú ý rằng đơn vị của WFI có thể là bit hoặc giây, trong đó WFI(bit) = r 1 × WFI(s), ở đây chúng ta dùng WFI b để biểu thị WFI(bit) và WFI(s) để biểu thị WFI(giây). Nếu server đồng hồ ảo định dạng s đảm bảo giới Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling hạn trễ D i, s tới phiên i được giới hạn bởi một gáo rò (σ i , r i ) thì nó cũng phải bảo đảm WFI b của r i × D i, s – σ i . Đó là : WFI b si, =r i ×D i, s – σ i (3. 31) WFI b si, = r i × WFI i, s . Vì thế (3. 31) trở thành: WFI i, s =D i, s –σ i /r i (3. 32) thay s = 1 và s = 2 ta có: D i, 1 = i i r  + WFI i, 1 (3. 33) và D i, 2 = i i r  + WFI i, 2 (3. 34) trong đó D i, 1 và D i, 2 là các giới hạn trễ của phiên i được cung cấp bởi server 1 và server 2 . Do đó giới hạn trễ end-to-end i D tại điểm cuối của server 2 là : i D =D i, 1 + D i, 2 = 2x i i r  + WFI i, 1 + WFI i, 2 (3. 35) Số hạng đầu trong phương trình trên i i r  sinh ra từ trễ của gáo rò định dạng và có thể chỉ có một lần trong mạng. Do vậy giới hạn trễ tại điểm cuối của server 2 sẽ là: si D , = i D - i i r  =D i, 1 + D i, 2 - i i r  (3. 36) Trong khi đó, WFI end-to-end, biểu thị i WFI có thể được biểu diễn thành Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling i WFI = Si D , - i i r  (3. 37) Từ (3. 36) ta có : i WFI =D i, 1 +D i, 2 - i i r  - i i r  (3. 38) Kết hợp (3. 33) và (3. 34) ta có : i WFI =WFI i, 1 +WFI i, 2 (3. 39)  Thuật toán đồng hồ ảo định dạng không lõi Như đã thấy ở (3. 28) và (3. 29) thuật toán đồng hồ ảo định dạng cần hai trạng thái biến đổi cho mỗi luồng i: tốc độ định trước r 1 và thời gian kết thúc ảo của gói trước F 1 , k si , khi tất cả các node trên một đường sử dụng các giá trị r i giống nhau cho luồng i thì nó dễ dàng khử r i bằng cách đặt nó trong tiêu đề gói. Hình 3. 17 Giới hạn WFI end-to-end, C i, s trong mạng CSSVC Tuy nhiên, F 1 , k si là một giá trị động và được tính toán lặp lại tại mỗi node và có thể loại bỏ một cách đơn giản. Vì thế chúng ta cần thiết kế một thuật toán mà có thể tính toán thời gian kết thúc ảo trong các node lõi mà không lưu giữ thông tin của F 1 , k si . Ở đây, chúng ta có thể chứng tỏ trạng thái trung bình là X k si, , vì thế với mỗi node lõi s trên một đường có thể giữ : S 1 , k si =a k si, +X k si,  F 1 , k si (3. 40) Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling Mục đích của chúng ta là sử dụng mạng CSSVC gần giống với việc xử lý của một mạng đồng hồ ảo định dạng không giữ lại thông tin trạng thái của luồng tại các node lõi. Khi gói thứ k của phiên i dến các node biên trong mạng CSSVC tại thời gian a k si, và xuất phát từ node s tại thời điểm d k si, nó sẽ trải qua các giới hạn WFI end-to-end, C i, s giốmg nhau như khi nó qua một mạng đồng hồ ảo định dạng . Vì thế từ định lý 3. 2 ta có : C i, s =   S h hi WFI 0 , (3. 41) trong đó hi WFI , là WFI của phiên i được giới hạn bởi server h . Chú ý rằng : d k si, -d k si, (fluid) S r L max (3. 42) d k si, và d k si, (fluid) lần lượt là thời gian mà gói thứ k của phiên i xuất phát tại node s dưới dạng gói đồng hồ ảo định dạng và kiểu fluid. Khi chúng ta sử dụng CSSVC gần giống với việc xử lý của mạng đồng hồ ảo định dạng và (3. 42) sẽ giữ tại mỗi node CSSVC bao gồm cả node s. Trong khi đó phiên i được phục vụ tại tốc độ r i ở dạng fluid và chúng ta sẽ giữ d k si, (fluid) như sau : d k si, (fluid)=S k si, + i k i r L (3. 43) Từ (3. 29) và (3. 43) chúng ta có : d k si, (fluid)F k si, (3. 44) Kết hợp (3. 42) và (3. 44) ta được: d k si, -F k si,  S r L max (3. 45) Trừ cả hai vế cho a k si, ta có : [...]... nhiên mạng IP hiện nay chỉ là mạng “Best Effort” tức là một mạng không có bất kì một sự bảo đảm nào về QoS Mà mục đích của chúng ta hiện nay là nghiên cứu và đưa QoS vào trong mạng để đáp ứng nhu cầu ngày càng cao của người tiêu dùng Trong chương này em xin trình bày một số định hướng phát triển mạng Viễn thông Việt Nam để tiến tới NGN và một số phương pháp để có thể đảm bảo QoS cho mạng NGN 4 1 Mạng mục... dịch vụ của lớp ứng dụng bao gồm các ứng dụng thế hệ thứ 3, các ứng dụng tin nhắn và các dịch vụ trên nền Web 4 2 Mạng truyền dẫn Xây dựng một mạng đường trục có đủ năng lực truyền dẫn tất cả các nhu cầu trao đổi thông tin của toàn bộ khách hàng luôn là một yêu cầu có tính hàng đầu trong quá trình phát triển mạng Viễn thông Hình 4 2 đưa ra cấu hình mạng truyền dẫn mục tiêu của nước ta Trong đó có một... định tài nguyên cứng  Gánh nặng xử lý của các router nhẹ hơn, đơn giản hơn, nhưng không đảm bảo được QoS end-to-end Như vậy, mô hình IntServ không khả thi trong mạng lõi, và mô hình mạng DiffServ lại không đáp ứng tốt trong mạng truy nhập Giải pháp tốt nhất đặt ra là sử dụng mô hình IntServ cho mạng truy nhập và sử dụng mô hình DiffServ cho mạng lõi Vì thế, để hỗ trợ QoS tốt nhất nên sử dụng mô hình tích... quyền sử dụng dịch vụ  Quản lý bảo mật  Quảng bá dịch vụ Chuyển mạch mềm sẽ điều khiển các kết nối đa phương tiện bao gồm : Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling  Kết nối VoIP và Video  Điều khiển các đầu cuối IP theo các giao thức H 323 và SIP  Điều khiển các Media Gateway ở lớp mạng Lớp ứng dụng sẽ kết nối xuống các hệ thống Server điều khiển và chuyển mạch mềm thông qua lớp thích nghi ứng dụng. .. của công nghệ IP và MPLS kết nối với mạng thoại PSTN thông qua hệ thống Media Gateway Chuyển mạch dịch vụ IP và hệ thống Media Gateway sẽ đóng vai trò là cầu nối cho lớp điều khiển dịch vụ kết nối xuống lớp mạng Lớp diều khiển dịch vụ gồm hai hệ thống chính là Server điều khiển dịch vụ và hệ thống chuyển mạch mềm Trong đó, Server điều khiển dịch vụ điều khiển các ứng dụng và dịch vụ IP để đảm bảo các... : Chương 3: Scheduling Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling Mạng tương lai : 4 5 Một số dịch vụ bảo đảm QoS trong mạng 4 5 1 Sử dụng các giao thức hỗ trợ  Sử dụng RSVP  Sử dụng MPLS  Triển khai kiến trúc CQS trong MPLS-DiffServ Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling Đồ án tốt nghiệp 4 5 2 Sử dụng các mô hình dịch vụ 4 5 2 1 Dịch vụ IntServ Sơ đồ kiến trúc: 4 5 2 2 Dịch vụ DiffServ  Mô hình : Chương. .. nghiệp Chương 3: Scheduling Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling CHƯƠNG 4 ĐỊNH HƯỚNG PHÁT TRIỂN MẠNG VIỄN THÔNG VIỆT NAM Với những ưu điểm nổi bật của mình, công nghệ IP đang dần chiếm ưu thế trong các giải pháp xây dựng mạng thế hệ sau Hội tụ IP đang là một xu hướng có thể nói là tất yếu trong khi thiết kế và xây dựng NGN để cung cấp tất cả các dịch vụ trên một cơ sở hạ tầng mạng duy nhất Tuy nhiên mạng. .. To Home), và hệ thống thông tin di động (UTMS hoặc 3G) sẽ dược sử dụng để truyền tải IP Trong đó, lưu ý một số điểm như sau:  Hợp nhất các mạng vào một trục IP, trong khi vẫn giữ nguyên công nghệ truy nhập Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling  Nhà cung cấp dịch vụ di động GSM phải nhận định rõ hơn công nghệ truy nhập mà họ sở hữu và họ sẽ thử triển khai các công nghệ truy nhập mới  Phát triển hình... của các mạng lên NGN 4 4 1 Sự hội tụ các mạng 4 4 2 Sự tiến hoá của các mạng lên NGN  Sự phát triển từ PSTN lên NGN Thoại luôn là dịch vụ được xét đến hàng đầu trong quá trình xây dựng mạng Ở đây ta xét một minh hoạ về sự chuyển dịch thoại từ PSTN lên NGN Mạng PSTN hiện tại : Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling Đồ án tốt nghiệp Phát triển lên NGN : 4 4 3 Các chức năng tiến hoá Mạng hiện tại: Mạng tương... giới, mạng thế hệ sau đang là mục tiêu hướng tới của Việt Nam trong thời gian tới Với mục tiêu xây dựng một mạng hội tụ cho phép cung cấp tất cả các loại hình dịch vụ của mạng thế hệ hiện nay và các loại hình dịch vụ mới trong tương lai thì việc lựa chọn một cơ sở hạ tầng mạng phù hợp là vô cùng quan trọng Theo báo cáo của giáo sư tiến sĩ Đỗ Trung Tá về định hướng phát triển mạng Internet Việt Nam vào . nghiệp Chương 3: Scheduling ĐỒ ÁN HỆ THỐNG MẠNG Đề tài: NGUYÊN CỨU VÀ ỨNG DỤNG CHƯƠNG TRÌNH LẬP LỊCH TRONG MẠNG IP CHƯƠNG 3 SCHEDULING 3. 2. 2. 11 WF 2 Q Hàng đợi hợp lý theo trọng số trong. = Si D , - i i r  (3. 37 ) Từ (3. 36 ) ta có : i WFI =D i, 1 +D i, 2 - i i r  - i i r  (3. 38 ) Kết hợp (3. 33 ) và (3. 34 ) ta có : i WFI =WFI i, 1 +WFI i, 2 (3. 39 )  Thuật toán đồng. σ i (3. 31 ) WFI b si, = r i × WFI i, s . Vì thế (3. 31 ) trở thành: WFI i, s =D i, s –σ i /r i (3. 32 ) thay s = 1 và s = 2 ta có: D i, 1 = i i r  + WFI i, 1 (3. 33 ) và D i, 2 = i i r  +