Управление параметрами нагрузки (Policing), создаваемой пользователем, и управление параметрами сети (Usage/Network Parameter Control - UPC/NPC) осуществляется на уровне интерфейсов пользователь-сеть (User-Network Interface - UNI) и сеть-узел (Network-Node Interface - NNI). Это управление представляет собой набор действий, которые должны быть предприняты сетью для наблюдения и управления трафиком, созда ваемым ATM-соединениями. Результат управления формулируется в терминах трафика ячеек и эффективности их маршрутизации. Основная цель управления параметрами обслуживаемого трафика состоит в контроле за каждым установленным соединением в отношении его более строгого соответствия трафичному контракту.

Идеальный алгоритм UPC/NPC должен соответствовать следующим требованиям:

• способность обнаруживать любые недопустимые трафичные ситуации;

• быстрая реакция на ухудшение трафичных параметров;

• простая реализации.

Среди методов, предлагаемых для обеспечения этих требования, значительное внимание уделяется методу, получившему условное название «метод протекающего ведра» (The method of leacky bucket). Другим методом, широко применяющимся в сетях передачи данных, - является так называемый «метод скользящего окна» (Sliding Window Protocol).

Для построения процедуры управления применяют два подхода: статистический и основанный на использовании некоторых априорных правил (так называемый операционный подход). Недостатком статистического подхода является необходимость длительного времени наблюдения и, как следствие, медленная реакция управления. Поэтому на практике нашли применение операционные подходы.

В рекомендации 1.371 ITU представлены две эквивалентные версии операционного алгоритма - так называемого обобщенного алгоритма регулирования скорости передачи ячеек (Generic Cell Rate Algorithm - GCRA). Первая версия получила название алгоритма виртуального расписания (Virtual Scheduling Algorithm - VS А), вторая - алгоритма «протекающего ведра» (Leaky Backet Algorithm - LB А). Рассмотрим эти версии более подробно.

Обе версии GCRA для любой последовательности моментов поступления ячеек {t_a> 1} определяют ячейки, которые могут быть переданы по звену или передача их будет задержана.

В алгоритме виртуального расписания VSA используют два вещественных параметра: 1- приращение; L - некоторый предел его приращения и множество промежуточных переменных GCRA(I,L).

В алгоритме VSA вычисляется теоретически предсказуемый момент появления ячеек ТАТ при предположении, что ячейки равномерно распределены во времени, причем расстояние между двумя последовательными ячейками равно I в момент активности источника. Если фактическое время поступления превышает t = TAT-L, где L - некоторое приемлемое значение, тогда ячейка допускается, в противном случае ячейка задерживается Схема алгоритма виртуального расписания, приведена на рис. 9.22.

Рис. 9.22. Алгоритм виртуального расписания Рассмотрим кратко алгоритм «протекающее ведро». Этот алгоритм имеет следующую физическую интерпретацию механизма работы. На рис. 9.23 показано, как берстный поток ячеек заполняет «ведро» В1. Если ведро В1 не переполнено, то ячейки в среду передачи поступают с гарантированной скоростью. Если В1 оказывается переполненным, то избыточный поток поступает в «ведро» В2. Если «ведро» В2 не переполнено, то из В2 поток ячеек поступает в среду передачи с произвольной скоростью, но меньшей, чем гарантированная. Если В2 оказывается также переполненным, то избыточный поток режектируется.

Рис. 9.24. Алгоритм управления битовым потоком «протекающее ведро» Описанной схеме управления потоком соответствует алгоритм, приведенный на рис. 9.24. Временная схема процедуры управления «протекающее ведро» иллюстрируется схемами рис. 9.25 и рис. 9.26. Рис. 9.25 соответствует случаю «заполнение ведра», а рис. 9.26 - случаю вставке ячеек в среду передачи.

Заметим, что в отличие от механизма «скользящее окно», механизм «протекающее ведро» оперирует с индивидуальными ячейками. Поток ячеек копируется в так называемую псевдоочередь («протекающее ведро»). Очередь обслуживается с некоторой скоростью (скорость «протекания ведра»). Когда буфер наполнится, ячейки исходного потока задерживаются.

Каждому установленному соединению ставится в соответствие счетчик, содержимое которого увеличивается на единицу в случае поступления информационной ячейки и соответственно уменьшается, если в звене передачи имеет место приемлемая текущая битовая скорость. Счетчик имеет не-

Рис. 9.25. Временная интерпретация процедуры «протекающее ведро» на этапе «заполнение ведра»: я - допущенная ячейка; 3 - задержанная ячейка; М - емкость ведра (М = 5); а = = 0,33 ячейки/слот; #я = min ^поступлений, М - Q); #3 = тах (0, Поступлений - #я)

Семантическая прозрачность (СП) сети определяется как способность сети транспортировать сообщения от источника к получателю с приемлемым числом ошибок [9.7, 9.8].

При заданной системе передачи прозрачность сети обеспечивается:

• кодированием сообщения;

• повтором сообщения по требованию приемника;

• комбинацией приемов п.1 и 2.

Наиболее важной характеристикой, определяющей СП, является вероятность искажения битов информации - коэффициент ошибок по битам (BER - Bit Error Rate):

Рис. 9.27. Зависимость увеличения нагрузки от вероятности ошибки ВЕЯ на звене передачи Для различных систем передачи измерение BER фактически сводится к набору статистики. Так как в системах передачи и передающей среде вероятность искажения бита оказывается различной, то для получения репрезентативных результатов статистики (время измерения) требуется различное время. В современных волоконно-оптических линиях связи (BOJIC) величина BER = 10”⁹. При повышении значения вероятности BER происходит увеличение числа повторных передач поврежденных пакетов. Повышение нагрузки при этом можно оценить по формуле, учитывающей использование протокола управления «скользящее окно» [9.8]

где W- размер окна; п - число звеньев передачи; L - длина пакета, бит.

На рис. 9.27 представлена зависимость увеличения трафика от изменения BER на звене передачи. Г рафик построен для случая пяти звеньев передачи (п = 5) На этом рисунке трафик оценивается по отношению к исходному трафику. Так, например, если /?(BER) = 1, то это означает, что число передаваемых пакетов удваивается.

При малой величине BER управление «от звена к звену» мало эффективно, так как вероятность ошибок оказывается крайне малой. Более эффективным в этом случае является управление от «конца к концу».

Рис. 9.28 и 9.29 иллюстрируют случай управления на звене и управления от «конца к концу». На них представлена зависимость увеличения нагрузки от изменения вероятности ошибки BER. При управлении от «конца к концу» рассмотрен случай пяти звеньев. Рис. 9.28 соответствует случаю, когда длина пакета составляет 53 октета, рис. 9.29 соответствует случаю, когда длина пакета составляет 1000 октетов.

Чем меньше величина BER в канале, тем более эффективным оказывается управление от «конца к концу» по сравнению с управлением на звене. На рис. 9.30 представлена зависимость эффективности управления от «конца к концу» по сравнению с управлением на «звене» для стандартной

Рис. 9.28. Зависимость изменения загрузки звена от изменения вероятности ошибки на звене при длине пакета 53 октет:

1 - управление от «конца к концу», пять звеньев; 2 - управление на одном звене

Рис. 9.29. Зависимость изменения загрузки звена от изменения вероятности ошибки на звене при длине пакета 1000 октетов:

1 - управление от «конца к концу», пять звеньев передачи; 2 - управление на одном звене передачи

Рис. 9.30. Зависимость изменения эффективности от вероятности ошибки ячейки длиной 53 х 8 = 424 бит от изменения величины ВЕЯ. Эффективность будем оценивать отношением нагрузок тракта с управлением на п звеньях и управлением на одном звене:

Из графика, представленного на рис. 9.30, следует, что до величины BER < 10'⁵управление от «конца к концу» практически не отличается от управления «на звене». Действительно при BER = 10'⁹С= 5,0, а при BER = 10“⁵С =5,04.

В пакетно-ориентированных сетях используют и другую оценку - PER

(Packets Error Rate). Ее вычисляют как число ошибочно принятых пакетов к общему числу переданных пакетов:

Величина PER определяется за некоторое нормированное время и существенно зависит от свойств передающей среды.

Переполнение буферных накопителей принципиально может также привести к увеличению нагрузки на звене. Однако на практике вероятность потерь ячеек оказывается экстремально малой (Р_сеч ^ 10'⁹). О величине емкости буферных накопителей, обеспечивающих малую вероятность потерь ячеек, можно судить по рис. 9.31, для расчета которого была использована модель MIDIXIL (L * оо). Кривая построена при интенсивности поступающей нагрузки на звено а = 0,8 Эрл.

Более подробно с проблемой буферизаций можно ознакомиться в [9.3, 9.6, 9.10, 9.12]

9.12.2. Временная прозрачность Ш-ЦСИС

Временная прозрачность сети оценивается величиной задержки сообщения и джиттера задержки сообщения «от конца к концу». Задержка оказывает существенное влияние на качество связи для пользователей, осуществляющих передачу в реальном времени, например, речь, видео. Большие задержки для речевых сообщений проявляются в виде эффекта эхо. Величина задержки сигнала при передаче «от конца к концу» нормируется. Так на ТФОП величина задержки не должна превышать 25 мск.

Время задержки состоит из двух компонентов:

• задержки, обусловленной средой передачи;

• задержки, обусловленной обработкой сообщений (пакетов) в мультиплексорах и УК, содержащих буферные накопители. В цифровых системах коммутации величина задержки ограничена значением Тих ^ 450 мкс ((}.607, ГШ-Т).

Рис. 9.31. Зависимость вероятности потерь ячеек от изменения емкости буферного накопителя при а = 0,8 Эрл

КБКП I Рис. 9.32. Схема возникновения задержек между пользователями [9.8] (КБКП - коммутатор быстрой коммутации пакетов)

Схема возникновения задержек между пользователями представлена на рис. 9.32.

Время задержки, обусловленное обработкой сообщений, в первом приближении можно оценить по методу Кроммелина, который исследовал модель вида М£>/1/оо [9.17]. Согласно [9.17] вероятность того, что фактическое время ожидания превысит допустимое время ?₀*, определяется в следующем виде:

Вид функции Р(Х_0Ж) для X = 0,2, 0,4 и 0,8 как функция времени ожидания представлена на рис. 9.33.

Зависимость среднего времени пребывания в очереди Ту? задержанных ячеек от изменения нагрузки а показана на рис. 9.34.

О характере задержек, мкс, для 64 кбит/с - соединения для различных скоростей передачи на звене передачи (150 и 600 Мбит/с) можно судить по табл. 9.13 [9.8].

Таблица 9.13

Рис. 9.33. Изменение вероятности Р (> /_ож) для трех значений поступающей нагрузки:

1 - а = 0,2 Эрл; 2 - а = 0,4 Эрл; 3 - а = 0,8 Эрл

Рис. 9.34. Зависимость среднего времени задержки от изменения интенсивности поступающей нагрузки Данные табл. 9.13 получены при вероятности потери пакета 10¹⁰и интенсивности поступающей нагрузки а = 0,8 Эрл.

⇐Управление разрешением установления соединения | Мультисервисные телекоммуникационные сети | Принципы коммутации на ш-цсис⇒