Используются, в основном, такие два субоптимальных подхода к решению задач инженерии трафика:

♦ предварительный поиск рациональных маршрутов в фоновом режиме;

♦ автоматизированный поиск рациональных маршрутов в оперативном режиме с использованием расширений протоколов маршрутизации, функционирующих на основе алгоритма состояния связей.

В случае предварительного поиска рациональных маршрутов в фоновом режиме необходимо знать следующие исходные данные: топология и производительность сети, входная и выходная точки каждого потока трафика, средняя интенсивность каждого потока. Необходимо задать также допустимый уровень максимального значения коэффициента загрузки элементов сети, превышение которого не допускается.

Исходя из названных выше данных, реализуется процедура направленного перебора вариантов, например, с помощью специально созданной для этой цели компьютерной программы. В результате перебора по вышеуказанному критерию выбора маршрутов можно, в принципе, довольно точно определить маршрут для каждого потока с указанием местоположения всех промежуточных маршрутизаторов в сети вдоль каждого из выбранных маршрутов.

Процесс предварительного поиска рациональных маршрутов в фоновом режиме продемонстрируем на примере. Для этого возьмем исходные данные, которые отображены на рисунках 5.7 и 5.8.

На рисунке 5.9 показано одно из возможных решений поставленной задачи, в рамках которого гарантируется, что максимальный коэффициент загрузки каждого сетевого ресурса не превысит 0,6.

Рисунок 5.9 - Инженерия потоков данных. Пример распределения нагрузки на элементы сети, при котором коэффициент загрузки каждого элемента сети не превышает 0,6

Согласно второму способу - автоматизированному поиску рациональных маршрутов в оперативном режиме с использованием расширений протоколов маршрутизации, функционирующих на основе алгоритма состояния связей - задача инженерии трафика решается средствами сетевой маршрутизации в оперативном режиме их функционирования. Для этого используется расширения протоколов маршрутизации, которые работают на основе алгоритма состояния связей. В настоящее время такие расширения стандартизированы для протоколов ОБРР и 18-18.

Причина относительной популярности протоколов маршрутизации вышеназванного класса заключается в том, что эти протоколы, в отличие от дистанционно-векторных протоколов, к которым отно сится, например, протокол RIP, предоставляют в распоряжение маршрутизатора полную информацию о топологии сети. Расширения этих протоколов содержат данные как о маршрутизаторах, размещённых во внутренних узлах исследуемой сети, так и о других внешних сетях, а также о всех физических связях между ними. Каждая связь характеризуется текущим состоянием производительности сетевого элемента в метрике, определяющей величину, пропорциональную стоимости его использования. В традиционном варианте граф сети, ребра которого отражают производительности элементов сети в указанной выше метрике, используется маршрутизатором для выбора кратчайшего маршрута к каждой из внешних сетей. При этом из всех узлов найденного маршрута в таблице маршрутизации запоминается только следующий «хоп» (т.е., запоминается IP-адрес лишь ближайшего маршрутизатора), а данные относительно других промежуточных «хопов» отбрасываются. Такой алгоритм соответствует принятому в IP-сетях принципу продвижения пакетов - каждое маршрутизирующее устройство принимает решение только об одном шаге маршрута.

В протоколы OSPF и IS-IS, в целях обеспечения возможности выполнять инженерию трафика, включены новые типы расширений. С их помощью по каналам сети распространяется дополнительная информация о номинальной и не зарезервированной значениях пропускной способности каждой связи в сети. Ребра результирующего графа сети, который в этом случае должен быть создан в топологической базе каждого из маршрутизаторов, идентифицируются двумя вышеуказанными дополнительными параметрами. Получая информацию о параметрах потоков, для которых нужно найти рациональные маршруты, маршрутизатор в оперативном режиме строит результирующий граф сети, обеспечивая, тем самым, возможность определения субоптимального решения, удовлетворяющего, например, одному из сформулированных выше ограничений на коэффициент загрузки элементов оборудования сети. В результате, обеспечивается сбалансированность загрузки сети в целом.

Для упрощения оптимизационной задачи выбор маршрутов в рамках определенного набора потоков трафика может осуществлять ся поочередно в течение нескольких этапов - сначала в рамках ка-кой-то одной группы каналов из данного набора, потом другой группы из этого же набора и т.д. При этом в качестве ограничения может выступать пороговое значение суммарной загрузки каждого ресурса сети. На практике, пропускные способности маршрутизаторов выбираются (в среднем) достаточными по величине, чтобы обеспечить возможность обслуживания любого трафика, поступающего на их интерфейсы. Поэтому в качестве ограничений в оптимизационной задаче выступают максимально допустимые значения коэффициентов загрузки каналов связи, которые могут устанавливаться индивидуально для каждого канала отдельно или же выбираться одинаковыми для всех каналов.

Процедура нахождения маршрута с учетом ограничений получила название Constrained-based Routing, а протокол OSPF с соответствующими расширениями - Constrained SPF или CSPF.

Понятно, что поиск рациональных маршрутов поочередно с последовательным рассмотрением вариантов агрегации потоков снижает качество решения, поскольку при одновременном рассмотрении всех потоков можно найти более рациональный вариант загрузки ресурсов.

Проанализируем пример, который приведен на рисунке 5.10. Здесь задано ограничение на максимально допустимое значение коэффициента загрузки любого единичного ресурса (в данном случае, одного маршрутизатора) сети, которое принято равным 0,65. Задан также результирующий граф исследуемой сети, который отображен в верхней части этого рисунка. Как видим, на пяти узлах A,B,C,D,E задано три потока, которые начинаются на узле А и заканчиваются на узле С. Значения средних интенсивностей этих потоков N определены соответственно как 50, 40, 30. Отношение между номинальной и не зарезервированной пропускной способностью Ы’для каждого из узлов -- одинаковое и равняется 155/100. Стоимость М каждой связи (каждого «хопа») равняется 65.

Рассмотрим два варианта решения задачи.

В варианте 1 решение ищется при очередности рассмотрения потоков в таком порядке номеров потоков: 1 > 2 > 3. Для первого потока был избран маршрут А-В-С. С одной стороны, он удовлет воряет заданному ограничению на максимальный коэффициент загрузки единичного ресурса (в данном случае, все маршрутизаторы вдоль маршрута оказываются загруженными на 50/155 = 0,32, т.е. меньше, чем 0,65), а с другой стороны, он имеет минимальную стоимость: 65 + 65 = 130.

Рисунок 5.10 Пример субоптимальной инженерии трафика с последовательным рассмотрением вариантов агрегации потоков Для второго потока также был избран путь А-В-С, так как в этом случае выдвинутое ограничение по коэффициенту загрузки также удовлетворяется, т.е. результирующий коэффициент оказывается равным (50 + 40)/155 = 0,58. Третий поток направляется в направлении А-О-Е-С и, следовательно, загружает ресурсы каналов А-О, и-Е и Е-С на 0,3.

Таким образом, решение по первому варианту можно назвать удовлетворительным, так как в этом случае коэффициент загрузки любого маршрутизатора в исследуемой сети не превышает 0,58, т.е. меньше, чем 0,65.0днако существует лучшее решение, представленное вариантом 2, согласно которому по маршруту А-В-С направляются потоки 2 и 3, а поток 1 - по маршруту А-О-Е-С. В этом случае ресурсы первого маршрута оказываются загруженными на 0,45, а второго - на 0,5, т.е. имеем более равномерную загрузку ресурсов. При этом, максимальное значение коэффициента загрузки любого элемента сети не превышает 0,5.

⇐Точность результатов инженерии трафика | Сети передачи пакетных данных | Преимущества использования инженерии трафика в сравнении со стандартными протоколами маршрутизации⇒