BRPI0009994B1 - dispositivo e método de roteamento para roteamento de fluxos de dados em um nó em uma rede de transmissão de pacote - Google Patents

Abstract

"dispositivos de roteamento e de nó". a invenção se refere a um dispositivo de roteamento para roteamento correntes em um nó em uma rede de transmissão de pacote, sendo que cada corrente é transmitida com parâmetros especificados para sua perda e retardo na rede, o dispositivo de roteamento compreendendo: conjunto de circuitos de controle de admissão de corrente para recepção de uma requisição de corrente e para leitura: (i) os ditos parâmetros especificados e quaisquer valores para perda e retardo já incorridos em nos precedentes na rede, ou (ii) os ditos parâmetros especificados, quando modificados para levar em conta perda e retardo já incorridos em nós precedentes na rede, para determinar, em conjunção com correntes existentes já sendo manipuladas pelo dispositivo de roteamento, se aceita ou rejeita a corrente; conjunto de circuitos de memória intermediária incluindo uma pluralidade de memórias intermediárias, sendo que uma ou mais das ditas memórias intermediárias são alocadas à dita corrente, se a solicitação de corrente foi aceita; e dispositivos para transmissão (i) a requisição de corrente com valores modificados para perda e retardo, ou (ii) a requisição de corrente com parâmetros modificados para levar em conta a perda e retardo incorridos neste e nos nós precedentes na rede, se a solicitação de corrente foi aceita, e para retorno de um sinal de falha, se a requisição de corrente foi rejeitada.

Description

“DISPOSITIVO E MÉTODO DE ROTEAMENTO PARA ROTEAMENTO

DE FLUXOS DE DADOS EM UM NÓ EM UMA REDE DE TRANSMISSÃO DE PACOTE” A presente invenção se refere a dispositivos de roteamento para redes de transmissão de dados, e especialmente a dispositivos de roteamento que têm uma capacidade de tomar decisões. São bem conhecidas redes de comunicação nas quais dados são transferidos de uma fonte para um destino em pacotes, cada pacote sendo enviado em uma série de etapas de um componente na rede para o próximo até que atinja seu destino. Algumas de tais redes tentam fornecer garantias de largura de banda e de limites específicos no retardo que os pacotes sofrem e da proporção deles que tem que ser disparada durante períodos de congestionamento.

Um problema em tais redes é a capacidade de limitar uma quantidade de dados admitida na rede para prover um bom nível de serviço total. Uma solução para este problema é de permitir que uma fonte introduza uma série de pacotes de dados na rede somente após uma requisição para realizar isto tiver sido aceita pela rede (em uma etapa referida como uma “aceitação de chamada”). Em redes correntes, a decisão se ou não aceitar uma tal requisição é feita ou sem considerar a capacidade da rede de prover exigências atuais terminal-para-terminal da requisição ou envolver um processo centralizado que rastreia o conjunto corrente de requisições aceitas pela rede como um todo. No primeiro caso, garantias de serviço não podem ser oferecidas pela rede; somente é prometido o tratamento de alguns pacotes de modo relativamente melhor do que outros; enquanto no segundo caso o processo centralizado limita a performance de aceitação de chamada da rede.

Em qualquer caso, em redes correntes, garantias de serviço somente podem ser dadas na condições de substancial subutilização dos recursos de rede, para prover capacidade para uso por serviços de qualidade garantidos.

Quando um comutador em uma rede está funcionado em ou próximo a sua capacidade total, a performance se deteriora para todo tráfego (isto é, o fluxo de pacotes de dados, como previamente mencionado), a menos que algum tráfego seja tratado preferencialmente. Tradicionalmente, mecanismos de controle de congestionamento são introduzidos para administrar tráfego no ponto quando uma fila em um comutador começa a se tornar cheia, A adição de mais memórias intermediárias pode aparentemente controlar a perda. Existe uma penalidade para isto, porque as memórias intermediárias adicionais introduzem outros retardos e podem conduzir à retransmissão de tráfego, e isto então aumenta até mesmo mais a congestionamento. É corrente usual mente entendido na literatura acadêmica, como exemplificado por Kleinrock. L., “Queuing Systems Volume II: Computer Applications”, Wiley, Nova Iorque, 1976, ou por Stallings, W, ”Hígh-Speed Networks: TCP/IP and ATM Design Principies”, Prcntice Hall, Nova Jérsei, 1998 (dos quais ambos são aqui incorporados para referência), à medida em que a demanda em qualquer comutador se aproxima da unidade, então o tamanho de fila médio e o retardo crescem sem limite e isto é verdadeiro, todavia, em comutadores que são administradas e quaisquer que seja sua configuração. Tradicionalmente, mecanismos de controle de congestionamento, conto descritos em Jain, R., “Congestion Control and Traffic Management in ATM Networks: Recent Advances and A Survey”, Computer Networks and ISDN Systems, volume. 28, no. 13, novembro de 1996, páginas 1723 - 1738, são introduzidos para administrar o tráfego no ponto quando a fila em um comutador começa a se tornar cheia. A adição dc mais memórias intermediárias pode controlar, aparentemente, a perda. Existe uma penalidade para isto, porque as memórias intermediárias adicionais introduzem outros retardos e podem levar à retransmissão de tráfego, e isto então aumenta até mesmo mais a congestionamento.

Existe uma necessidade de se tratar destes problemas, de modo a existir a capacidade de rotear transmissões com a possibilidade de qualidade de serviço melhorada. O uso de prioridade ou enfileiramento regular ponderado é conhecido, como é o uso de descarte seletivo para limitar o comprimento de fila, como descrito, por exemplo, em McDysan, D. e Spohn, D. “ATM Theory and Application”, McGraw-Hill, Nova Iorque, 1998, páginas 630-632.

Todavia, não existe processo simples, atualmente descrito, para decidir se se deve admitir uma chamada considerando tanto sua perda quanto exigências de retardo que exploram a flexibilidade oferecida pela combinação destas técnicas. O pedido internacional de patente WO 98/28939 descreve uma técnica determinística pela qual tráfego é dinamicamente classificado em um nó e fornecido downstream. Transferências podem ser abortadas em virtude de tolerância de retardo que é excedida. Por este meio, um certo número de fluxos é garantido por uma largura de banda mínima. Todavia, apenas performance em um nó único é tratada, não performance terminal-para- terminal. Além disto, tráfego é colocado em classes pelo sistema, não na base de uma decisão do usuário. A Patente U.S. 5.408.465 descreve um sistema que oferece garantias determinísticas suaves, que a QoS (qualidade de serviço) é respeitada na maioria do tempo, e usa “pseudo-tráfego” para decidir se admite tráfego real. A Patente U.S. 5.357.507 descreve um sistema, no qual perda de célula é o parâmetro de Qos primário, baseando-se na segunda derivada das características de fluxo de dados de tráfego de entrada. O sistema tem 0 memórias intermediárias. O pedido WO 95/17061 descreve um sistema, no qual a perda de célula é o parâmetro de QoS primário, e que usa teoria de grande desvio. A patente européia EP 0 673 138 A descreve um sistema deteruiinístico, no qual a perda de célula é o parâmetro de QoS primário. A patente européia EP 0 814 632 A descreve um sistema, no qual a perda de célula é o parâmetro de QoS primário, e que assume estrita prioridade de enfileiramento. A patente norte-americana 08/723,649 e equivalentes descrevem um sistema, no qual a perda de célula ou retardo é o parâmetro de QoS. Nenhum destes sistemas considera a perda e o retardo em sua tomada de decisão de QoS, A patente européia EP 0 828 362 A descreve um sistema que usa um controlador de rede central para CAC (controle de admissão de chamada), e não provê garantias para a duração da conexão.

De acordo com um aspecto da presente invenção é provido um dispositivo de roteamento para roteamento chamadas em um nó em uma rede de transmissão de pacote, sendo que cada chamada é transmitida com parâmetros especificados para sua perda e retardo na rede,, o dispositivo de roteamento compreendendo: conjunto de circuitos de controle de admissão de fluxo de dados para recepção de uma requisição de fluxo de dados e para leitura: (i) os ditos parâmetros especificados e quaisquer valores para perda e retardo jã incorridos em nós precedentes na rede, ou (ii) os ditos parâmetros especificados, quando modificados para levar em conta perda e retardo já incorridos em nós precedentes na rede, para determinar, em conjunção com fluxos de dados existentes jã sendo manipuladas pelo dispositivo de roteamento, se aceita ou rejeita a fluxo de dados; conjunto de circuitos de memória intermediária incluindo uma pluralidade de memórias intermediárias, sendo que uma ou mais das ditas memórias intermediárias é(são) alocada(s) ao dito fluxo de dados, se a requisição de fluxo de dados foi aceita; e dispositivos para transmissão: (i) a requisição de chamada com valores modificados para perda e retardo, ou (ii) a requisição de chamada com parâmetros modificados para levar em conta perda e retardo incorridos neste nó e nós precedentes na rede, se a requisição de fluxo de dados foi aceita, e para retomo de um sinal de falha, se a requisição de fluxo de dados foi rejeitada.

Preferivelmente, o dispositivo de roteamento inclui dispositivo para detecção de um sinal de falha dc fluxo de dados de um outro nó na rede e para liberação das memórias intermediárias que ele alocou para este fluxo de dados.

De acordo com um segundo aspecto da presente invenção, é provido um dispositivo de nó para operação em um nó em uma rede de transmissão de dados, sendo que duas ou mais chamadas tendo exigências de qualidade de serviço especificadas podem ser roíeadas através do nó, o nó compreendendo: uma entrada para recepção de dados; uma saída para transmissão de dados; uma unidade de fluxo de dados para direcionamento de dados recebido pela entrada para a saída para a transmissão; e um controlador de fluxo de dados para controle da operação da unidade de fluxo de dados para retardar e/ou falhar e direcionar uma porção dos dados a fim de satisfazer a qualidade de serviço especificada.

Preferivelmente, a qualidade de serviço é especificada por menos do que três de taxa de perda máxima, retardo mínimo e rendimento mínimo. De preferência, o controlador dc fluxo de dados é capaz dc modelação da operação do nó e/ou de quaisquer ligações de dados associadas para estimar um de taxa de perda, retardo e rendimento. De preferência, o controlador de fluxo de dados é capaz de modelação do efeito de um fluxo de dados adicional tendo uma qualidade de serviço especificada. A modelação pode ser usada para decidir se aceitar ou rejeitar a chamada, por exemplo, pelo nó que determina se o efeito seria o de falhar em satisfazer a qualidade de serviço especificada. De preferência, o controlador de fluxo de dados é capaz de modelação do efeito de uma chamada adicional e de geração de uma mensagem indicando um ou mais parâmetros indicando a qualidade de serviço disponível para esta chamada.

Preferivelmente, a unidade de fluxo de dados compreende dispositivos para distinção de ao menos duas categorias de tráfego. De preferência, ela também compreende uma memória intermediária para retenção de pacotes antes da retransmissão. De preferência, ela também compreende um dispositivo para descartar pacotes pertencendo a uma categoria, quando o número de pacotes na memória intermediária excede um limiar. De preferência, ela é responsável para variar o valor do limiar. De preferência, ela também compreende um dispositivo para também distinguir ao menos duas classes de tráfego, cada uma das quais pode conter tráfego de quaisquer das categorias acima mencionadas. De preferência, ela também compreende um dispositivo para programação da retransmissão de pacotes retidos na memória intermediária, de modo que pacotes designados à primeira classe são preferidos sobre aqueles designados à segunda classe. De preferência, o dispositivo de programação é um dispositivo de programação responsável para variar a designação de pacotes recebidos às categorias e às classes.

Preferivelmente, o controlador de fluxo de dados é operável para ajustar o limiar da unidade de fluxo de dados. De preferência, ele também é capaz de variar a designação de pacotes recebidos às categorias e às classes.

De acordo com um terceiro aspecto da presente invenção é provido um dispositivo de roteamento para roteamento chamadas em um nó em uma rede de transmissão de pacote, sendo que cada chamada é transmitida com parâmetros especificados para seu retardo aceitável e probabilidade de perda durante transmissão na rede, o dispositivo de roteamento compreendendo: conjunto de circuitos de controle de admissão de fluxo de dados para: (i) recepção de uma requisição de fluxo de dados compreendendo parâmetros para qualidade de serviço, (ii) modelação da qualidade de serviço para o fluxo de dados, se ela foi roteada através deste nó, (iii) geração de parâmetros ajustados para qualidade de serviço pelo ajuste dos parâmetros recebidos para qualidade de serviço para levar em conta redução em qualidade de serviço, se o fluxo de dados foi roteada através deste nó. (iv) se os parâmetros ajustados são indicativos de qualidade de serviço inaceitável, rejeição do fluxo de dados, e (v) se os parâmetros ajustados são indicativos de qualidade de serviço aceitável, transmissão dos parâmetros ajustados para um outro nó na rede.

Os ditos parâmetros para qualidade de serviço incluem, de preferência, ao menos dois de: retardo mínimo, taxa de perda máxima e rendimento mínima, e/ou níveis de variação de retardo, taxa de perda ou rendimento, e extremos de valores equivalentes.

De acordo com um quarto aspecto da presente invenção é provido um dispositivo de nó para operação em um nó em uma rede de transmissão de dados, sendo que duas ou mais chamadas tendo exigências de qualidade de serviço especificadas podem ser roteadas através do nó, o nó compreendendo: uma entrada para recepção de dados; uma saída para transmissão de dados; e uma unidade de fluxo de dados para direcionamento de dados recebido pela entrada para a saída para transmissão; sendo que o dito nó é responsivo a um controlador de fluxo de dados para controle da operação da unidade de fluxo de dados para retardar e/ou falhar em direcionar uma porção dos dados a fim de satisfazer a qualidade de serviço especificada.

De acordo com um quinto aspecto da presente invenção é provido, em uma rede tendo um ou mais nós para tráfego tendo uma variedade de exigências, um dispositivo pelo qual um nó de rede tendo recursos finitos para alocar (em particular a capacidade de ligações de rede que ele aciona e sua capacidade interna para reter pacotes de dados para a posterior transmissão) pode decidir se é aceitável de concordar com uma requisição (quer implícita ou explícita) para suportar um fluxo de dados, uma coleção de fluxos de dados, de dados através dela tendo certas características de perda de dados e retardo, dado que um número de outros fluxos de dados ou coleção de fluxos de dados já são suportados, sem engajamento em quaisquer interações com outros nós de rede ou mantendo informação acerca de fluxos de dados suportadas por outros nós na rede, de uma tal maneira, que as exigências totais terminal-para-terminal de fluxo de dados podem ser satisfeitas, este dispositivo consistindo de: 1. Manutenção dentro do nó, de informação acerca de cada fluxo de dados que passa através dele, em particular a perda acumulada e retardo deste fluxo de dados entre sua fonte e a ligação de saída apropriada do nó, incluindo a perda e retardo impostos pelo nó propriamente dito na largura de banda de ligação de rede e capacidade de memória intermediária interna alocada; 2. Identificação de uma mensagem de entrada como uma requisição para suportar um novo fluxo de dados; 3. Determinação da requisição de entrada da perda máxima requisitada de retardo e a perda e retardo acumulados até agora; 4. Aplicação de um parâmetro para determinar qual proporção da diferença entre a perda máxima requisitada e retardo e a perda e retardo acumulados até agora pode ser adicionado por este nó, de modo a chegar a uma quantidade de perda e retardo que pode ser adicionada; 5. Execução de um cálculo, quer por meio da aplicação do algoritmo descrito quer por meio da referência a uma indicação pré- computada em uma tabela, para estabelecer as capacidades adicionais necessárias para suportar a perda adicional e retardo para serem impostos no fluxo de dados; 6. Verificação se estas capacidades adicionais são disponíveis; e 7. Se elas forem: a. atualização da mensagem que requisita o fluxo de dados a ser estabelecida, de modo que a perda acumulada e retardo são aumentados pela perda e retardo impostos pela multiplexação de fluxos de dados à ligação de rede pelo nó e enviando-a no próximo estágio de sua rota; b. adição da informação que considera este fluxo de dados àquela já retida com respeito a outros fluxos de dados; e c. computação da alocação ótima do conjunto completo de fluxos de dados para os recursos disponíveis; e 8. Se elas não estiverem, retomo da mensagem requisitando o fluxo de dados para sua fonte com uma indicação que a requisição é rejeitada. A perda máxima e retardo requisitados e a perda e retardo acumulados até agora da requisição podem ser extraídos da mensagem de requisição. O parâmetro para determinar qual proporção da diferença entre a perda máxima e retardo requisitados e a perda e retardo acumulados até agora pode ser adicionado por este nó, de modo a chegar a uma quantidade de perda e retardo que podem ser adicionados, podem ser adequadamente programados. O parâmetro para determinar que proporção da diferença entre perda máxima e retardo requisitados e a perda e retardo acumulados até agora pode ser adicionado por este nó, de modo a chegar a uma quantidade de perda e retardo que pode ser adicionada, pode ser adequadamente computado da rota tomada pela mensagem de requisição. A computação da alocação ótima do conjunto completo de fluxos de dados a recursos disponíveis pode ser realizada antes da requisição ser enviada para o próximo nó. Os conteúdos da tabela de indicação pode ser adequadamente calculados por meio da solução de certo sistema de equações que representam o comportamento operacional do nó. A mensagem de aceitação de chamada contém, adequadamente, informação do excesso de perda e orçamento de retardo da chamada de terminal-para-terminal, que o nó reduz antes de enviá-lo e aumentar seu orçamento de excesso armazenado, para uso por uma chamada subseqüente. É preferido que, em um sistema de acordo com a presente invenção, os tamanhos de fila possam ser controlados a fim de maximizar o rendimento efetiva e reduzir retardo. Perdas de pacote podem, de preferência, ser balanceadas contra rendimento e retardo. A rede pode então, de preferência, funcionar em utilização plena ou substancialmente plena, seja qual for a demanda sobre ela, até um limite imposto pela capacidade da rede. É preferido que etapas não sejam tomadas para evitar perda de pacote a todo custo. Todavia, perda de pacote é preferivelmente um parâmetro de QoS, mais preferivelmente por meio da especificação de uma taxa de perda de pacote que não seja zero. Quando o sistema está funcionando próximo da capacidade total, é preferido que se espere que algum tráfego seja perdido. Esta perda pode ser adequadamente aplicada igualmente a todos fluxos de dados de tráfego, de modo que todo tráfego é equivalentemente degradado pela congestionamento. É preferivelmente possível que alguma tráfego seja “abrigado” (isto é, não perdido) mais, enquanto outro tráfego (adequadamente transmissão tal como dados de voz que são mais urgentes e serão úteis somente se chegarem com um pequeno retardo) não é mais retardado. Isto é porque, se tráfego está chegando em seu destino demasiadamente tarde para ser de uso para uma aplicação, então ele jã está efetivamente perdido e é inadequado para congestionar uma rede com tráfego que não pode ser fornecido a tempo. Em geral, é mais preferido que, ambos, o retardo e a perda, sejam ajustados e limitados, a fim de manter performance de sistema razoável.

Preferivelmente, o sistema provê fortes garantias estatísticas de quanto do tempo um QoS designado é considerado. O sistema pode usar um. modelo operacional e/ou métodos estatísticos. A QoS analisada pelo sistema especifica, de preferência, performance de QoS, terminal-para- terminal, para uma mensagem.

Preferivelmente, dispositivos são providos, pelos quais um nó de rede que tem recursos finitos a serem alocados (especialmente a capacidade de ligações de rede que ele ativa e sua capacidade interna para reter pacotes de dados para a transmissão posterior) pode decidir se é capaz de concordar para uma requisição para suportar um fluxo de dados de dados através dele tendo certas características de perda de dados e retardo, dado que um número de outros fluxos de dados já é suportado, sem engajamento em quaisquer interações com outros nós de rede ou mantendo informação acerca de fluxos de dados suportadas por outros nós na rede, de uma tal maneira, que as exigências totais terminafipara-terminal do fluxo de dados podem ser satisfeitas, Para atingir isto, as seguintes etapas são preferivelmente realizadas; 1. Manutenção dentro do nó, de informação sobre cada fluxo de dados de dados que passa através dele, em particular a perda acumulada e retardo daquele fluxo de dados entre sua fonte e a ligação de saída apropriada do nó, incluindo a perda e retardo impostos pelo nó propriamente dito à largura de banda de ligação de rede, e capacidade de memória intermediária interna alocada; 2. Identificação de uma mensagem de entrada como uma requisição para suportar um novo fluxo de dados de dados; 3. Extração da requisição de entrada, da perda máxima requisitada e retardo e a perda e retardo acumulados até agora; 4. Aplicação de um parâmetro pré-programado para determinar qual proporção da diferença entre a perda e retardo máximos solicitados e perda e retardo acumulados até agora pode ser adicionada por este nó de modo a chegar em uma quantidade de perda e retardo que pode ser adicionada; 5. Realização de uma indicação em uma tabela (que pode ser calculada por meio da solução de um certo sistema de equações que representa o comportamento operacional do nó) para estabelecer as capacidades adicionais necessárias para suportar a perda adicional e retardo a serem impostos no fluxo de dados; 6. Verificação se estas capacidades adicionais são disponíveis; e 7. Se estiverem: a. atualização da mensagem requisitando o fluxo de dados a ser estabelecida, de modo que a perda acumulada e retardo são elevados pela perda e retardo impostos pela multiplexação de fluxos de dados para a ligação de rede pelo nó e enviando a mesma no próximo estágio de sua rota; b. adição da informação com respeito a este fluxo de dados àquela já mantida com respeito a outros fluxo de dados; e c. computação da alocação ótima do conjunto completo de fluxos de dados aos recursos disponíveis; ou 8. Se elas não estiverem, retomo da mensagem requisitando o fluxo de dados à sua fonte com uma indicação que a requisição é rejeitada. A presente invenção será agora descrita a título de exemplo, com referencia aos desenhos acompanhantes, nos quais: A figura 1 é um diagrama esquemático de uma rede de comunicação de dados. A figura 2 mostra um comutador de pacote tendo um dispositivo de tomada de decisão conectado à sua parte principal. A figura 3 ilustra um processo para o procedimento com uma requisição para estabelecer uma nova conexão. A figura 4 mostra o diagrama de estado de transição para o modelo operacional simples com dois níveis de prioridade de perda de célula (abrigar). A figura 5 mostra um exemplo particular de um comutador com trafego abrigado. A figura 6 mostra como o retardo médio de todo tráfego aumenta quando o número de memórias intermediárias alocadas ao tráfego de ‘melhor esforço’ (não abrigado) aumenta. A figura 7 mostra a perda total de todo tráfego. A figura 8 mostra o diagrama de estado de transição para o segundo modelo. A figura 9 mostra limite na perda de trafego abrigado. A figura 10 mostra que, uma vez quando a quantidade total de tráfego aumenta acima de uma quantidade de trafego não abrigado, a perda se eleva linearmente. A figura 11 mostra o retardo para o tráfego urgente/não abrigado. A figura 12 mostra o retardo para o tráfego que não é urgente.

As figuras 13 e 14 são gráficos equivalentes para o desvio padrão do tráfego urgente e tráfego não urgente. A figura 15 ilustra rotas para tráfego.

As figuras 16 e 17 ilustram o estado inicial e subseqüente de comutadores de rede.

Admitindo que uma chamada ou, geralmente, um fluxo de dados de dados para a rede requer confidência que a interação entre aquele trafego da chamada e o tráfego existente é benigna. Na realização de acordos de nível de serviço, a este princípio é dado um valor monetário. Neste relatório, descrevemos a aplicação de uma proposta probabilística para uma administração de chamada. Este modelo pode ser usado para derivar muitos limites de performance conservativos, onde isto é requerido, ou para avaliar as probabilidades dinâmicas de níveis de serviço particular de encontro.

Uma grande classe de aplicações de rede, particularmente aplicações de tempo real, tal como telefonia, somente pode operar satisfatoriamente, quando uma rede pode prover confiavelmente qualidade de serviço. Isto requer a capacidade para aplicações, diretamente ou indiretamente, de negociar com a rede, para assegurar que os retardos de rede não impinge sobre a funcionalidade da aplicação. O produto destas negociações são Acordos de Nível de Serviço; eles definem a Qualidade de Serviço aceitável em termos que são, ambos, medíveis e asseguráveis; eles constituem um acordo contratual entre o usuário de rede e a rede. De fato, eles definem o pior caso aceitável para transmissão de dados através da conexão. Na admissão de uma chamada, existe um reconhecimento explícito que o nível acordado de serviço pode ser provido pela duração da chamada. A alocação de recursos na base de pico de demanda para cada conexão é uma característica que garante isto; todavia, ela não permite a exploração da multiplexação estatística do tráfego na agregação do fluxo. Para avaliar a admissão de chamada, agora ainda explorando a multiplexação estatística, existe a necessidade de se produzir um modelo de como os fluxos de dados individuais de dados irão interagir.

Se um comutador está ativo, antes da aceitação de chamada, para avaliar o retardo de célula típico, e probabilidade de perda de célula ou de células que experimentam retardo inaceitável, e manipular seu compromisso de recursos para assegurar que estes valores caem dentro de limites definidos como aceitáveis por um SLA, então estaria em uma posição de assegurar seu cumprimento, seus compromissos, e para maximizar o número de SLAs que pode empreender, Estas probabilidades são definidas, fundamental mente, pelos recursos de armazenamento intermediário, disponível do nó e pela carga de comutador, É geralmente uma coisa simples se prover qualidade de serviço garantida através de uma rede com baixa utilização; todavia, quando uma vez a rede se aproxima da carga total, o problema de alocação de recurso se torna mais difícil, Uma vez que Acordos de Nível de Serviço formam uma obrigação contratual para a rede, é imperativo que eles sejam somente empreendidos, quando existem recursos adequados, disponíveis para satisfazê-los. Geral mente, as dificuldades associadas com a administração em rede sobrecarregada são complicados pela falta de conhecimento acerca do comportamento do sistema neste estado. As técnicas descritas aqui exploram um novo modelo operacional que tem dois graus de liberdade, que podemos explorar por meio da escolha para fixar um parâmetro - de preferência perda - e, consequentemente, somos capazes de avaliar as consequências de diferentes alocações nas exigências de retardo total e rendimento para as chamadas através do comutador. Este modelo é teoricamente ineondicionalmente estável, até mesmo quando sob sobrecarga, e pode ser usado para prover valores de limitação em parâmetros de Qualidade de Serviço, os quais são teoricamente sempre válidos. .Este modelo é baseado umplamente na consideração de perda e retardo de pacotes dentro de uma estrutura que corresponde estreitamente à operação atual de equipamento de rede real. Em tal equipamento, pacotes são rara mente perdidos devido a erros de transmissão; a fonte principal de perda é a falta de memórias intermediárias para armazenar o pacote/célula para transmissão adiantada, Nossa proposta foi a de modelar a configuração do sistema para manter um nível combinado (e negociado) de perda para um fluxo de dados particular. Esta perda pode ser predita (no conhecimento dos padrões de tráfego) para o conjunto agregado de chamadas correntes. O mesmo processo de enfíleiramento também determina a variação em retardo, bem como seus valores médios. Estas observações permitem a criação da classe de modelos de sistemas de memória intermediária finitos, Â característica mais significante destes modelos é sua descrição da relação entre rendimento, perda e retardo, que permite uma compreensão quantitativa de como distribuir recursos de comutador entre as mais variadas das chamadas efetivas. É óbvio que ura nó sobrecarregado tem que descarregar células. Uma vez que o nó também tem que satisfazer seus compromissos de SLA, todavia, é requerido descarregar células inteligentemente. Nestes modelos, dois atributos de cada fluxo de dados de células podem ser considerados; o desejo de não descartar a célula de um fluxo de dados, que denominamos ‘abrigar’, e o desejo de minimizar o retardo de trânsito de células de um fluxo de dados, que denominados de ‘urgência*. Nosso modelo considera um fluxo de dados de células a ser classificada por estes dois parâmetros. Considerando dois níveis discretos de cada uni destes parâmetros, nós chegamos nas seguintes classes de qualidade distintas Assim, o comutador pode, preferivelmente, descartar células de fluxos de dados, cujos SLAs permitem uma taxa de perda mais elevada; isto, combinado com um modelo de CAC inteligente, permite que limites extremamente estreitos sejam colocados à taxa de perda para tráfego abrigado. Uma vez que esta escala de modelo para cobrir um número indefinido de urgência e classes de tolerância de perda, ela pode prover todas as subdivisões de disponibilidade de célula, requerida para implementar um número de acordos arbitrários de Nível de Serviço, simultaneamente.

Embora tráfego não abrigado possa parecer como sofrendo fortemente como um resultado deste policiamento de descarte, c atualmente sofre de um retardo médio menor. Para muitas das aplicações mais dependentes da provisão confiável de Qualidade de Serviço (por exemplo, vídeo sob demanda), o retardo é uma consideração mais importante do que as taxas de perda, uma vez que pacotes substancialmente retardados por um sistema de enfileiramento congestionado não podem ser usados em sua chegada eventual. Simüarmenie, em qualquer momento dado, o retardo total experimentado por células que passam através de um dado nó também pode ser distribuído para fluxos de dados de tráfego de classes de urgência diferentes.

Este modelo operacional efetivamente mapeia fluxos de dados de células em classes de serviço particulares, definidas por sua urgência e níveis de abrigado. Dado um conjunto de tais mapeamentos - por exemplo, o conjunto de chamadas que descreve unia grande parte de um estado do nó de ligação - e o rendimento requisitado para cada uma destas chamadas, é possível calcular a taxa de perda e média de retardo e distribuição tanto para cada classe de serviço quanto para o nó como um todo. Evidentememe, requerimentos de Qualidade de Serviço da conexão não são especificados no nível de nós individuais, mas de terminal para terminal. Um aspecto crucial deste modelo é sua composabilídade; isto é, por assim dizer, o estado dos comutadores ao longo de um percurso pode ser usado para calcular parâmetros-chave similares de Qualidade de Serviço, incluindo a taxa de perda média terminal para terminal e retardo, e a função de distribuição de probabilidade do retardo. Isto, por conseguinte, provê um modelo previsível requerido para acessar e otimizar o compromisso de recurso, requerido para assegurar que seja honrado um Acordo de Nível de Serviço do fluxo de dados de células; ele permite que garantias probabilísticas sejam feitas com respeito a honrar o SLA.

Uma vez que qualquer comutador real tem somente uma quantidade finita de recursos, é óbvio que nem todas as chamadas requeridas podem ser aceitas, um comutador, por conseguinte, tem que tentar otimizar o número de chamadas que ela pode aceitar, enquanto assegura que somente raramente falhe a satisfazer os requerimentos ou exigências de Qualidade de Serviço das chamadas.

Este modelo operacional tem aplicações imediatas para o Controle de Admissão de Conexão (CAC) e garantias de QoS. Tendo sido uma vez encontrada uma rota para a conexão, ela nos permite assegurar incrementalmente, que existem recursos de rede suficiente ao longo dela para satisfazer as exigências de QoS da conexão. Isto é feito em uma base por comutador, usando somente conhecimento local (essencialmente, os compromissos existentes no comutador na forma de SLAs e outros acordos de QoS nas conexões correntes); isto permite que seja tomada uma rápida decisão na aceitação de chamada, sem adicional tráfego de controle inter-comutador. Isto avisa bem para a escala do algoritmo de decisão. A figura 1 mostra uma rede de comunicação de dados. Dados podem ser comunicados entre quaisquer duas das unidades terminais 1 conectadas através de ligações de dados 2 entre comutadores 3. Os comutadores 3 determinam a rota que os dados devem seguir. A mensagem em um terminal de emissão pode ser dividida em datagramas (pacotes) para transmissão, as quais são então reunidas no terminal de recepção. Os datagramas de uma mensagem simples devem seguir a mesma rota, constituindo uma chamada. A rota tomada por cada mensagem, e o estado das ligações e comutadores que ela encontra em sua rota, determina o retardo entre a emissão e recepção de pacotes da mensagem, e pode causar com que alguns ou todos os pacotes sejam perdidos. Se o pacote contém dados para um serviço crítico de tempo, tal como telefonia de voz, então o retardo entre o pacote sendo enviado e recebido tem que ser pequeno, se deva ser um padrão aceitável de serviço.

Para uma conexão de rede com recursos finitos, retardo, rendimento e taxa de perda estão inter-relacionados. Uma consideração detalhada da relação entre estes três fatores pode permitir o balanço aperfeiçoado de recursos para assegurar que sejam aceitas tantas conexões quanto possível em uma rede de comunicação. Por exemplo, sob um regime aperfeiçoado, pode ser possível para um comutador satisfazer exigências de retardo, de outra maneira inatingíveis, por meio da alocação de substancialmente mais largura de banda média do que foi originalmente requisitado. O detalhe da relação entre retardo, rendimento e taxa de perda é definido pelo comportamento operacional dos elementos de ligação na rede, que pode ser uma função de parâmetros que podem ser otimizados. A figura 2 mostra a estrutura de uma unidade de comutador de pacote aperfeiçoada, a qual podería atuar como um dos comutadores 3 da figura 1. A unidade de comutador de pacote compreende um comutador de pacote 20, à cuja parte principal é conectado um dispositivo de tomada de decisão 21. O dispositivo de tomada de decisão compreende um dispositivo de armazenamento 22, registros temporários 23 e lógica 24 (por exemplo um processador), a qual pode atuar nos conteúdos dos registros para executar comparações e manipulações de campos de bit selecionados. A lógica 24 é conectada de tal modo, que ela pode ler e inscrever valores na memória 22. O comutador de pacote 20 é capaz de distinguir pacotes de requisição de outros pacotes e de inscrevê-los na memória para a operação pelo dispositivo de tomada de decisão. Ela também pode ler o pacote (possivelmente modificado) da memória e transmiti-lo. O dispositivo de tomada de decisão tem a capacidade de indicar ao comutador, quando o pacote deve ser transmitido e também ajustar os parâmetros do comutador que determinam os detalhes do comportamento de comutador. A figura 3 ilustra a funcionalidade de uma unidade de comutador para o procedimento com uma requisição para estabelecer uma nova conexão. Cada comutador ao longo da rota de conexão seguida por um pacote consome uma porção do retardo aceitável da conexão e perde ‘orçamento’ e oferece o remanescente deste orçamento a comutadores ainda mais abaixo na rota. Usando a funcionalidade ilustrada na figura 3, o retardo e orçamento de perda são analisados por meio de elementos de ligação ao longo da rota para determinar as características da conexão. A análise do consumo de orçamento é feito por meio do modelo operacional do elemento de ligação e da configuração corrente. Em lugar de fazer uma conexão que resulta eventualmente em perda ou retardo inaceitável, usando a funcionalidade da figura 3 uma conexão pode ser rejeitada imediatamente, se existe remanescente de orçamento insuficiente para a conexão a ser estabelecida; caso contrário, a requisição é passada (com orçamento reduzido) para o próximo elemento de ligação. Eventualmente, uma mensagem é retomada do destino. Isto ou será uma aceitação de chamada (em cujo caso a configuração de comutador atual é atualizada para acomodar a nova conexão) ou uma rejeição, de algum elemento também ao longo da rota (em cujo caso os recursos alocados a esta conexão são liberados). Em qualquer caso, a mensagem é passada de volta rumo ao originador da requisição, como indicado pela seta para a esquerda.

Em maior detalhe, o processo de estabelecimento de uma conexão para dados ao longo de um percurso entre um nó de partida e um nó terminal através de uma pluralidade de ligações unidas por unidades de comutador do tipo mostrado na figura 2 é como segue. O nó de partida, o sistema ou um usuário do nó de partida ou terminal estabelece um orçamento de retardo e perda totais aceitáveis para a conexão. Isto é transmitido para a primeiro comutador no percurso (seta 30 na figura 3). O comutador aplica seu modelo operacional (em 31) para determiná-lo e seu efeito de ligação associado em um pacote, modifica a informação de orçamento correspondentemente para indicar a quantidade do orçamento disponível para comutadores que se sucedem e ligações do percurso, e se existe um remanescente de orçamento, transmite a informação de orçamento atualizada (em 32) para o próximo comutador sucessivo. O próximo comutador sucessivo executa a mesma operação. Se o orçamento é excedido, então uma mensagem é enviada (em 33) a dispositivos para a aceitação ou rejeição de uma conexão, para causar com que o dispositivo rejeite a conexão por meio do envio de uma mensagem de rejeição (em 35) para o próximo comutador precedente. O dispositivo pode também rejeitar a conexão na mesma maneira, se ele receber uma mensagem de rejeição (em 36) do próximo comutador sucessivo. O dispositivo pode aceitar a conexão, se ele receber uma mensagem de aceitação (em 37) do próximo comutador sucessivo.

Mensagens de aceitação são iniciadas pelo nó terminal recebendo uma mensagem do último comutador sucessivo, indicando que o orçamento total disponível não é excedido para a conexão. Se a conexão é aceitada, então o dispositivo transmite uma mensagem de configuração em 38 para configurar o elemento de ligação 39 do comutador para causar com que dados sigam a rota aceitada através do comutador rumo ao próximo comutador sucessivo no percurso acordado. O modelo operacional (ilustrado em 31 na figura 3) para o comutador e seu uso em aceitação de chamada e controle é de importância para definir a relação entre os requerimentos agregados do conjunto de fluxos de dados destinadas para uma ligação de saída particular e os recursos requeridos associados com esta ligação, e entre requerimentos para perda e retardo.

Considere a combinação de uma porta de saída simples de um comutador, isto pode ser visualizado como um multiplexador que combina os fluxos de dados de entrada roteadas das portas de entrada ou como um dispositivo simples operando onde a entrada máxima de potencial no multiplexador excede sua capacidade de saída.

Durante a operação do elemento/multiplexador de ligação, podem existir tempos nos quais a taxa de chegada dos pacotes excederão a capacidade de saída. Durante estes períodos existirá a necessidade de armazenar os pacotes de entrada excedentes em memórias intermediárias; caso contrário, eles serão perdidos. Existirão ocasiões, em que a freqüência deles se eleva quando a capacidade total da ligação de saída é alocada, quando não existirão memórias intermediárias disponíveis para a alocação dos pacotes dos fluxos de dados de entrada. Sob estas circunstâncias, os pacotes terão que ser descartados. O descarte é requerido tanto pela exigência física de que a memória seja finita e para assegurar que o comutador se recupere das condições de sobrecarga (por meio do esvaziamento de suas memórias intermediárias) dentro de um tempo finito. A quantidade total de tal armazenamento intermediário pode ser alocada dentre os fluxos de dados de entrada, de muitas maneiras. Cada uma destas maneiras definirá, implicitamente, as características de perda de cada um dos fluxos de dados. Nós chamamos esta operação de um tal multiplexador para uma dada configuração de capacidade de memória intermediária para fluxos de dados de entrada, de um comportamento do multiplexador. O comportamento de um tal multiplexador é um sistema que tem dois graus de liberdade, porque o ajuste de quaisquer dois da taxa de perda, rendimento e retardo, fixa o valor do terceiro destes parâmetros. Por exemplo, tendo decidido que as taxas de perda, isto obriga a operação do multiplexador para uma relação particular entre rendimento e retardo, para um dado ajuste de fluxos de dados de entrada, a relação é predizível.

Para otimizar o comportamento é, em geral, necessário primeiramente assegurar que a operação irá satisfazer as exigências de qualidade de serviço de um dos parâmetros e, então, otimizar com respeito aos graus remanescentes de liberdade. Esta exigência precisa ser satisfeita tanto na base de fluxo de dados-por-fluxo de dados quanto coletivamente para a agregação de todos fluxos de dados.

Para ilustrar esta característica, considere um mecanismo, no qual o parâmetro de perda é primeiramente considerado. A instalação física é que de um grupo de memórias intermediárias, compartilhado para todos fluxos de dados de entrada, existem contadores da ocupação instantânea das memórias intermediárias que podem ser consultados no instante de chegada de um pacote, no multiplexador. Em particular, considere que existem duas classes de fluxos de dados de entrada, uma que contém trafego, que deve ser preferencialmente abrigada sobre os fluxos de dados não abrigadas. Este procedimento pode ser generalizado para o caso, quando existem mais do que duas classes de fluxos de dados de entrada conexão diferentes níveis de abrigo preferencial. A equação B abaixo permite o cálculo do número de memórias intermediárias que deve ser reservado para o uso sozinho de tais fluxos de dados abrigadas. Este número é calculado sob a consideração que a taxa de perda do tráfego abrigada de entrada estará abaixo dos limites requeridos. É esta proposta que toma o presente processo incondicionalmente estável.

Seja o número total de tais memórias intermediárias reservadas Kmax - Kb, onde Kmax é a quantidade total de armazenamento intermediário disponível e Ky é a quantidade para a qual todo tráfego (in de pendente mente de se abrigado ou não) é admitido. A designação de um valor para esta diferença representa a fixação de um grau de liberdade no sistema. Dado isto» Kmílx pode agora ser escolhido para limitar o retardo total no sistema para todos os fluxos de dados (como dadas pela equação A abaixo), de modo que todas as exigências de retardo podem ser satisfeitas» dada a disciplina de enfileiramento implementada que distribui o retardo através de todos os fluxos de dados.

Segue um exemplo particular de um modelo operacional: A perda é calculada por: Para se poder fornecer tráfego com uma qualidade de serviço particular, uma predição tem que ser feita de quanto ele é retardado pelo enfileiramento. Isto é encontrado das distribuições de tempo de espera para cada tipo de tráfego e eles podem ser obtidas muito prontamente. Os valores esperados da distribuição de tempo de espera fornece o retardo médio do tráfego e o desvio padrão fornece uma medida da variabilidade do retardo (que pode ser considerado como a instabilidade de retardo). Para tráfego não abrigado, a função de densidade de tempo de espera é dada por: (equação A). Os qb„ são as probabilidades de que um pacote chegando, que entra atualmente na fila, já encontre n pacotes no sistema.

Para o tráfego abrigado» a função de densidade de tempo de espera é dada por: onde Para o tráfego não abrigado e tráfego abrigado combinados, a função de densidade de tempo de espera é dada por: onde O tempo de espera para uma dada carga agregada wB(t) é dada por: (equação A) e a probabilidade pn, que n pacotes estejam enfileirados para serviço é dado por: onde λρ é a taxa de chegada do tráfego para ser preferencialmente abrigado, Xb é a taxa de chegada de tráfego relatívamente não abrigado, μ é a taxa na qual tráfego está em serviço. po é encontrado da solução de: A existência de uma relação quantitativa entre estes parâmetros permite que otimizações do modelo operacional do comutador sejam realizadas usando técnicas padronizadas. É importante notar que o modelo operacional permite que negociações sejam realizadas entre perda/retardo ou entre rendimcnto/mcmórias intermediárias, isto é, um CAC otimizãvel é provido, no qual podem ser utilizadas técnicas padronizadas, tais como programação linear, redes neurais, lógica de Fuzzy, etc., para atingir a otimização.

Quaisquer de tais otimizações podem ocorrer sobre diferentes escalas de tempo e em estágios diferentes da aceitação de chamada/recusa de chamada.

Isto poderia incluir, mas não é limitado a: A relação para wa(t), dada acima, indica que a quantidade total de retardo que aquelas células não descartadas irão experimentar é dependente da taxa de chegada agregada de todas as conexões aceitas. Onde existirem facilidades no comutador, este retardo pode ser dividido cm diferentes frações para classes de fluxos de dados (por exemplo, En fileira mento regular ponderado, Enfileiramento de Prioridade). Tais modelos não são estritamente necessários para fazer uso desta característica, como limites em retardo podem ser calculados para disciplinas de enfileiramento, como primeiro para dentro primeiro para fora.

Existe uma flexibilidade em acessar os critérios para aceitação de chamada. Em geral, para se chegar a uma decisão, é primeiramente necessário acessar a capacidade do sistema de suportar um parâmetro individual (por exemplo taxa de perda - existe recurso de armazenamento intermediário suficiente para assegurar a requerida taxa de perda na taxa de chegada requerida para esta conexão). Isto pode ser atingido através da aplicação da seguinte equação: ( p / Memórias intermediarias de abrigo> In /Inpp v I — pP(1 — P))f (equação B) onde P é a probabilidade desejada para perda e pPé a carga do tráfego a ser dado tratamento preferencial no caso de contenção de recurso.

Tendo feita esta decisão e escolhido um valor adequado para este parâmetro, isto definiría uma relação quantificãvel entre os dois parâmetros remanescentes (por exemplo retardo e rendimento). Esta decisão pode ser feita por meio do cálculo do retardo total que ficará presente no sistema após a aceitação da chamada (um exemplo de uma tal computação é dado na equação acima para wB(t)) e comparação disto com a soma de aceitações para retardo para todas as conexões correntes. A decisão pode então ser feita como se existe suficiente capacidade para satisfazer a chamada (por exemplo se existir suficiente rendimento não alocado, para alocar a esta conexão para reduzir o retardo experimentado neste nó para um nível aceitável). Esta ordenação é somente uma possível ordem de consideração dos parâmetros - tomando perda primeiramente e retardo de negociação para rendimento, características similares existem na escolha de um dos outros parâmetros a serem inicial mente acessados novamente.

Em levar em consideração um limite na taxa de perda para uma chamada, nós estamos excluindo os cálculos necessários para admitir chamadas, nas quais não existe limite na perda (comumente chamado de tráfego de ‘melhor-esforço” na comunidade da Internet). Como não existem garantidas associadas com tais chamadas, tais chamadas podem ser sempre admitidas, considerando que seu efeito sobre outras chamadas é suficientemente benigno. O procedimento para admitir uma chamada é como segue.

Note que nesta descrição “rendimento” significa “rendimento médio”. Cada fluxo de dados aceita tem, associada com ela, um conjunto de parâmetros, incluindo rendimento, taxa de perda e retardo, os quais podem ser armazenados em uma tabela mantida na memória, como indicado pelo conjunto de opções para pn, mencionado no exemplo acima. Existe também um rendimento correntemente alocado, um retardo total imposto, e uma taxa de perda agregada para a ligação. A soma de rendimento dos fluxos de dados deve ser menor do que ou igual ao rendimento alocado da ligação, a soma de limites de retardo dos fluxos de dados tem que ser maior ou igual ao retardo total aplicado a todos os fluxos de dados (equivalente à quantidade total de armazenamento intermediário alocado para as filas), e a soma das taxas de perda dos fluxos de dados tem que ser maior do que ou igual à perda agregada aplicada a todos os fluxos de dados. Estritamente, em lugar do rendimento alocado da ligação, a soma do produto de (1 - taxa de perda aceitável) e o rendimento requerido deve ser usada, mas é usual que a taxa de perda aceitável seja tão baixa, que é prático se usar a aproximação do rendimento alocado da ligação.

Como ilustrado na figura 3, cada comutador ao longo da rota consome uma porção do retardo aceitável pela conexão e ‘orçamento’ de perda e oferece o remanescente daquele orçamento” a comutadores ainda mais abaixo na rota. O conhecimento da relação entre rendimento, retardo e perda permite um balanceamento de recursos para assegurar que tantas conexões quanto possível são possíveis de serem aceitas pelo CAC; por exemplo um comutador pode satisfazer exigências de retardo, de outro modo inatingíveis, por meio da alocação de substancialmente mais largura de banda do que foi originalmente requisitado. De fato, a relação entre rendimento, perda e retardo, acima descrita, permite que estas variáveis sejam negociadas uma contra a outra, a fim de produzir as combinações de exigências requisitadas por um usuário. As exigências de QoS de todas as conexões locais correntes, por conseguinte, ditam o comportamento do elemento de ligação do nó, em termos tanto da aceitação de chamada quando das características operacionais de momento-por-momento do elemento de ligação.

Existe, em princípio, uma escolha de como se “guarda” a largura de banda ou retardo - com o modelo operacional dando a capacidade de predizer sua interação com a coleção de chamadas que o comutador está processando. Isto permite a derivação de ambos, de um custo instantâneo para suportar esta chamada (dependente da configuração de chamada corrente) e alguma medida de um custo genérico para o suporte de tais chamadas. Ele também permite o avaliação de diferentes estratégias de configuração de ligação. O que este modelo de CAC tem a intenção de assegurar, por conseguinte, é a habilidade de calcular o efeito de aceitação de chamada sobre compromissos de nó previamente contraídos, e, conseqüentemente, a probabilidade de que a aceitação irá causar com que o comutador viole ou os contratos de tráfego novos ou os previamente aceitos.

Para ilustrar como a aceitação de chamada pode ser executada na prática, enquanto mantém a Qualidade de Serviço já designada a fluxos de dados de tráfego, nós consideramos o seguinte exemplo trabalhado. A figura 15 representa uma pequena porção de uma grande rede, com comutadores AB.Ce fluxos de dados de células representadas por setas. O objetivo deste exemplo é de ilustrar o efeito de adição de um novo fluxo de dados entre Ao e Co» mostrando como os cálculos relevantes seriam realizados, e como a aceitação desta chamada afetaria o tráfego existente através da rede. A tabela que segue descreve o conjunto existente de chamadas nesta seção da rede, e suas exigências de qualidade (como expressos em seus pacotes de requisição). Para simplificar os cálculos, normalizamos o rendimento de uma ligação para ser um. Os valores de retardo são então em termos de um tempo de transmissão de uma célula ATM sobre aquela ligação. Uma taxa nominal de 400.000 células/segundo foi usada para normalizar durações.

Corrente de Rendimento Solicitado Taxa de perda Retardo médio Classe T ráfago____ Solicitada solicitado Nominal Ah —> Cti 0,2 1.0-4 ~Õ7l m C, U ~ Ai -» D 0,5___________________10-5___________lOm___________Ç, -.U

A; -» Cl 0.3________________________________________________-.Ç-.U

Bi-D 0,1 -Ç-iU

Rl-Cl [ο.Ι I 5 m 1-iCU A qualidade fornecida corrente pode ser calculada da equação B: 1-/0,,(1-P) >

Isto permite o cálculo do número de memórias intermediárias (Kmsi* - KB), o que tem que ser reservado em um comutador local para assegurar que as taxas de perda para tráfego abrigado possam ser atingidas.

Esta fórmula é para o limite de perda quando tráfego não-abrigado tende para infinito. Tendo sido calculado o número de memórias intermediárias para a taxa de perda requerida, isto reduz o modelo operacional para dois graus de liberdade. Embora fosse agora possível alocar por meio da fixação do retardo necessário e, conseqüentemente, sobrealocando rendimento, a fixação do rendimento para aquele requisitado, será ilustrada. Isto permite o cálculo da probabilidade de perda atual para perda abrigada e não abrigada usando a fórmulas dadas acima. O conhecimento da probabilidade de todas as memórias intermediárias reservadas para tráfego não abrigado estarem cheios, permite o cálculo das taxas de perda para tais fluxos de dados de tráfego.

Retomando à figura 15, nesta configuração, o comutador de rede A não contém tráfego urgente. O uso da equação B permite a limitação do número de memórias intermediárias necessárias para assegurar perda aceitável sob tais circunstâncias. A escolha de 20 representa um a mais do que o mínimo assimptótico de 19, requerido para uma taxa de perda de 10'6.

No comutador A existem 50 memórias intermediárias alocadas, das quais vinte foram reservadas para o tráfego abrigado. No comutador B existem somente 30 memórias intermediárias alocadas, das quais 15 foram reservadas para tráfego abrigado. Nesta circunstância particular, a ligação para o comutador C, e, conseqüentemente, as ligações de saída, são ligeiramente carregadas; este comutador em grupos de flexibilidade em sua configuração.

Os efeitos deste tráfego de comutador não são calculados aqui.

Estes cálculos levam à tabela de atributos mostrados na figura 16. A configuração de memória intermediária (N/M deve ser ligada com N memórias intermediárias retidas para tráfego abrigado fora de M. As figuras de orçamento e de retardo médio se referem à quantidade de orçamento retido e ao consumo atual de perda ou retardo que o fluxo de dados de células irá experimentar durante a operação.

As decisões e os efeitos conseqüentes de adição das conexões Ao —» CO serão agora considerados. Para permitir que as taxas de perda sejam conseguidas, a decisão tem que ser feita para alocar mais memórias intermediárias ao abrigo de dados (através do uso da equação B). Com esta configuração, taxas de perda previamente contraídas para as chamadas existentes podem ser conseguidas bem como permitindo a admissão da chamada corrente. As configurações de comutador após a chamada ter sido aceita estão documentadas na figura 17.

Aplicações práticas desta técnica podem requerer um refinamento do compartilhamento de comutadores de uma perda da chamada e orçamento de retardo, uma vez que uma rota aceitável através da rede foi encontrada. Esta redistribuição permite que se ofereçam uma grande quantidade de recursos para a chamada durante a fase de preparação (e, conseqüentemente, minimiza seu consumo da perda das chamadas e orçamento de retardo) sem mais recursos de rede serem compromissados para a chamada do que o estritamente necessário. Isto pode ser feito utilizando o pacote de Aceitação de Chamada, quando ele passa de volta através da rota estabelecida.

Para assegurar as exigências de QoS, tem que existir a noção de uma chamada. Isto é verdadeiro em ATM, para Ip, o uso de alguma informação de administração adicional, tal como RSV, realiza esta função. A

presente proposta é igualmente aplicável a ambas tecnologias de rede. O presente modelo é teoricamente incondicionalmente estável e provê garantias mesmo sob extrema sobrecarga de rede (isto é, períodos estendidos, onde a largura de banda de rede e recursos de memória intermediária são insuficientes para satisfazer a demanda). Acopladas com estas aplicações em Aceitação de Chamada, comutadores projetados com este modelo em mente podem assegurar que SLAs e contratos pertinentes sejam honrados, independentemente do estado da rede. A capacidade de calcular perda para fluxos de dados através do total de sua rota terminal-para-terminal podería ser usada para prover realimentação para certas classes de tráfego (por exemplo tráfego de melhor esforço IP) para tentar limitar perda posteriormente na rota. O modelo apresentado pode ser graduado para oferecer qualquer número de níveis de serviço e distingue claramente entre a manipulação de tráfego de diferentes classes. Classes distintas de tráfego podem ser alocadas a diferentes quantidades de recursos durante o trânsito, significando que graus de tráfego podem ser facilmente distinguidos e permitindo que o custo de classes de QoS, em termos de utilização de recurso, sejam precisamente acessados. Esta clara separação de classes de tráfego e acurado custo de conexão, por sua vez, permite a introdução de mecanismo de pagamento. O modelo é também adaptável para descrever uma variedade de algoritmos de administração de comutador de baixo nível. A figura 4 mostra o diagrama de transição de estado para um modelo operacional simples, com dois níveis de prioridade de perda de célula (abrigo).

Como um exemplo, a figura 5 mostra a situação para um comutador onde tráfego abrigado chega em uma taxa de 0,7 da taxa de serviço (isto é, pp = λΡ/μ = 0,7) e onde nós exigimos que menos do que um em um milhão de pacotes sejam perdidos (isto é, P = 10'5). Na figura 5, a linha de topo representa a quantidade total de tráfego que chega ao nó de rede. A próxima linha inferior representa a quantidade total de tráfego que é operado, plotada contra a demanda por tráfego não abrigado. A linha mais inferior mostra a quantidade de tráfego não abrigado que é operado. A linha tracejada espessa representa a quantidade de tráfego abrigado que é operado, e deve ser observado que ela é ao menos não influenciada pela demanda por tráfego não abrigado. As figuras 6 e 7 fornecem uma indicação relação de a taxa de perda/rendimento/retardo, sob as mesmas condições que para a figura 5. A figura 6 mostra como o retardo médio de todo tráfego aumenta quando o número de memórias intermediárias alocadas ao tráfego de “melhor esforço” aumenta. O retardo é medido em unidades de tempo, onde a taxa de serviço é escolhida para ser um. À medida em que a demanda total se eleva acima de um, o retardo aumenta linearmente com o número de memórias intermediárias. A figura 7 mostra a perda total de todo tráfego. Para utilização fixa, a perda decresce quando o número de memórias intermediárias se eleva.

Quando rendimento aumenta, a perda total aumenta. A figura 8 mostra o diagrama de transição de estado para um modelo operacional, o qual foi estendido para permitir o tráfego que é urgente bem como tráfego que não é urgente. A figura 9 mostra que, à medida em que a quantidade de tráfego não abrigado presente se eleva, a perda de tráfego abrigado nunca se eleva acima de 10'6. A figura 10 mostra que, uma vez que a quantidade total de tráfego aumenta acima de um, a quantidade de perda de tráfego não abrigado se eleva linearmente. A figura 11 mostra o retardo para o tráfego urgente, onde a linha superior tracejada é o retardo para o tráfego abrigado e a linha inferior é o retardo para o tráfego não abrigado. A figura 12 mostra o retardo para o transmissão que não é urgente.

As figuras 13 e 14 mostram os gráficos equivalentes para o desvio padrão do tráfego urgente e tráfego não urgente.

Em adição à ou em lugar da provisão de retardo mínimo requerido, taxa de perda máxima ou rendimento mínimo, o modelo operacional podería prover variações máximas permitidas daqueles parâmetros. Um exemplo especialmente preferido é, para o modelo operacional, para prover variação em retardo, máxima permitida, correspondendo a um nível máximo requerido de instabilidade em tempos de chegada dos pacotes. O aparelho para operar o modelo operacional podería ser disposto em um nó de rede ou em uma unidade em algum outro lugar, que está em comunicação com o nó. O nó podería ser um roteador, um multiplexador (ou combinação de dois ou mais multiplexadores), um comutador ou qualquer outra unidade, em que qualidade de serviço possa ser utilmente considerada.

Uma forma de realização preferida do mecanismo de controle e configuração toma as dadas exigências, grupos delas e as mapeia nos recursos fisicamente disponíveis (isto é, o número finito de níveis de abrigar e urgência) esta versão agrupada das exigências é então usada para derivar a exeqüibilidade do serviço do conjunto coletado de fluxos. , Os parâmetros para a configuração física são derivados deste processo.

Após algumas verificações iniciais, o algoritmo preferido configura primeiramente o abrigo do conjunto composto de fluxos de dados e então a urgência. Pode ser convenientemente assumido que: 1. O mecanismo de programação está estritamente compartilhando prioridade do retardo. 2. O mecanismo de abrigo é operando através de uma memória intermediária simples compartilhada. 3. Existe uma aproximação do serviço residual para o mecanismo de retardo, nomeadamente: * Urgência máxima foi acessada para a largura de banda total da ligação, * A próxima urgência mais alta foi acessada para a largura de banda total da ligação menos o rendimento atual dos níveis de urgência mais elevados, * Este processo é repelido para cada nível de urgência decrescente com a largura de banda disponível para aquele nível de urgência sendo a largura de banda total menos a soma dc todas as larguras de banda requeridas dos níveis mais urgentes. 4. Todas chegadas, serviços e serviços residuais têm uma distribuição de Poisson.

As verificações iniciais e o preâmbulo do algoritmo podem ser realizados por meio das seguintes etapas: 1. Assegure-se que a soma de todas as garantias de rendimento não excedam a capacidade da ligação. 2. Calcule o as taxas de chegada máximas de todos os fluxos de dados, mesmo se elas forem apenas restritas pela velocidade da interface. O abrigo dos fluxos de dados podem ser então configurados como a seguir: 1. Ordene os fluxos de dados em ordem crescente de perda permissível (ordem decrescente de abrigo). 2. Escolha uma quantidade de partida ou inicial de armazenamento intermediário (este podería ser exatamente a quantidade fisicamente disponível). 3. agrupe fluxos de dados com taxas de perda-alvo similares, conjuntamente, o número de grupos sendo limitados ao número de níveis de abrigo fisicamente disponíveis. 4. Associe com cada grupo ao rendimento-alvo total para aquela coleção de fluxos de dados e a taxa de perda menor de qualquer fluxo de dados nesta coleção. 5. Comece com o grupo a ser mais abrigado, calcule o armazenamento intermediário requerido para assegurar exigências de perda.

Isto é feito sob a assunção de que todos fluxos de dados menos abrigadas estão chegando em suas taxas máximas. Se isto não puder ser feito, rejeite a configuração. 6. Repita este processo (etapa 5) para os níveis de abrigo decrescentes, com a assunção de que o tráfego de nível abrigado mais elevado está em (ou é ligeiramente excedente a) sua taxa contratada.

Isto representa a configuração de abrigo para o multiplexador de QoS para esta coleção de fluxos de dados.

Se a configuração requerer mais armazenamento intermediário que o fisicamente disponível, rejeite a configuração, A configuração de retardo pode ser realizada como segue: 1. Ordene os fluxos de dados em urgência decrescente, isto é aumento de tolerância de retardo, 2. Agrupe os fluxos de dados conjuntamente para ajustar no número finito de níveis de urgência, 3. Associe com cada grupo o rendimento total dos fluxos de dados naquele grupo e as exigências de retardo do fluxo de dados mais urgente. 3. Associe com cada grupo o rendimento total dos fluxos de dados naquele grupo e as exigências de retardo do fluxo de dados mais urgente. 4. Comece com o grupo mais urgente, calcule a largura de banda nominal, requerida para estar disponível, a fim de satisfazer as exigências de retardo dada a quantidade total de largura de banda disponível - a largura de banda nominal pode ser calculada sob as assunções que esse sistema é um Sistema de Enfileiramento M/M/l Non-premptíve Prioríty (HOL), como descrito na Tabela 18 nas páginas 370 de Allen: Probability, Statistics and Queíng Theory (1978). Esta largura de banda nominal é comparada com a largura de banda atualmente disponível. Se ela não estiver disponível, então esta configuração é rejeitada. 5. Para níveis de urgência decrescentes, repita (4) calculando a largura de banda excessiva mínima nas mesmas assunções de Sistema de em Queuing M/M/l Non-premptive Prioríty (HOL), e assegure-se que existe serviço residual suficiente, dado que os fluxos de dados de urgência mais elevadas são consumidoras de sua largura de banda alocada. Se existir largura de banda residual insuficiente para satisfazer as condições, então rejeite esta configuração.

Se a etapa (5) pode ser completada para todos os níveis de urgência, então a configuração é exequível. Tendo sido o processo acima uma vez completado, existe informação suficiente para ajustar os parâmetros no hardware para fornecer o conjunto requerido de contratos para os fluxos de dados.

Um modelo operacional dos tipos descritos acima podería ser usado para um número de finalidades, por exemplo: - decisão, se aceitar ou rejeitar uma chamada na base de se a qualidade do serviço requerido para a chamada pode ser satisfeita; - decisão, se perder ou retardar um pacote em um n ó ou alocar espaço de memória intermediária em um nó a fim de satisfazer as qualidades requeridas de serviço, coletivamente para chamadas roteadas através daquele nó; - em resposta a uma solicitação para colocação de uma chamada provendo uma indicação de uma qualidade disponível de serviço, por meio da qual um usuário ou unidade pode decidir se ou não fazer a chamada.

Em uma situação onde uma qualidade de orçamento de serviço deve ser compartilhada entre dois ou mais nós em uma rota, existem varias maneiras pela qual o compartilhamento podería ser realizado. 1. Uma indicação do orçamento disponível podería ser passado para um nó. Podería estimular a redução em qualidade de serviço que é esperada para impor na chamada no próximo nó, que realiza o mesmo processo. 2. Uma indicação do orçamento disponível e da quantidade de orçamento usada até agora por nós precedentes poderíam ser passadas para um nó. Podería estimular a redução em qualidade de serviço que ele espera na chamada, adição da quantidade estimada à quantidade de orçamento usado até agora, e então passar o orçamento disponível e a quantidade revisada de orçamento usado até agora para o próximo nó, o qual realiza o mesmo processo. 3. Uma indicação do orçamento disponível podería ser passada para um nó que também tem conhecimento de um número máximo (m) de nós a serem usados para uma chamada. Ela podería então permitir, ela própria, apenas 1/m do orçamento disponível. Tendo estimada a redução em qualidade de serviço que espera para impor na chamada, o nó podería rejeitar a chamada, se não puder usar menos do que 1/m do orçamento disponível.

Caso contrário, ele podería passar o orçamento disponível inalterado para o próximo nó. A informação de qualidade de serviço pode ser enviada fora de banda - isto e, por meio de um outro percurso que o fluxo de dados à qual a informação de QoS se refere. A informação De QoS pode ser derivada da fonte do destino do fluxo de dados, ou de algum outro lugar. Técnicas de otimização padrão podem ser usadas oara otimizar o uso de um modelo operacional selecionado em dadas circunstâncias. A presente invenção pode incluir qualquer característica ou combinação de características aqui reveladas quer implicitamente quer explicitamente ou qualquer generalização delas, independentemente se ela se refere à invenção presentemente reivindicada. Em vista da descrição precedente, será evidente para uma pessoa especializada na técnica que várias modificações podem ser feitas dentro do escopo da invenção. Por exemplo, a mensagem de requisição ou solicitação de chamada podería ser uma investigação de qual qualidade de serviço seria suportada preferivelmente suportada do que uma reaquisição para uma qualidade específica, por exemplo como usado no protocolo RSVP, desenvolvido para a Internet, e mensagem de aceitação ou rejeição de chamada podería ser uma transmissão de qualidade aceitável de parâmetros de serviço.

Claims (15)

1. Dispositivo de roteamento para roteamento de fluxos de dados em um nó em uma rede de transmissão de pacote, sendo que cada fluxo de dados é transmitida com parâmetros especificados para sua perda e retardo na rede, caracterizado pelo fato de que compreende: conjunto de circuitos de controle de admissão de fluxo de dados para recepção de uma requisição de fluxo de dados e para leitura: (i) dos ditos parâmetros especificados e quaisquer valores para perda e retardo jã incorridos em nós precedentes na rede, ou (ii) dos ditos parâmetros especificados, quando modificados para levar em conta perda e retardo já incorridos em nós precedentes na rede, para determinar, em conjunção com fluxos de dados existentes já sendo manipuladas pelo dispositivo de roteamento, se aceita ou rejeita o fluxo de dados; conjunto de circuitos de memória intermediária incluindo uma pluralidade de memórias intermediárias, sendo que uma ou mais das ditas memórias intermediárias é(são) alocada(s) ao dito fluxo de dados, se a requisição de fluxo de dados foi aceita; e dispositivos para transmissão: (i) da requisição de fluxo de dados com valores modificados para perda e retardo, ou (ii) da requisição de fluxo de dados com parâmetros modificados para levar em conta perda e retardo incorridos neste nó e nós precedentes na rede, se a requisição de fluxo de dados foi aceita, e para retomo de um sinal de falha, se a requisição de fluxo de dados foi rejeitada,

2. Dispositivo de roteamento, de acordo com a reivindicação 1, caracterizado pelo fato de que compreende dispositivo para detecção de um sinal de falha de fluxo de dados de um outro nó na rede e para liberação das memórias intermediárias que alocou para este fluxo de dados.

3. Dispositivo de roteamento, de acordo com a reivindicação 1 ou 2, caracterizado pelo fato de que compreende dispositivos de tomada de decisão para determinação se aceita ou rejeita o fluxo de dados.

4. Dispositivo de roteamento, de acordo com qualquer uma das reivindicações l a 3, caracterizado pelo fato de que o conjunto de circuitos de memória intermediária atribui as memórias intermediárias de acordo com o modelo: onde KmÍW é a quantidade total de armazenamento intermediário disponível, KB é a quantidade à qual tráfego é admitido. Pé uma probabilidade desejada de perda e pP é uma carga de tráfego a ser dado tratamento preferencial no caso de contenção de recurso.

5. Dispositivo de roteamento, de acordo com qualquer uma das reivindicações l a 4, caracterizado pelo fato de que a dita perda é uma medida de perda aceitável para o respectivo fluxo de dados e o dito retardo e uma medida de retardo aceitável para o respectivo fluxo de dados,

6. Dispositivo de roteamento, de acordo com qualquer uma das reivindicações 1 a 5, caracterizado pelo fato de que o conjunto de circuitos de memória intermediária c disposto para atribuir as memórias intermediárias por meio de ordenação dos fluxos de dados em ordem de perda, seleção de uma quantidade de partida de armazenamento intermediário, agrupamento conjunta mente de fluxos de dados com perda similar, de terminação para cada grupo do rendimento-alvo total para aquele grupo de fluxos de dados e a taxa de perda menor de qualquer corrente naquele grupo, e cálculo para cada grupo do armazenamento intermediário requerido para assegurar exigências de perda, e, se o armazenamento intermediário requerido total exceder o armazenamento intermediário disponível, rejeição da configuração de fluxos de dados agrupados.

7. Dispositivo de roteamento, de acordo com qualquer uma das reivindicações 1 a 5, caracterizado pelo fato de que o conjunto de circuitos de memória intermediária é disposto para atribuir as memórias intermediárias por meio de ordenação dos fluxos de dados por tolerância de retardo crescente, agrupamento de fluxos de dados com perda de tolerância de retardo similar conjuntamente, determinação para cada grupo do rendimento total para cada grupo de fluxos de dados e da tolerância de retardo do fluxo de dados mais urgente neste grupo, e cálculo para cada grupo da largura de banda nominal requerida para estar disponível a fim de satisfazer os requerimentos de retardo, e, se a largura de banda total requerida exceder a largura de banda disponível, rejeição da configuração dos fluxos de dados agrupados.

8. Dispositivo de roteamento, de acordo com a reivindicação 6 ou 7, caracterizado pelo fato de que o número de grupos é limitado a um número predeterminado.

9. Método de roteamento para roteamento de fluxos de dados em um nó em uma rede de transmissão de pacote, sendo que cada fluxo de dados é transmitido com parâmetros especificados para sua perda e retardo na rede, caracterizado pelo fato de que compreende as etapas de: receber de uma requisição de fluxo de dados; ler: (i) os ditos parâmetros especificados e quaisquer valores para perda e retardo já incorridos em nós precedentes na rede, ou (ii) os ditos parâmetros especificados, quando modificados para levar em conta perda e retardo já incorridos em nós precedentes na rede, para determinar, em conjunção com fluxos de dados existentes já sendo manipuladas pelo dispositivo de roteamento, se aceita ou rejeita o fluxo de dados; alocar recursos de memórias intermediárias ao dito fluxo de dados, se a requisição de fluxo de dados foi aceita; e transmitir: (i) a requisição de fluxo de dados com valores modificados para perda e retardo, ou (ii) a requisição de fluxo de dados com parâmetros modificados para levar em conta perda e retardo incorridos neste nó e nós precedentes na rede, se a requisição de fluxo de dados foi aceita, e para retomo de um sinal de falha, se a requisição de fluxo de dados foi rejeitada.

10. Método, de acordo com a reivindicação 9, caracterizado pelo fato de que compreende detectar um sinal de falha de fluxo de dados de um outro nó na rede e para liberação das memórias intermediárias que alocou para este fluxo de dados.

11. Método, de acordo com a reivindicação 9, caracterizado pelo fato de a etapa de alocar memória intermediária atribuir as memórias intermediárias de acordo com o modelo: onde Kmax é a quantidade total de armazenamento intermediário disponível, Kb é a quantidade à qual tráfego é admitido, P é uma probabilidade desejada de perda e pp é uma carga de tráfego a ser dado tratamento preferencial no caso de contenção de recurso.

12. Método, de acordo com a reivindicação 9, caracterizado pelo fato de que a dita perda é uma medida de perda aceitável para o respectivo fluxo de dados e o dito retardo e uma medida de retardo aceitável para o respectivo fluxo de dados.

13. Método, de acordo com a reivindicação 9, caracterizado pelo fato de que a etapa de alocar recursos de memória intermediária é disposta para atribuir as memórias intermediárias por meio de ordenação dos fluxos de dados em ordem de perda, seleção de uma quantidade de partida de armazenamento intermediário, agrupamento conjuntamente de fluxos de dados com perda similar, determinação para cada grupo do rendimento-alvo total para aquele grupo de fluxos de dados e a taxa de perda menor de qualquer fluxo de dados naquele grupo, e cálculo para cada grupo do armazenamento intermediário requerido para assegurar exigências de perda, e, se o armazenamento intermediário requerido total exceder o armazenamento intermediário disponível, rejeição da configuração de fluxos de dados agrupados.

14. Método, de acordo com a reivindicação 9, caracterizado pelo fato de que a etapa de alocar recursos de memória intermediária é disposta para atribuir as memórias intermediárias por meio de ordenação dos fluxos de dados por tolerância de retardo crescente, agrupamento de fluxos de dados com perda de tolerância de retardo similar conjuntamente, determinação para cada grupo do rendimento total para cada grupo de fluxos de dados e da tolerância de retardo do fluxo de dados mais urgente neste grupo, e cálculo para cada grupo da largura de banda nominal requerida para estar disponível a fim de satisfazer os requerimentos de retardo, e, se a largura de banda total requerida exceder a largura de banda disponível, rejeição da configuração das fluxos de dados agrupados.

15. Método, de acordo com a reivindicação 13, caracterizado pelo fato de que o número de grupos é limitado a um número predeterminado.