ES2280331T3 - Procedimiento de dimensionamiento de una red de transmision de conmutacion por paquetes de tipo determinista. - Google Patents
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Abstract
Procedimiento de dimensionamiento de una red de transmisión de conmutación por paquetes de tipo determinista (20) que pone en comunicación equipos (10 a 18) para ser interconectados y que incluye nudos de interconexión conectados entre si y con los equipos mediante enlaces físicos de conexión, consistiendo este procedimiento en establecer una lista de los flujos de informaciones a encaminar entre los diferentes equipos (10 a 18) conectados por la red (20), proponer una topología de red supuesta (72) adaptada a la disposición geográfica de los equipos (10 a 18) a conectar por la red (20) y a las importancias de los flujos de informaciones a intercambiar entre los equipos (10 a 18), consistiendo la indicada topología (72) en la definición de caminos virtuales VC para el encaminamiento de los diferentes flujos de información, y de un mallado de nudos de interconexión conectados entre si y con los equipos (10 a 18) por enlaces físicos de conexión que soportan estos caminos virtuales, estimar anivel de cada nudo de conexión, los retrasos máximos introducidos en las transmisiones de los paquetes por los fenómenos de inestabilidad provocados por ellos mismos y por los nudos de interconexión ya franqueados por los paquetes, comprobar que estos retrasos máximos sean compatibles con los límites impuestos y retocar la topología (72) propuesta para la red (20) mientras esta compatibilidad no sea obtenida.
Description
Procedimiento de dimensionamiento de una red de
transmisión de conmutación por paquetes de tipo determinista.
La presente invención se refiere a las redes de
transmisión de conmutación por paquetes de tipo determinista.
Una red de transmisión de conmutación por
paquetes permite el intercambio de datos en forma de paquetes entre
diferentes entidades geográficamente dispersas. Su interés es
reducir el número de enlaces físicos de transmisión necesarios para
el encaminamiento de las informaciones permitiendo con ello repartir
en el tiempo uno o varios enlaces físicos entre varios flujos de
informaciones en algunas partes de sus trayectos.
Una red de transmisión de conmutación por
paquetes está constituida por un conjunto de nudos de interconexión
unidos por enlaces de transmisión cableados o no y que constituyen
un mallado del espacio donde se reparten las entidades con las que
se tiene que comunicar.
Un paquete se presenta en forma de un tren de
bitios cuya constitución respeta una organización estricta definida
por un protocolo de red con diferentes partes o campos de los cuales
algunos están reservados para las informaciones de servicio
necesarias para su encaminamiento tales como las identidades de la
entidad expedidora y de la entidad destinataria, y otros para los
datos a transmitir.
Un paquete se introduce en la red de transmisión
en uno de sus nudos de interconexión en relación directa con la
entidad expedidora por medio de un enlace físico de transmisión tal
como un cable u otro. Se encamina hasta el primer nudo de
interconexión a través del enlace físico que conecta este primer
nudo con la entidad expedidora. Una vez llegado a este primer nudo
de interconexión es redirigido a otro enlace físico de transmisión.
Este otro enlace físico de transmisión lo hace progresar en el seno
de la red de transmisión hacia la entidad destinataria y le permite
llegar a bien sea la identidad destinataria, o bien a otro nudo de
conexión de la red más próximo de la identidad destinataria que lo
redirige a su vez a otro enlace físico de transmisión y así
sucesivamente. Al final, el paquete sigue, hasta la entidad
destinataria, un camino llamado virtual porque solo se materializa
el tiempo de la transmisión del paquete. Este camino virtual se
sirve de una cadena más o menos larga de enlaces físicos de
transmisión unidos por sus extremos por nudos de interconexión. Cada
nudo de interconexión asegura, a su nivel, la expedición de los
paquetes que le llegan, entre los diferentes enlaces físicos de
transmisión que le están directamente conectados, realizándose este
expedicionado a partir de las informaciones de servicio contenidas
en los paquetes. Un ejemplo muy extendido de red de conmutación por
paquetes es facilitado por las redes Eternet conmutadas.
En una red de transmisión de conmutación por
paquetes, la actividad de los nudos de interconexión es fuertemente
variable y depende de los encaminamientos de los paquetes. Así puede
encontrarse, en ciertos momentos, con nudos de interconexión
próximos a la saturación o incluso saturados y que provocan la
pérdida de paquetes, mientras que otros están subexplotados. Ello
ha conducido a vigilar en tiempo real las actividades de los
diferentes nudos de conexión y adoptar diversos procedimientos de
reexpedición local de los paquetes con miras a un mejor reparto de
las tareas entre los diferentes nudos de interconexión. La
contrapartida de esta reexpedición local es que el camino virtual
seguido por un paquete desde su entidad expedidora a su entidad
destinataria no está completamente definido de antemano, lo cual
hace la transmisión menos fiable y sobre todo aporta un riesgo al
tiempo de transito de una información a través de la red. En un
cierto número de situaciones, donde la fiabilidad de la transmisión
y el tiempo de tránsito de las informaciones son datos críticos,
como en el caso de una red de transmisión que conecta equipos de
una aeronave, esta reexpedición local es evitada, incluyendo cada
nudo de conexión una tabla que define de forma estricta, el puerto
de salida que debe tomar un paquete en función de su puerto de
entrada y de las direcciones expedidora y destinataria. La red de
transmisión de conmutación por paquetes es entonces llamada
"determinista" ya que los caminos virtuales que pueden tomar
los paquetes están fijados y necesitan para ser modificados una
reprogramación de los nudos de interconexión y que el tiempo de
paso por cada nudo de interconexión está limitado.
Basta sin embargo que la red de transmisión de
conmutación por paquetes sea de tipo determinista para garantizar
su fiabilidad, es preciso también que tenga un dimensionamiento
adaptado a los flujos de informaciones a transmitir, es decir que
no presente ninguna posibilidad de saturación a nivel de sus nudos
de interconexión.
Un nudo de interconexión puede simbolizarse por
un dispositivo que presenta:
- -
- un banco de puertos de entrada E_{i}, oscilando i de 1 a n, un banco de puertos de salida S_{j}, oscilando j de 1 a m,
- -
- un banco de multiplexores P_{j}, uno por puerto de salida S_{j}, estando cada multiplexor P_{j} destinado a un puerto de salida determinado S_{j} y conectando con su puerto de salida de destino S_{j} todos los puertos de entrada E_{i} susceptibles de serle conectados,
- -
- un banco de P_{j} memorias F_{j} de tipo FIFO (del anglosajón "First In First Out") intercaladas entre las salidas de los multiplexores y los puertos de salidas S_{j} para gestionar colas en la vertical de los puertos de salida y regularizar los flujos de paquetes en los enlaces físicos de transmisión conectados a los puertos de salida S_{j}, y
- -
- uno o varios autómatas de encaminamiento que aseguran el control del o de los diferentes multiplexores en función de las informaciones de servicio contenidas en los paquetes.
Esta representación de un nudo de interconexión
solo tiene por efecto facilitar la comprensión. La misma no
prejuzga la arquitectura real en la cual solo puede tener de un
único multiplexor central que encauza los flujos que llegan de los
puertos de entrada a los correctos puertos de salida.
El problema de la saturación de un nudo de
interconexión se relaciona con el de la gestión de las colas, es
decir el porcentaje de ocupación y los riesgos de desbordamiento de
las memorias FIFO situadas en la vertical de sus puertos de salida.
La red de transmisión debe dimensionarse de forma que las memorias
FIFO de sus diferentes nudos de interconexión no puedan desbordarse
y que estas tengan capacidades y porcentajes de llenado uniformes,
estando el tiempo de encaminamiento de un paquete a nivel de un nudo
de interconexión constituido esencialmente por su tiempo de
permanencia en la cola del puerto de salida que toma.
El dimensionamiento de una red de transmisión de
conmutación por paquetes de tipo determinista se realiza dándole
una primera forma. Se parte de una topología de red supuesta
adaptada a la disposición geográfica de los equipos a conectar y a
las importancias de los flujos de informaciones a intercambiar,
consistiendo esta topología de red en la definición de caminos
virtuales VC para el encaminamiento de los diferentes flujos de
información, y del mallado de nudos de interconexión conectados
entre si y con los equipos mediante enlaces físicos de conexión que
soportan estos caminos virtuales. Se comprueba entonces que el
número, las capacidades y las disposiciones de los nudos de
interconexión y de los enlaces físicos de transmisión que conectan
los nudos de interconexión entre sí y con las entidades expedidoras
y destinatarias permiten el paso, sin problema, del conjunto de
caminos virtuales previstos y se retoca la topología de la red
mientras esta comprobación no sea concluyente.
Los paquetes de un flujo de informaciones
procedentes de una misma entidad expedidora y que ocupan un mismo
camino virtual VC ocupan al principio ventanas temporales periódicas
muy espaciadas con relación a las capacidades de transmisión de los
enlaces físicos utilizadas por una red. Sin embargo, desde su paso
por un primer nudo de interconexión, se encuentran en competencia
con paquetes que pertenecen a otros flujos de informaciones y según
otros caminos virtuales, y pueden por este motivo estar obligados a
esperar en colas a nivel del puerto de salida que deben tomar. Un
paso de este tipo por una cola perturba la regularidad del flujo
inicial de los paquetes. Esta perturbación o inestabilidad se
incrementa a su paso por los nudos de conexión atravesados y puede
llegar hasta provocar agregados de paquetes o transmisión por grupos
a lo largo de los caminos virtuales. Estos agregados de paquetes
producen, cuando franquean un nudo de conexión, un aumento pasajero
de la actividad de este último que es absorbida gracias a las colas
y que es generadora de nuevos retrasos y de un eventual aumento de
los agregados. Este fenómeno de agregados debe ser tomado en cuenta
en la enumeración de los caminos virtuales y en la determinación de
las capacidades de las memorias FIFO de los nudos de interconexión
pues juega con el tiempo máximo de transmisión de un camino virtual
y con el llenado de las colas en los nudos de interconexión.
El documento "Intelligent Resource
Dimensioning in ATM Networks INTERNATIONAL SWITCHING SYMPOSIUM",
Berlin, 15-23 abril 1995, menciona la utilización
de Inteligencia Artificial para el dimensionamiento de las redes,
pero no se interesa por los problemas generados en las colas.
La presente invención tiene por objeto un
procedimiento de dimensionamiento de una red de transmisión de
conmutación por paquetes de tipo determinista teniendo en cuenta el
fenómeno de agregación de los paquetes en el transcurso de sus
progresiones en la red a lo largo de un camino virtual.
La invención tiene por objeto un procedimiento
de dimensionamiento de una red de transmisión de conmutación por
paquetes de tipo determinista que pone en comunicación equipos para
ser interconectados y que incluye nudos de interconexión
conectados entre si y con los equipos mediante enlaces físicos de
conexión, consistiendo este procedimiento en establecer una lista
de los flujos de informaciones a encaminar entre los diferentes
equipos conectados por la red, proponer una topología de red
supuesta adaptada a la disposición geográfica de los equipos a
conectar por la red y a las importancias de los flujos de
informaciones a intercambiar entre los equipos, consistiendo la
indicada topología en la definición de caminos virtuales para la
conducción de los diferentes flujos de información, y de un mallado
de nudos de interconexión conectados entre si y con los equipos por
enlaces físicos de conexión que soportan estos caminos virtuales,
estimar a nivel de cada nudo de conexión, los retrasos máximos
introducidos en las transmisiones de los paquetes por los fenómenos
de inestabilidad provocados por ellos mismos y por los nudos de
conexión ya franqueados por los paquetes, comprobar que estos
retrasos máximos sean compatibles con los límites impuestos y
retocar la topología de la red mientras esta compatibilidad no
sea
obtenida,
obtenida,
caracterizándose este procedimiento porque, en
una red donde los paquetes tienen todos la misma velocidad de
encaminamiento V en los enlaces físicos de conexión, la estimación
de los retrasos máximos introducidos por el fenómeno de
inestabilidad en las transmisiones de los paquetes en los distintos
caminos virtuales pasa por la determinación de la componente de
inestabilidad \DeltaJ_{K,j} añadida por un nudo de interconexión
K a nivel de uno de sus puertos de salida S_{j} en relación, por
mediación de una memoria tampón que acoge una cola y por un
dispositivo de multiplexado, con N flujos procedentes de los puertos
de entrada E_{i}, realizándose esta determinación de la
componente de inestabilidad \DeltaJ_{K,j}, en el caso en que
cada flujo de paquetes de un camino virtual VC_{l} que entra en
la memoria tampón por un puerto de entrada E_{i} presente, entre
un agregado de paquetes y el paquete o el agregado de paquetes que
le sigue, un intervalo de tiempo mínimo suficiente para permitir un
vaciado de la memoria tampón después de la recepción de de un
agregado de paquetes y antes de la recepción del paquete siguiente
al agregado, aplicando la relación:
estando V la velocidad de
encaminamiento del enlace físico de conexión conectada con el puerto
de salida S_{j} y siendo Q la cantidad máxima de bitios de la
cola estimada a partir de la
relación:
siendo N el número de flujos de
paquetes susceptibles de converger hacia el puerto de salida
considerado, es decir el número de flujos que pasan por el nudo de
interconexión y que convergen hacia el puerto de salida S_{j}
considerado, esto en la hipótesis de que un flujo de paquetes esté
asociado con un camino virtual VC_{l}, B_{l} el tamaño máximo
en bitios de un agregado de paquetes susceptible de llegar a un
VC_{l} por un puerto de entrada E_{i}, tamaño máximo que se
puede igualmente expresar por la
relación:
siendo M_{l} el número máximo de
paquetes en un agregado de paquetes susceptible de llegar por un
camino virtual VC_{l} por un puerto de entrada E_{i} y siendo
q_{max} el número máximo de bitios de un
paquete.
Ventajosamente, el tamaño máximo B_{l} en
bitios de un agregado de paquetes susceptible de presentarse en un
camino virtual VC_{l} por un puerto de entrada E_{i} de un nudo
de interconexión de la red se toma igual al tamaño más grande de
agregado de B_{VC_{l, i, k}} paquetes susceptible de presentarse
en este camino virtual VC_{l} que toma el puerto de entrada
E_{i} del nudo de conexión K considerado:
siendo el tamaño más grande de
B_{VC_{l, i, k}} agregado de
paquetes
susceptible de presentarse en un camino virtual
VC_{l} que toma el puerto de entrada E_{i} del nudo de conexión
k considerado obtenido a partir del sistema de relación:
siendo K aquí, el número de nudos
de conexión atravesados por un camino virtual considerado e
identificando el índice k los nudos de conexión atravesados por un
camino virtual considerado en el orden en que son atravesados por
los paquetes, determinándose las diferentes componentes de
inestabilidad \DeltaJ_{l,k} poco a poco recorriendo los
diferentes caminos virtuales desde sus comienzos a sus
extremos.
\newpage
Ventajosamente, una vez determinadas las
componentes de inestabilidad añadidas por los diferentes nudos de
interconexión a los niveles de sus diferentes puertos de salida, se
comprueba, en cada camino virtual VC_{I}, que los intervalos de
tiempo mínimo \DeltaT_{I,K} entre el agregado más grande de
paquetes y el próximo paquete que llega el primero a los niveles de
los diversos nudos de interconexión encontrados, obtenidos por la
relación:
son suficientes para evitar todo
problema de saturación de las colas causado por grupos demasiado
próximos, es decir que cumplan bien sea con la
desigualdad:
\vskip1.000000\baselineskip
\vskip1.000000\baselineskip
siendo M un número entero positivo
que representa el número de paquetes del segundo grupo como máximo
igual al número de caminos virtuales que toman el puerto de salida
del nudo de interconexión considerado, seleccionado en función del
grado de seguridad exigido para la transmisión, o la desigualdad
para un camino virtual
VC_{K}:
VC_{K}:
Otras características y ventajas de la invención
se desprenderán de la descripción dada a continuación, de un modo
de realización dado a título de ejemplo.
Esta descripción se realizará con respecto al
dibujo en el cual:
- una figura 1 representa un ejemplo de
topología de red de transmisión de conmutación por paquetes,
- una figura 2 esquematiza un nudo de
interconexión de la red de transmisión precedente, visto desde uno
de sus puertos de salida,
- la figura 3 ilustra el fenómeno de
saturación que puede producirse en la confluencia de dos flujos
regulares de paquetes y que justifica la presencia de una cola río
arriba de un puerto de salida de un nudo de interconexión,
- una figura 4 ilustra el mismo
fenómeno de ocupación de espacio que la figura 3 pero generalizado
en la confluencia de N flujos que comprenden agregados de
paquetes,
- una figura 5 ilustra la necesidad de
un intervalo de tiempo mínimo entre dos grupos de paquetes de N
flujos que confluyen hacia un mismo puerto de salida para evitar una
posibilidad de desborde de la cola que regula este puerto de
salida,
- una figura 6 muestra el origen del
fenómeno de inestabilidad atribuido a un flujo regular de paquetes
cuando confluye con otros dos flujos regulares de paquetes,
- una figura 7 muestra el fenómeno de
agregación de paquetes que puede producirse a lo largo de un camino
virtual en razón de la inestabilidad introducida en el franqueo de
nudos de interconexión de una red de transmisión situados en este
camino virtual, y
\newpage
- una figura 8 es un organigrama que
ilustra las principales etapas de un procedimiento de
dimensionamiento de red según la invención.
La figura 1 muestra diferentes conjuntos de
equipos 10 a 18 que se comunican entre si por mediación de una red
de transmisión de conmutación por paquetes 20. Los conjuntos de
equipos 10 a 18 tienen de importancias desiguales y están
geográficamente dispersados en una zona cubierta por la red de
transmisión de conmutación por paquetes 20 que está esquematizado
por un mallado de nudos de interconexión representados por círculos
y enlaces físicos de interconexión representados por segmentos de
recta que unen los nudos de interconexión entre ellos. Cada equipo
representado por un rectángulo está conectado a la red de
transmisión de conmutación por paquetes, a nivel de uno o varios
nudos de interconexión situados cerca, por uno o varios enlaces
físicos de interco-
nexión.
nexión.
La emisión de los paquetes en la red por el
emisor se realiza de forma periódica. Cada paquete se introduce en
una ventana temporal y dos paquetes sucesivos ocupan dos ventanas
sucesivas. Cada paquete respeta un cierto formalismo o protocolo
que depende de la red de transmisión. Por norma general, se
estructura en campos de bitios de los cuales algunos están
reservados para las informaciones de servicio necesarias para su
encaminamiento tales como las identidades de la entidad expedidora
y de la entidad destinataria, y otros a los datos a transmitir. Al
comienzo de un equipo, los paquetes ocupan, en el enlace físico de
interconexión que los lleva a un primer nudo de interconexión de la
red, de las ventanas temporales regularmente espaciadas. Llegados a
este primer nudo de interconexión, cada paquete se somete a un
encaminamiento que consiste en un análisis de sus campos de
informaciones de servicio para determinar por qué puerto de salida
el paquete debe dejar el nudo y luego en un encauzado del paquete
hacia la cola del puerto de salida en cuestión. La cola es
indispensable pues un paquete puede encontrarse esperando, es decir
compitiendo en el puerto de salida, con otros paquetes procedentes
de otros puertos de entrada del nudo de conexión. La memoria
realizada en forma de FIFO permitirá almacenar estos paquetes en
espera de su turno de emisión. Después de un cierto tiempo de espera
que depende de la importancia de la cola en el momento de su paso,
el paquete es emitido a un enlace físico de interconexión que lo
lleva al equipo destinatario, bien sea directamente, o por
mediación de otros nudos de interconexión y otros enlaces físicos
de
interconexión.
interconexión.
La figura 2 modeliza un nudo de interconexión
visto desde uno de sus puertos de salida S_{j}. Se distingue, río
arriba del puerto de salida S_{j}, por una memoria 30 de tipo FIFO
(First In First Out en lenguaje anglosajón) alimentada con paquetes
por un multiplexor 31 conectado a los diversos puertos de entrada
E_{1}, E_{2},..E_{i}..,E_{N} susceptibles de ser encauzados
a la salida S_{j}. El multiplexor 32 es controlado por un autómata
de expedición 31 que captura los paquetes que llegan a los puertos
de entrada del nudo de interconexión, analiza sus campos de
informaciones de servicio y determina los puertos de salida por los
cuales deben dejar el nudo de interconexión.
La presencia de una cola río arriba de cada
puerto de salida de un nudo de conexión plantea el problema de su
gestión, es decir de las tensiones a imponer a los tráficos que
alimentan esta cola para que permanezca limitada y la estimación de
su tamaño máximo cuando estas tensiones se respetan. En efecto, un
desborde de una cola puede producir una pérdida de paquetes
mientras que el tamaño máximo de una cola determina el retraso
máximo que puede experimentar un paquete cuando transita por el
puerto de salida asociado con la cola.
Para apreciar las propiedades de una cola
situada en un nudo de interconexión río arriba de un puerto de
salida, se comienza por situarse en las condiciones favorables de
un puerto de salida de un nudo de interconexión de primer nivel que
recibe dos flujos regulares de paquetes que llegan a dos puertos de
entrada distintos, regulares que significan que estos dos flujos de
paquetes no han atravesado, antes, ningún otro nudo de interconexión
donde hubieran podido pasar por una cola de forma que no están aún
afectados por un fenómenos de inestabilidad, sucediéndose sus
paquetes en cadencias regulares.
Bien sea, como se ha representado en la figura
3, dos flujos regulares i1 y i2 de paquetes que llegan con una
velocidad V y con una periodicidad T_{i1} para el flujo i1 y
T_{i2} para el flujo i2 a dos puertos de entrada E_{i1} y
E_{i2} de un nudo de conexión del primer nivel para ser dirigidos
al mismo puerto de salida S_{j}, estando los paquetes del flujo
i1 compuestos por q_{i1} bitios y los del flujo i2 por q_{i2}
bitios. Dos casos pueden producirse a nivel de la salida S_{j} del
nudo de interconexión:
- -
- bien sea que el paquete que entra del flujo i1 y el paquete que entra del flujo i2 ocupen ventanas temporales sin recuperación, siendo el tamaño de la ventana igual a este nivel a la duración del paquete ya que este no ha experimentado ninguna inestabilidad. Son llamados entonces no concurrentes y son encauzados sin experimentar retraso hacia el puerto común de salida. Los paquetes 40 y 50 son un ejemplo de paquetes no participantes.
- -
- o bien que el paquete que entra del flujo i1 y el paquete que entra del flujo i2 ocupen ventanas temporales que se recuperan en al menos un bitio. Son entonces llamados de contención. El segundo paquete en el tiempo debe esperar el final del tratamiento del primer paquete en una cola antes de poder ser dirigido al puerto de salida. Los paquetes 41 y 51 son un ejemplo de paquetes en contención.
\newpage
O bien dos paquetes no participantes, uno
recibido en primer lugar por el nudo de interconexión en la fecha
de recepción t_{i1} y el otro recibido en segundo lugar en la
fecha de recepción t_{l2}, la propiedad no participante se
expresa por la condición:
siendo q_{i1} el tamaño en bitios
de un paquete del flujo i1, de hecho el paquete recibido el
primero.
mientras que el fenómeno de contención de
expresa por la condición
Cuando dos paquetes se encuentran en contención,
el segundo se retrasa el tiempo necesario para el tratamiento del
primero y pasa a la salida inmediatamente a continuación del primero
sin dejar ventana temporal libre entre ellos. El segundo paquete
forma entonces, con el primero, un agregado de dos paquetes. El
fenómeno de agregación de paquetes se incrementa de nudo de
interconexión en nudo de interconexión en el trayecto de un flujo
de informaciones. Así, cuando un flujo de paquetes llega a la
entrada de un nudo de interconexión de nivel inferior al primer
nivel, puede contener agregados más o menos importantes de varios
paquetes procedentes de los encaminamientos experimentados por los
paquetes en nudos de interconexión encontrados río arriba. Estos
agregados perturban los caudales de los flujos de paquetes
añadiéndoles el fenómeno de inestabilidad y provocan incrementos
bruscos de actividad a nivel de los nudos de interconexión.
Para apreciar este fenómeno, uno se sitúa en la
hipótesis más próxima a la realidad, ilustrada por la figura 4, de
un puerto de salida de un nudo de interconexión de nivel inferior
que recibe un grupo de N agregados de paquetes en contención,
procedente de N flujos distintos de paquetes que llegan al nudo de
interconexión a la misma velocidad de transmisión V, por N puertos
de entrada distintos. Estos N agregados de paquetes deben esperar
en una cola río arriba del puerto de salida para ser emitidos, cada
uno a su vez, al enlace físico de interconexión conectado al puerto
de salida.
Suponiendo:
\bullet que el tamaño máximo en número de
bitios, de un paquete autorizado en la red es q_{max},
\bullet que el tamaño máximo de un agregado
en número de paquetes, procedente del enésimo flujo es M_{i} de
forma que el tamaño máximo en bitios B_{i} de un agregado
procedente de un enésimo flujo equivale:
\vskip1.000000\baselineskip
\vskip1.000000\baselineskip
\bullet que el conjunto de flujos llega a la
cola a la velocidad aparente NV, y
\bullet que la cola se vacía a la velocidad
V,
la cantidad máxima Q de bitios susceptible de
esperar en la cola es como máximo:
\vskip1.000000\baselineskip
\vskip1.000000\baselineskip
siendo Sup{B_{i}} el tamaño en
bitios del agregado más importante entre los de los N flujos de
entrada,
es decir la suma de los bitios de todos los
agregados menos los bitios del agregado más importante que puede
ser uno cualquiera entre ellos. Si todos los agregados tienen el
mismo tamaño B, la cantidad máxima de bitios susceptibles de
esperar en la cola equivale a:
De la cantidad máxima de bitios susceptibles de
esperar en la cola, se deduce el tiempo máximo que puede llevar en
la transmisión de paquetes, el paso por el nudo de interconexión
considerado, tiempo máximo que corresponde al incremento de
inestabilidad \DeltaJ aportado por este nudo de interconexión a
los flujos de paquetes:
Para que esta cantidad máxima de bitios
susceptible de esperar en una cola no sea sobrepasada, es preciso
que la cola tenga, entre dos grupos, el tiempo de vaciarse
suficientemente para acoger los bitios del grupo que viene. Este
tiempo corresponde a un tiempo mínimo \DeltaT entre dos grupos. Si
se considera un solo flujo, el tiempo mínimo \DeltaT_{i} que
debe separar un primer agregado B_{i} de un segundo agregado
B'_{i} debe respetar la condición:
En el caso más general ilustrado en la figura 5
donde un grupo de N agregados B'_{i} que llegan simultáneamente a
N flujos le sigue un grupo de N agregados B_{i} ya llegados
simultáneamente a N flujos, el tiempo mínimo que separa \DeltaT
los dos grupos debe respetar la condición
Aparte de estas consideraciones sobre el
franqueo de un nudo de interconexión por flujos de paquetes, se pasa
a los caminos virtuales, es decir a los trayectos efectivamente
seguidos en la red de transmisión por los diferentes flujos de
informaciones intercambiados entre los equipos conectados con la red
de transmisión. En el caso de una red de transmisión de conmutación
por paquetes de tipo determinista, estos caminos virtuales son
invariables, experimentando todos los paquetes de un mismo flujo el
mismo encaminamiento a través de los nudos de interconexión de la
red. El tiempo máximo de recepción por un equipo destinatario de un
mensaje emitido a través de la red de transmisión por un equipo
expedidor puede entonces ser apreciado a través del tiempo máximo
de transmisión de los paquetes al camino virtual que los conecta a
través de la red.
Se parte de la hipótesis que el tráfico de un
camino virtual VC está siempre regulado en su fuente de forma que
un tiempo mínimo T separe dos de sus paquetes sucesivos. Como lo
muestra la figura 6, el paso por el primer nudo de interconexión
por los paquetes que siguen un camino virtual VC_{i} se manifiesta
por la aparición de una inestabilidad debida al fenómeno de
contención a nivel de este nudo de interconexión con paquetes que
siguen de otros caminos virtuales que toman el mismo puerto de
salida. Este fenómeno de contención hace que un paquete que sigue
un camino virtual VC puede encontrarse a la salida de un nudo de
interconexión en el seno de un agregado de paquetes siguiente de
otros caminos virtuales y en una posición cualquiera en el seno de
este agregado. La posibilidad de agregación al paso por un nudo de
interconexión del primer nivel hace pasar la anchura de la ventana
temporal en la cual se puede encontrar un paquete, de la anchura
máxima de un paquete al inicio del camino virtual VC a la anchura
del agregado más grande posible e introduce un fenómeno de
inestabilidad ya que la anchura del paquete no varía pero su
posición se desplaza con relación a su ventana de emisión por un
retraso imprevisible del cual solo se conoce el límite superior.
Esta inestabilidad corresponde al retraso máximo que puede
experimentar el paquete a su paso por el nudo de interconexión ya
que puede atravesarlo sin ningún retraso si las condiciones le son
favorables o con el retraso máximo si las condiciones le son
particularmente desfavorables. En el ejemplo de la figura 6, la
posición de la ventana de un paquete que era segura ante el nudo de
interconexión de primer nivel y correspondía a la ventana de
emisión, se vuelve insegura después del nudo de interconexión,
cubriendo la inseguridad el tiempo de tres paquetes.
La inestabilidad experimentada por los paquetes
según un camino virtual determinado se incrementa a medida que se
van produciendo los franqueos de los nudos de interconexión. Más
precisamente, la inestabilidad J_{l,K} que afecta a un flujo de
paquetes según un camino virtual VC_{l}, a nivel de la salida del
K enésimo nudo de interconexión encontrado es igual a la suma de
las componentes de inestabilidad aportadas por todos los nudos de
interconexión franqueados:
determinándose las componentes de
inestabilidad aportadas por los diferentes nudos de conexión a
partir de la relación
(2).
Cuando la giga que afecta a los paquetes de un
mismo flujo de informaciones, es decir los paquetes que siguen un
mismo camino virtual VC_{i} se aproxima o sobrepasa el período
mínimo T_{i} que separa a la emisión de dos paquetes sucesivos,
puede producirse un fenómeno de agregación a nivel del camino
virtual propiamente dicho. En efecto, si el orden de los paquetes
según un camino virtual no puede ser modificado ya que los paquetes
siguen uno detrás de otro un mismo y único trayecto en el seno de la
red de transmisión que es de tipo determinista, los paquetes
franquean un mismo nudo de interconexión en instantes diferentes,
con tiempos de tránsito variables que dependen de la ocupación, en
el momento de su paso, de la cola del puerto de salida que toman.
Así, después que un paquete que ha tomado mucho tiempo para
franquear un nudo de interconexión, el paquete siguiente del mismo
camino virtual puede tomar menos tiempo y así sucesivamente teniendo
por resultado un agregado de paquetes en el camino virtual si la
inestabilidad que afecta a la salida, el camino virtual se vuelve
del mismo orden o superior al periodo mínimo que separa, en la
emisión, dos paquetes sucesivos. La figura 7 ilustra un caso de
agregación de paquetes que puede producirse en un camino virtual que
presenta a la salida una inestabilidad ligeramente superior al
doble del intervalo de tiempo T_{i} que separa dos paquetes
sucesivos en el momento de su introducción en el camino virtual. Un
primer paquete 60 experimenta un tiempo de tratamiento
particularmente largo prácticamente igual a la inestabilidad, pues
franquea los nudos de interconexión tomados por el camino virtual
en momentos en que las colas están particularmente cargadas, y se
encuentra con un retraso prácticamente igual al doble del intervalo
de tiempo T_{i} que lo separa en la emisión de otros paquetes. El
paquete que le sigue lo recupera pues encuentra condiciones de
encaminamiento más favorables pero no puede pasarlo de modo que
experimenta también un retraso del orden de un intervalo de tiempo
T_{i} mientras que el paquete siguiente 62 encuentra también
condiciones de encaminamiento favorables y prácticamente ya no es
bloqueado por los paquetes que le preceden en el camino virtual. El
resultado es que a la llegada del camino virtual, existen
intervalos de tiempo T_{i} vacíos mientras que deberían contener
un paquete y otros que contienen agregados de paquetes mientras que
solo deberían contener un único paquete a la
vez.
vez.
Más precisamente, el tamaño máximo de un
agregado B_{VC_{l, i, k}} susceptible de presentarse en un camino
virtual VC_{l} que toma el puerto de entrada E_{i} de un K
enésimo nudo de conexión K atravesado por el camino virtual
VC_{l} está ligado con la suma de las componentes de inestabilidad
\DeltaJ_{l,K} acumuladas en este camino virtual VC_{l} al
paso por los nudos de interconexión encontrados antes de este K
enésimo nudo de interconexión y en el intervalo de tiempo mínimo
T_{l} de separación de los paquetes en su introducción en el
camino virtual por el sistema de relaciones:
y el intervalo de tiempo mínimo que
separa un agregado de este tipo del próximo paquete en el camino
virtual VC_{l} siempre a nivel del puerto de entrada E_{i} del
K enésimo nudo de interconexión atravesado tiene por
valor:
esto a la entrada del nudo k,
sabiendo que un agregado solo puede producirse cuando el próximo
paquete no ha sido retrasado en las colas por las que ha pasado.
Este paquete se dice conforme si la distancia que lo separa del
agregado es \geq
\DeltaT_{l}.
El tamaño máximo Q de una cola río arriba de un
puerto de salida S_{j} de un nudo de interconexión k, en
presencia de un grupo único de paquetes o agregados de paquetes
obtenido anteriormente (relación (1)) puede igualmente expresarse
en función de los flujos que toman los N caminos virtuales VC_{l}
que pasan por el puerto de salida S_{j} considerado:
La condición de equilibrio (relación (3)) que
garantiza el no sobrepase de este tamaño máximo en presencia del
único tráfico de un camino virtual VC_{l} impone un intervalo de
tiempo mínimo \DeltaT_{l} entre dos grupos:
Ahora bien este comprueba en razón de la
relación (6), la condición:
De forma que la condición de equilibrio en
presencia de un solo camino virtual sea:
Como, por otro lado, se ha visto que un
intervalo de tiempo mínimo \DeltaT_{l} entre dos paquetes o
agregados de un camino virtual VC_{l} solo podía producirse entre
un agregado seguido de un paquete separado, se tiene:
Al final, la condición de equilibrio en
presencia de un solo camino virtual se expresa:
En presencia de varios caminos virtuales, el
intervalo de tiempo mínimo a respetar para evitar todo sobrepase
del tamaño máximo Q_{max} de una cola debe tener en cuenta
interacciones de los tráficos de todos los caminos virtuales que
pasan por la cola. En el caso más desfavorable, donde la contención
es máxima, todos los caminos virtuales que presentan al mismo
tiempo agregados de paquetes de tamaño máximo, el segundo grupo
estará compuesto por paquetes separados que no se presentan todos
al mismo tiempo. Se forma por consiguiente la hipótesis de que al
final del primer grupo, la cola alcanza su capacidad máxima y que la
misma recibe en el transcurso del segundo grupo N paquetes
separados o conformes de los cuales solamente M son forzados, es
decir que se cubren con al menos un bitio. En estas condiciones, se
puede garantizar que la cola no sobrepasará su capacidad máxima si
el primer paquete del segundo grupo llega al cabo de un tiempo
\DeltaT después del primer grupo, suficiente para que la cola
haya podido vaciarse de M-1 paquetes. Esto viene a
admitir la condición:
que se expresa también a partir de
la fecha t_{e} de recepción del final del primer grupo y de la
fecha de recepción t_{s} del comienzo de recepción del segundo
grupo en la
cola:
Ahora bien se tiene, si se toma como referencia
de tiempos el instante del comienzo de recepción del primer grupo
en la cola:
y
(siendo t_{j} el instante de
llegada a la cola de espera del j enésimo paquete en contención del
segundo grupo por referencia con el instante de llegada del primer
grupo a la
cola)
de forma que la condición de equilibrio se
expresa también:
Esta condición de equilibrio, se traduce, para
uno cualquiera k de los caminos virtuales que toman la cola, por la
condición siguiente sobre su intervalo de tiempo mínimo
\DeltaT_{K}:
Las relaciones que acaban de establecerse
permiten dimensionar una red de transmisión de conmutación por
paquetes de tipo determinista para que cumpla tensiones
particulares de latencia o tiempo de encaminamiento, y de
regularidad de encaminamiento o inestabilidad impuestas a los
flujos de informaciones que recurren sus caminos virtuales.
El dimensionamiento de una red de transmisión de
conmutación por paquetes de tipo determinista se realiza mediante
afinados sucesivos. Se comienza por proponer una topología inicial
de red, es decir un conjunto de caminos virtuales fijos que
interconectan los equipos conectados, y un mallado de nudos de
interconexión y de enlaces físicos de conexión entre nudos de
interconexión y entre nudos de interconexión y equipos que soportan
los caminos virtuales, que parecen poder acomodarse a la disposición
geográfica de los equipos a conectar, y tener rendimientos
suficientes para las cantidades de informaciones a intercambiar
entre los equipos. Se comprueba entonces que la topología propuesta
soporta los diferentes tráficos previstos tanto a nivel de los
enlaces físicos de conexión, cuyos flujos deben ser suficientes para
asegurar la circulación de los tráficos locales que los toman, como
a nivel de los nudos de interconexión cuyas ocupaciones de las colas
deben permitir respetar las tensiones impuestas por los equipos,
sobre los tiempos y las regularidades de encaminamiento de los
flujos de informaciones. Mientras esta comprobación no sea
concluyente, se retoca la topología propuesta tanto a nivel de los
caminos virtuales (número y configuración), como a nivel de los
nudos de interconexión (número y capacidad en puertos de entrada y
de salida) y enlaces físicos de conexión (número y caudales),
buscando una cierta homogeneidad entre los diferentes nudos de
interconexión y los diferentes enlaces físicos de conexión.
La principal dificultad reside en la etapa de
comprobación de la correcta adaptación de la topología propuesta a
las diversas tensiones impuestas. Para llevar a bien esta
comprobación, se propone determinar, de forma incremental, bajando
los recorridos de los caminos virtuales, las componentes de
inestabilidad añadidas por los diferentes nudos de interconexión a
nivel de sus diferentes puertos de salida eludiendo primeramente,
el problema de posibilidad de saturación de cola planteado por
grupos sucesivos de paquetes demasiado próximos, luego comprobando
en cada camino virtual que un problema de este tipo no se plantea.
El conocimiento de las componentes de inestabilidad añadidas por
los diferentes nudos de interconexión en sus puertos de salida
permite determinar fácilmente la inestabilidad total que afecta a
cada camino virtual de la red de transmisión para ver si la misma
es suficientemente baja para permitir respetar las tensiones sobre
los tiempos y la regularidad de la transmisión impuestas por los
equipos puestos en comunicación.
En efecto, la componente de inestabilidad a
nivel de uno S_{j} de los puertos de salida de un nudo de
interconexión K puede determinarse por medio de la relación (2), a
partir de la cantidad máxima Q de bitios que pueden encontrarse en
la cola de este puerto de salida y de la velocidad de transmisión V
del enlace físico de conexión que sale de este puerto de
salida:
La velocidad de transmisión V del enlace físico
de conexión que parte del puerto de salida es un dato que se
desprende de las características de este enlace físico. La cantidad
máxima Q de bitios de la cola puede determinarse, por medio de la
relación (1), en función de los tamaños máximos de bitios B_{i},
de los agregados de paquetes que convergen hacia el puerto de
salida considerado S_{j}:
siendo N el número de flujos de
paquetes susceptibles de converger hacia el puerto de salida
considerado, es decir el número de caminos virtuales que llegan al
nudo de interconexión y que convergen hacia el puerto de salida
S_{j}
considerado.
El tamaño máximo en bitios Bi de un agregado de
paquetes puede igualmente expresarse por la relación:
siendo M_{i} el número máximo de
paquetes en un agregado de paquetes y q_{max} el número máximo de
bitios de un paquete. Es un dato a este nivel de incremento ya que
se refiere a los puertos de entrada del nudo de interconexión y por
consiguiente, bien sea a puertos de salida de nudos de interconexión
situados río arriba en los caminos virtuales que han sido objeto de
etapas precedentes en la incrementación, o de los puertos de salida
de los
equipos.
Más precisamente, el tamaño máximo B_{i} en
bitios un agregado de paquetes susceptible de presentarse en un
camino virtual VC_{i} en un nudo de interconexión K de la red se
toma igual al tamaño del agregado más grande de paquetes B_{VC_{l,
i, k}} susceptible de presentarse a nivel del nudo de
interconexión K para converger hacia el puerto de salida S_{j}
sobre el camino virtual VC_{i} que toma un puerto de entrada del
nudo de conexión K considerado:
obteniéndose el tamaño más grande
de agregado de paquetes B_{VC_{l, i, k}} susceptible de
presentarse en un camino virtual VC_{i} que toma un puerto de
entrada del nudo de conexión K considerado a partir del sistema de
relaciones
(5):
siendo K aquí, el número de nudos
de interconexión atravesados por un camino virtual considerado antes
de llegar a nivel del puerto de salida considerado del nudo de
interconexión estudiado y el índice k que identifica los nudos de
conexión atravesados río arriba, por un camino virtual considerado
\hbox{en el orden en que son atravesados por los
paquetes.}
Se observa que el sistema de relaciones
precedente solo recurre a componentes de inestabilidad
\DeltaJ_{l,k} respecto a puertos de salida de nudos de
interconexión situados río arriba en los caminos virtuales en
cuestión y por consiguiente determinados en el transcurso de
precedentes etapas de la incrementación.
Una vez determinadas las componentes de
inestabilidad añadidas por los diferentes nudos de interconexión a
los niveles de sus diferentes puertos de salida, se comprueba, en
cada camino virtual VC_{l}, que los intervalos de tiempo mínimos
\DeltaT_{l},_{K} entre el agregado más grande y el próximo
paquete que llega primero a los niveles de los diversos nudos de
interconexión encontrados, obtenidos por la relación (6):
son suficientes para evitar todo
problema de saturación de las colas causado por grupos demasiado
próximos, es decir que cumplan bien sea con la desigualdad
(8):
siendo M un número entero positivo
como máximo igual al número de caminos virtuales que toman el puerto
de salida del nudo de interconexión considerado, seleccionado en
función del grado de seguridad exigido para la
transmisión,
o bien la desigualdad (9):
Una vez cumplidas estas condiciones, se admiten
las estimaciones de las diferentes componentes de inestabilidad y
se las utiliza para determinar la inestabilidad que afecta a cada
camino virtual y comprueba que sea compatible con las tensiones de
latencia y de regularidad impuestas a los diferentes flujos de
informaciones intercambiados entre los equipos. Las condiciones y
tensiones no respetadas remiten en cuestión la topología propuesta
que se modifica hasta tiempos que sean satisfactorios.
La figura 8 es un organigrama que ilustra las
principales etapas del procedimiento de dimensionamiento de una red
de transmisión de conmutación por paquetes que utiliza el método de
comprobación de conformidad precedente. Este organigrama comienza
por dos tareas separadas, una 70 de proposición de una topología de
red de transmisión de conmutación por paquetes de tipo determinista
que tiene en cuenta las localizaciones geográficas de los equipos a
conectar y la importancia de los flujos de informaciones a
intercambiar entre ellos, la otra 71 de inventario que repertoria
las tensiones de latencia y de regularidad de tráfico que deben
respetarse por los flujos de informaciones intercambiados por los
equipos a través de la red. La tarea 70 de proposición de una
topología de red realiza una proposición, en forma de tabla de datos
72, de un plano de red determinista con caminos virtuales fijados,
al menos uno por flujo de informaciones y un mallado de nudos de
interconexión conectados entre si y con los equipos mediante
enlaces físicos de conexión en el cual están trazados de forma fija
los diferentes caminos virtuales. La tarea de inventario 71
repertoria, en forma de una tabla de datos 73, las tensiones de
latencia y de tráfico a respetar por los diferentes flujos de
informaciones, por consiguiente por los diferentes caminos
virtuales que conducen estos flujos. Las dos tablas de datos 72 y 73
relativas a la topología propuesta para la red y a las tensiones de
transmisión asociadas a los diferentes flujos de informaciones a
transmitir se utilizan entonces por una tarea 74 de comprobación de
la adecuación de la topología propuesta a las diferentes tensiones
que determina, de forma incremental, según el método que acaba de
describirse, las componentes de inestabilidad aportadas por los
nudos de interconexión a nivel de sus diferentes puertos de salida,
deduce de sus componentes de inestabilidad, las inestabilidades que
afectan los diferentes caminos virtuales propuestos, comprueba que
los intervalos de tiempo mínimo \DeltaT_{l,k} que separan dos
paquetes o agregados de paquetes en cada camino virtual y a los
niveles de los diversos nudos de interconexión encontrados son
suficientes para que las determinaciones de amplitudes de
inestabilidad no puedan ser cuestionadas y producir, en forma de
una tabla de datos 75, una lista de las caminos virtuales que
plantean problemas, bien sea porque no respeten los intervalos de
tiempo mínimos entre paquetes o agregados de paquetes sucesivos, o
porque estén afectados por una inestabilidad demasiado importante
para respetar los tiempos de latencia o las tensiones de
regularidad impuestas a los flujos de informaciones que encaminan,
con una lista de puertos de salida de nudos de interconexión donde
estos problemas han sido detectados por primera vez a lo largo del
curso de cada camino virtual. Esta tabla 75 con su lista de caminos
virtuales que plantean problemas y puertos de salida de los nudos
de interconexión donde aparecen los problemas detectados en los
caminos virtuales se utiliza entonces por una tarea 76 de
modificación de la topología de la red que propone un nuevo
encaminamiento de los caminos virtuales con problemas, sin
modificar el mallado de los nudos de interconexión y de los enlaces
físicos de conexiones cuando es posible regular estos problemas
mediante una redistribución de los recursos de la red entre los
diferentes caminos virtuales, o modificando el mallado de la red
mediante aporte de nuevos enlaces físicos de conexión entre los
nudos de interconexión, aumento del número de puertos de entrada o
de salida de algunos nudos de interconexión e incluso mediante
aporte de nuevos nudos de interconexión. Esta tarea 66 proporciona
una nueva proposición de topología para la red que toma el lugar de
la precedente en la tabla de datos 72 que está a su vez sometida a
la tarea de comprobación 74, esto hasta que la tabla de datos 75
que repertoria los caminos virtuales con problemas quede vacía.
Claims (4)
1. Procedimiento de dimensionamiento de una red
de transmisión de conmutación por paquetes de tipo determinista
(20) que pone en comunicación equipos (10 a 18) para ser
interconectados y que incluye nudos de interconexión conectados
entre si y con los equipos mediante enlaces físicos de conexión,
consistiendo este procedimiento en establecer una lista de los
flujos de informaciones a encaminar entre los diferentes equipos (10
a 18) conectados por la red (20), proponer una topología de red
supuesta (72) adaptada a la disposición geográfica de los equipos
(10 a 18) a conectar por la red (20) y a las importancias de los
flujos de informaciones a intercambiar entre los equipos (10 a 18),
consistiendo la indicada topología (72) en la definición de caminos
virtuales VC para el encaminamiento de los diferentes flujos de
información, y de un mallado de nudos de interconexión conectados
entre si y con los equipos (10 a 18) por enlaces físicos de conexión
que soportan estos caminos virtuales, estimar a nivel de cada nudo
de conexión, los retrasos máximos introducidos en las transmisiones
de los paquetes por los fenómenos de inestabilidad provocados por
ellos mismos y por los nudos de interconexión ya franqueados por
los paquetes, comprobar que estos retrasos máximos sean compatibles
con los límites impuestos y retocar la topología (72) propuesta
para la red (20) mientras esta compatibilidad no sea obtenida,
caracterizándose este procedimiento
porque, en una red (20) donde los paquetes llevan todos la misma
velocidad de encaminamiento V en los enlaces físicos de conexión
que unen los nudos de interconexión entre si y con los equipos, la
estimación de los tiempos de retraso máximo introducidos por el
fenómeno de inestabilidad pasa por la determinación de la
componente de inestabilidad \DeltaJ_{K,j} añadida por un nudo de
interconexión k a nivel de uno de sus puertos de salida S_{j} en
relación, por mediación de una memoria tampón (30) que acoge una
cola y por un dispositivo de multiplexado (31), con N de sus puertos
de entrada E_{i}, realizándose esta determinación de la
componente de inestabilidad \DeltaJ_{K,j}, en el caso en que
cada flujo de paquetes de un camino virtual VC que entra en la
memoria tampón por un puerto de entrada E_{i} presente, entre un
agregado de paquetes y el paquete o el agregado de paquetes que le
sigue, un intervalo de tiempo mínimo suficiente para permitir un
vaciado de la memoria tampón suficiente para evitar su
desbordamiento en la recepción del paquete o agregado de paquetes
siguiente, aplicando la relación:
siendo Q la cantidad máxima de
bitios de la cola estimada a partir de la
relación:
siendo N el número de flujos de
paquetes susceptibles de converger hacia el puerto de salida
considerado, es decir el número de caminos virtuales que pasan por
el nudo de interconexión y que convergen hacia el puerto de salida
S_{j} considerado, siendo B_{l} el tamaño máximo en bitios de un
agregado de paquetes susceptible de llegar a un camino virtual
VC_{l} por un puerto de entrada E_{i}, tamaño máximo que se
puede igualmente expresar por la
relación:
siendo M_{l} el número máximo de
paquetes en un agregado de paquetes susceptible de llegar por un
camino virtual VC_{l} por un puerto de entrada E_{i} y siendo
q_{max} el número máximo de bitios de un
paquete.
2. Procedimiento según la reivindicación 1,
caracterizado porque el tamaño máximo B_{i} en bitios de un
agregado de paquetes susceptible de presentarse en un camino
virtual VC_{l} por un puerto de entrada Ei de un nudo de
interconexión de la red es tomado igual al tamaño de agregado más
grande de paquetes B_{VC_{l, i, k}} susceptible de presentarse
en los caminos virtuales VC_{l} que toman el puerto de entrada
E_{i} del nudo de conexión k considerado:
siendo el tamaño del agregado más
grande de paquetes B_{VC_{l, i, k}} susceptible de presentarse en
un camino virtual VC_{l} que toma el puerto de entrada E_{i}
del nudo de conexión k considerado obtenido a partir del sistema de
relación:
\vskip1.000000\baselineskip
\vskip1.000000\baselineskip
siendo K aquí, el número de nudos
de conexión atravesados por un camino virtual considerado e
identificando el índice k los nudos de conexión atravesados por un
camino virtual considerado en el orden en que son atravesados por
los paquetes, determinándose las diferentes componentes de
inestabilidad \DeltaJ_{l,k} poco a poco recorriendo los
diferentes caminos virtuales desde sus orígenes a sus
extremos.
3. Procedimiento según la reivindicación 2,
caracterizado porque, una vez determinadas las componentes de
inestabilidad añadidas por los diferentes nudos de interconexión a
los niveles de sus diferentes puertos de salida, se comprueba, en
cada camino virtual VC_{l}, que los intervalos de tiempo mínimo
\DeltaT_{l},_{K} entre el agregado más grande de paquetes y
el próximo paquete a los niveles de diversos nudos de interconexión
encontrados, obtenidos por la
relación:
relación:
son suficientes para evitar todo
problema de saturación de las de las colas causado por grupos
demasiado próximos, es decir que satisfacen bien sea la
desigualdad:
\vskip1.000000\baselineskip
\vskip1.000000\baselineskip
siendo M un número entero positivo a los más
igual al número de caminos virtuales que toman el puerto de salida
del nudo de interconexión considerado, seleccionado en función del
grado de seguridad exigido para la transmisión.
4. Procedimiento según la reivindicación 2,
caracterizado porque, una vez determinadas las componentes de
inestabilidad añadidas por los diferentes nudos de interconexión a
los niveles de sus diferentes puertos de salida, se comprueba, en
cada camino virtual VC_{l}, que los intervalos de tiempo mínimo
\DeltaT_{l,K} entre su agregado más grande de paquetes y el
próximo paquete que llega el primero, a los niveles de los diversos
nudos de interconexión encontrados, obtenidos por la relación:
\newpage
son suficientes para evitar todo
problema de saturación de las colas causado por grupos demasiado
próximos, buscando si cumplen con la
desigualdad:
para un
VC_{K}.
siendo M un número entero positivo como máximo
igual al número de caminos virtuales que toman el puerto de salida
del nudo de interconexión considerado, seleccionado en función del
grado de seguridad exigido para la transmisión.
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