KR20040051352A - 이더넷 광 네트워크에서 큐오에스 보장 방법 - Google Patents

Abstract

본 발명은 광 가입자 망(Optical Access Network)에서 방송용 서비스와 고화질의 비디오 서비스와 같은 멀티미디어 서비스를 제공하기 위한 스케쥴링 알고리즘에 관한 것이다. 본 발명은 Ethernet 수동형 광 네트워크 (E-PON)의 하향 데이터 전송시 클래스별로 다른 종류의 서비스를 받아야 하는 상황에서 해당 클래스에 할당된 다양한 QoS제약 조건, 즉 지연(Delay), 지연차이(Jitter), 손실(Loss)들을 보장 해주는 적응력 있는 스케줄링 알고리즘이며, 이는 긴 시간 평균 성능 뿐 아니라 사용자의 실제 체감 성능인 짧은 시간 성능 보장을 위해 제안되었다. 본 발명의 특징은 Dynamic하게 바뀌는 트래픽 환경에서 다양한 종류의 QoS와 서비스 대역과의 관계를 빠르게 계산 할 수 있는 계산식을 사용함으로써 실시간 서비스 대역 할당 기법의 효율성을 높이는 효과가 있다.

Description

이더넷 수동형 광 네트워크 (Ｅ-ＰＯＮ)에서의 다양한 ＱｏＳ 보장 적응형 스케쥴링 방법 {Method of scheduling for guaranteeing various kinds of QoS in Ethernet-PON}

본 발명은 광 가입자 망(Optical Access Network)에서 방송용 서비스와 고화질의 비디오 서비스와 같은 멀티미디어 서비스를 제공하기 위한 스케쥴링 알고리즘에 관한 것이다.

고화질의 비디오 서비스와 같은 멀티미디어 트래픽은 처리능력(throughput),지연(delay), 지연 지터(delay jitter), 손실율(loss rate) 등에 대하여 엄격한 성능조건을 요구하는데 현재의 best effort 서비스만을 지원하는 인터넷에서는 망의 부하 증가 시 성능이 심각하게 저하되므로 이러한 응용 서비스가 적용되기에는 한계를 갖게 된다. 따라서 이러한 응용서비스 지원을 위하여 응용별 요구 성능을 보장할 수 있는 망 서비스 개발 필요성이 점차 증대하고 있다고 할 수 있다.

새롭게 대두 되고 있는 광 가입자망에서는 복수의 입력 링크로부터 도착된 패킷들이 각 노드에서 서비스되기 위하여 지연 등의 성능에 상호 직접적인 영향을 미치게 되므로 적절한 제어가 없다면 성능에 막대한 저하요인이 되므로 요구 성능을 보장하는데 있어서 가장 기본적이고 핵심적인 사항 중 하나는 망 내 각 패킷 노드에서 적정한 스케줄링 알고리즘(scheduling algorithm)을 선택하는 것이라고 할 수 있다. 교환노드에서의 스케줄링 알고리즘은 패킷이 서비스되는 순서를 결정함으로써 다른 연결로부터의 각 패킷간의 상호 영향성을 결정하게 된다. 본 발명은 OLT에서 ONU로의 하향 데이터 전송시 다양한 QoS 제약 조건을 보장하는 새로운 스케줄링 알고리즘이다.

종래의 스케줄링 알고리즘으로는 HOL-PS (Head-Of-Line Processor Sharing)의 일반적인 형태인 GPS와 최소 전송의 단위가 패킷인 패킷 교환망에서GPS 규칙을 근사하기 위한 기법으로써 WFQ가 있으며 패킷의 길이가 가변인 경우에도 적용이 가능하다. 이밖에도 서비스의 공정한 순서를 결정하는 참조로서 가설적인 큐잉 시스템을 사용하지 않고 내재된 Self-contained 방법으로 공정 큐잉을 정의한 SCFQ (Self Clocked Fair Queuing)이 있다. 자세한 사항은 다음과 같다.

(1) GPS (Generalized Processor Sharing)

A generalized Processor Sharing Approach to Flow Control in Integrated Services Networks: The Single-node case(Abhay K.Parekh and Robert G.Gallager, IEEE/ACM Transactions on Networking, Vol.1, No.3, 1993년 6월) 제목의 논문이 있다.

작업보존 방식 알고리즘의 기준이 되는 가설적인 이론으로 모든 입력 트래픽을 유체의 흐름으로 모델링하고 서버는 서비스를 요청하는 모든 연결에 대하여 동시에 서비스를 제공하는 스케줄링 알고리즘이며 이상적인 공정성 (fairness) 및 최적의 지연 바운드 (delay bound) 값을 제공한다. 그러나 실제 패킷망 환경에서는 트래픽의 최소단위가 패킷이고 특정 순간 서버는 하나의 패킷만을 전송 가능하므로 실제 구현은 불가능하고 모든 공정 스케줄링 알고리즘이 지향하는 개념적인 성능 기준만을 제공한다.

(2) WFQ (Packet-by-packet Generalized Processor Sharing)

A generalized Processor Sharing Approach to Flow Control in Integrated Services Networks: The Single-node case(Abhay K.Parekh and Robert G.Gallager, IEEE/ACM Transactions on Networking, Vol.1, No.3, 1993년 6월) 제목의 논문이 있다.

GPS 알고리즘의 개념을 가장 근접하게 실제 망 환경에서 구현한 알고리즘이며 GPS와 달리 인입 트래픽의 기본 단위를 패킷으로 가정하고 있다. 이 알고리즘은 마치 유체의 흐름으로 모델링된 트래픽을 동시에 서비스를 제공하는 것처럼 GPS 서버의 동작을 모방하여야 하므로 GPS 서버의 동작정도를 표시한 가상시간 (virtual time) 이라는 개념을 도입하여 새로운 패킷이 도착하거나 서비스 중인 패킷이 서비스를 종료하고 시스템을 떠날 때 마다 가상시간을 새로 계산하여 갱신함으로써 새로 도착하는 패킷의 timestamp를 할당할 때 기준값으로 활용한다.

이 알고리즘은 GPS에 근접된 성능을 제공할 수 있으나 하나의 패킷이 전송되는 동안 최악의 경우 모든 연결로부터 새로운 패킷이 도착할 수 있으므로 연결의 수만큼의 가상시간 계산 및 갱신이 반복될 수 있다. 즉, 패킷에 대한 고속의 전송순서 결정이 요구되는 고속망 환경에서는 구현이 사실상 어려운 알고리즘이라 볼 수 있다.

(3) SCFQ (Self-Clocked Fair Queueing)

A Self-Clocked Fair Queueing Scheme for Broadband applications(S.Jamaloddin Golestani, Proceedings of INFOCOM94, 1994년) 제목의 논문이 있다.

WFQ의 구현 복잡성을 개선하기 위하여 제안된 알고리즘으로 이 알고리즘에서는 WFQ와는 달리 연속적인 GPS 시뮬레이션 없이 새로운 패킷 도착시 서비스 중인 패킷의 timestamp를 가상시간으로 간주한다. 따라서 하나의 전송 중 도착한 패킷은 모두 동일한 가상시간을 공유하게 되므로 가상시간을 계산하는데 소요되는 복잡성은 대폭 개선이 되었다.

그러나 최악의 경우 모든 세션이 임의의 패킷 도착 시 서비스 중인 timestamp와 동일한 시간을 가질 수 있고 따라서 새로 도착한 패킷은 트래픽 약속준수 여부와 무관하게 최대 모든 세션의 패킷이 전송되기까지 대기하여야 하고 이 경우 대기하여야 하는 시간의 길이는 연결의 수에 비례한다. 즉, 이 알고리즘은 가상시간 계산에 따르는 복잡성은 개선되었으나 보장 가능한 지연 바운드는 WFQ보다 열화되었다.

(4) MD-SCFQ (Minimum Delay Self-Clocked Fair Queueing)

Minimum Delay Self-Clocked Fair Queueing Algorithm for Packet Switched Networks(Fabio M.Chiussi and Andrea Francini(Proceedings of INFOCOM98, 1998년) 제목의 논문이 있다.

이 알고리즘은 SCFQ와 같이 GPS를 별도 simulation하지 않고 큐에서 대기 중인 선두패킷에 관한 정보를 이용하여 시스템 가상시간을 계산하므로 계산 복잡성은 WFQ에 비하여 개선하고 지연특성을 SCFQ에 비하여 개선하려는 알고리즘이다. 그러나 시스템 가상시간을 계산하는 순간 큐에서 대기하는 패킷의 정보를 지속적으로 수집 관리하여야 하는 오버헤드가 수반된다.

(5) SFQ (Starting Potential Fair Queueing)

Start-Time Fair Queueing : A scheduling Algorithm for Integrated Services Packet Switching Networks(Pawan Goyal, Harrick M. Vin and Haichen Cheng, IEEE/ACM Transactions on Networking, Vol.5, No5, 1997년 10월) 제목의 논문이 있다.

SCFQ와 유사한 관점에서 WFQ의 계산 복잡성을 개선하기 위한 알고리즘으로 패킷 도착 시 서비스 중인 패킷의 시작 가상시간을 가상시간으로 이용하는 알고리즘이다. 계산 복잡성은 SCFQ와 동일하게 WFQ에 비하여 월등하게 개선되었으나 지연특성은 여전히 SCFQ와 마찬가지로 접속의 수에 의존되는 특성을 갖는다.

(6) SPFQ (Starting Potential Based Fair Queueing)

Traffic Scheduling System and Method for Packet-switched networks(Anujan Varma and Dimitrios Stiliadis, US5,859,835) 제목의 특허가 있다.

SCFQ가 시스템 가상시간의 계산 복잡도는 줄였으나 성능이 악화되는 단점을 개선하기 위한 알고리즘의 하나로서 매 패킷의 전송이 끝날 때마다 각 큐의 헤드에 있는 패킷들의 가상 시작 시간의 값중 가장 작은 값을 가상시간으로 재 설정하는 알고리즘으로서 우수한 성능을 유지하지만 가상 시작 시간의 부가적인 정렬이 필요한 단점이 있다.

이상에서 살펴본 바와 같이 작업보존 스케줄링 알고리즘에 있어서 가장 핵심적인 사항은 다음과 같다.

가. 임의 연결은 서버에 의하여 최소 연결 설정 시 할당받은 속도 만큼 보장 받음(따라서 최대 지연 바운드값을 제공 가능 하여야 함)

나. 서버의 여유용량을 서비스 대기 중인 연결별 할당 속도에 비례하여 공유(서비스를 요구하는 임의의 두 연결이 받은 서비스양의 최대 차이는 일정 한도 이내 이어야 함)

다. 한동안 휴지 상태에 머물던 연결에 패킷이 도착하였을 경우 기존의 서비스 대기 중인 연결에 속한 패킷들과 동일한 대우를 받아야 함

라. 다음 전송할 패킷을 선택하는 기준으로 패킷 도착 시 timestamp를 부여하고 서버는 패킷전송이 완료된 순간 서비스 대기 중인 모든 연결의 선두 패킷의 timestamp를 비교하여 증가순으로 서비스 제공

마. 다항에서와 같은 한동안 휴지상태에 있던 연결에 새로 도착한 패킷을 위하여 서버의 동작상태를 나타내는 시스템 가상시간 함수를 글로벌 변수로서 지속적 관리

등이며 결국 각 알고리즘별 시스템 가상시간 함수 및 timestamp를 계산하고 유지 방식의 차이가 가장 큰 차이점이라 볼 수 있다. 따라서 도 1에서는 비교대상 알고리즘별 시스템 가상시간 및 timestamp의 계산 방식을 비교하고 있다.

도 1은 알고리즘별 시스템 가상 시간 및 timestamp 계산방식 비교표이다.

고속 망 환경을 대상으로 하는 스케줄링 알고리즘에 있어서 가장 중요한 성능 파라메터는 고속의 전송순서 결정 속도를 지원하기 위한 알고리즘의 단순성이라 할 수 있다. 그러나 이러한 단순성을 유지하면서 작업보존 알고리즘의 기본적인 요구조건이 공정성 및 지연 특성을 GPS에서와 가장 근접되게 유지할 수 있는 알고리즘일수록 우수하다고 할 수 있다. 따라서 상기의 각 알고리즘별 장단점을 간단하게 비교하여 정리하면 다음의 도 2와 같다.

도 2는 알고리즘별 성능비교 및 문제점 분석 비교표이다.

이 밖에도 이제까지 스케줄링 알고리즘 및 성능관련 사항 들이 엄격한 실시간 트래픽 특성을 갖는 큐잉 시스템을 기반으로 하여 연구되어 왔으나 이들은 광 가입자망에서의 성능보장 서비스 제공을 위한 기법으로는 직접 적용하기가 어렵다.이러한 시스템 환경에서는 대개 단일 서버 환경에서 주기적으로 발생하는 트래픽 및 정해진 한도 내에서의 지연만을 허용하는 것을 전제하고 있으나, 이전패킷 교환망에서의 실제 트래픽은 burst하게 발생하며 각 연결별 지연 요구조건은 해당 연결의 요구 대역폭과는 무관한 경우가 많다. 더구나 종단간 성능은 망 환경에 의하여 지원되어야 하며 망 내부에서의 트래픽 상황은 단일 서버 환경보다는 훨씬 더 복잡한 것이 현실이다.

큐잉 시스템은 실제 트래픽 모델에서는 적용이 어려우며 기존의 큐잉 시스템 분석에 있어서는 전체 트래픽에 대한 평균적인 성능 분석이 가능하나 성능보장 서비스에서는 개별 연결에 대한 성능보장이 필요하다. 또한 이질적이고 버스트(burst) 특성이 큰 트래픽에 대한 연결별 종단간 성능보장뿐만 아니라 스케줄링 알고리즘은 초고속 망 환경에서 구현 가능하도록 단순하여야 한다.

향후 통신망이 최소 두 가지 유형의 응용에 대한 트래픽을 지원하여야 할 것으로 예상한다. 먼저 인터넷에서의 트래픽과 같이 일부 응용에서는 망으로부터 지원되는 성능에 대하여 비교적 덜 민감한 경우가 있다. 예를 들어 파일전송 등과 같은 응용은 무한한 대역폭 및 지연이 전혀 없는 전송 서비스를 선호하기는 하지만 전혀 대역폭이 없거나 종단간 지연이 매우 커지는 상황이라 할지라도 정상적으로 동작하는데 전혀 이상이 없다. 이러한 부류의 응용의 성능 요구를 유동적(elastic)이라 하며 또 다른 용어로는 best-effort 서비스라고 한다.

이와는 달리 특정 성능 요구 조건을 갖는 응용이 있다. 예를 들어 64Kbps의 대역폭이 필수적인 응용의 경우 망에서 종단간 64Kbps의 대역폭을 보장하지 않는다면 서비스가 불가능하다. 따라서 이러한 부류의 응용은 망으로부터 일정 한도의 성능을 보장 받아야 하므로 보장형 서비스(guaranteed service)라 한다. 위와 같은 차별화된 응용서비스를 신뢰성 있게 서비스 해주기에는 기존의 스케줄링 알고리즘들은 한계를 가지고 있다.

본 발명이 이루고자 하는 기술적 과제는, Ethernet 수동형 광 네트워크의 하향 데이터 전송시 클래스별로 다른 종류의 서비스를 받아야 하는 상황에서 해당 클래스에 할당된 다양한 QoS 제약 조건(Delay, Jitter, Loss)들을 보장 해주는 적응력 있는 스케줄링 방법을 제공하는 데 있다.

도 1은 알고리즘별 시스템 가상 시간 및 timestamp 계산방식 비교표이다.

도 2는 알고리즘별 성능비교 및 문제점 분석 비교표이다.

도 3은 본 발명의 시스템 구조도이다.

도 4는 본 발명의 QoS 적응형 스케줄링모델 이다.

도 5는 본 발명의 기능 흐름도이다.

도 6은 본 발명의 트래픽과 지연, backlog 및 projections 을 도시한 도면이다.

상기의 과제를 이루기 위하여 본 발명에 의한 이더넷 수동형 광 네트워크 (E-PON)에서의 다양한 QoS 보장 적응형 스케쥴링 방법은, OLT 의 시스템 내부의 버퍼관리자는 각 버퍼가 넘치는지를 매순간 확인한다. 만약 버퍼가 다 차서 새로 들어오는 패킷이 손실되는 경우 실시간으로 측정된 손실율이 해당 클래스에서 허용가능한 손실율 (Loss rate)보다 낮은 경우 시스템은 현상태를 유지하고, 각 클래스 큐에 적용되어 있는 QoS 제약조건중에 어느것 하나라도 위반하는 경우 스케줄링 알고리즘이 작동을 하여 새로운 대역 할당을 하는 단계; 및 들어오는 패킷의 수를 세고 있다가 주기적인 수를 넘을 경우 각 클래스에서 현재 경험하고 있는 QoS 수치들이 각 클래스에 할당된 지연 (Delay), 지연차이(Jitter), 손실(Loss)에 대한 허용가능 수치를 넘을때 스케줄링 알고리즘이 작동하여 새로운 대역 할당을 하는 단계를 구비한다.

상기한 과제를 이루기 위하여 본 발명에서는, 상기 방법을 컴퓨터에서 실행시키기 위한 프로그램을 기록한 컴퓨터로 읽을 수 있는 기록매체를 제공한다.

이하, 첨부된 도면을 참조하여 본 발명에 따른 바람직한 일실시예를 상세히 설명한다.

본 발명은 OLU에서 ONU로의 하향 트래픽 전송과정에 응용 서비스별로 다른 QoS 제약조건을 만족시키는 스케줄링 알고리즘이며 시스템 구조는 도 3과 도 4와 같고, 도 5는 기능의 흐름도이다. 본 발명의 작동 방법은 크게 2단계로 나눌 수 있으며 다음과 같다.

(단계 1) OLT 의 시스템 내부의 버퍼관리자는 각 버퍼가 넘치는지를 매순간 확인한다. 만약 버퍼가 다 차서 새로 들어오는 패킷이 손실되는 경우 실시간으로 측정된 손실율이 해당 클래스에서 허용가능한 손실율 (Loss rate)보다 낮은 경우 시스템은 현상태를 유지한다. 하지만 각 클래스 큐에 적용되어 있는 QoS 제약조건중에 어느것 하나라도 위반하는 경우 스케줄링 알고리즘이 작동을 하여 새로운 대역 할당을 하게 된다. 이와는 달리 들어오는 패킷의 수를 세고 있다가 주기적인 수를 넘을 경우 각 클래스에서 현재 경험하고 있는 QoS 수치들이 각 클래스에 할당된 지연 (Delay), 지연차이(Jitter), 손실(Loss)에 대한 허용가능 수치를 넘을때 스케줄링 알고리즘이 작동하여 새로운 대역 할당을 하게 된다.

(단계 2) 스케줄링 알고리즘은 각 클래스에 적용되어 있는 QoS 제약조건, 즉 ALC (Absolute Loss Constraint), ADC (Absolute Delay Constraint), AJC(Absolute Jitter Constraint)를 만족시키는 대역을 계산한다.

l'_i: class i 에 대한 Absolute Loss Constraint(ALC)

d'_i: class i 에 대한 Absolute Delay Constraint(ADC)

j'_i: class i 에 대한 Absolute Jitter Constraint(AJC)

C_i,l: class i 에 대한 ALC를 만족하는 대역폭

C_i,d: class i 에 대한 ADC를 만족하는 대역폭

C_i,j: class i 에 대한 AJC를 만족하는 대역폭

a_i(s): 시간 s 에 class i 에 대한 트래픽 입력 Rate

s: 스케쥴링 알고리즘이 동작하기 시작한 시간

B_i(s): 시간 s 에 class i 에 대한 서비스를 받기 위해 기다리고 있는 bit 의 수

X_i(s): 시간 s 에 class i 에 대해 기다리고 있는 이전에 패킷의 수의 합

q_i,j: 시간 s 에 class i 에서 기다리고 있는 패킷의 수

S_i,s: 시간 s 까지 class i 에서 이미 서비스를 받은 패킷의 수

j^* _i,s: 일정 샘플 기간동안 class i 에서 경험한 jitter 평균

t^k _i: K 번째 패킷이 class i 에 들어온 시간

t_i ^{Si,s +1}: S_i,s의 다음 패킷이 class i 에 도착한 시간

다음은 클래스별 대역 계산법에 대하여 설명한다.

일반적으로 향후 광 가입자망에서 제공해야 할 QoS 요소로는 지연 (Delay), 지터 (Jitter), 손실 (Loss)를 꼽는다. 본 DJLAS 알고리즘은 세가지 요소를 모두 지원하며 QoS 제약조건으로 각 클래스 큐에 설정하도록 한다. 한 개의 클래스 큐에 동시에 두가지 이상의 QoS 제약조건이 설정될 수 도 있다. 예를 들면, Absolute delay constraint (ADC) d'_i, Absolute jitter constraint (AJC) j'_i, Absolute loss constraint (ALC) l'_i중 2개 이상이 클래스 큐에 설정 될 수 있다. 향후 발전하는 광 가입자가 수용해야할 서비스의 종류가 다양해 지면서 다양한 종류의 응용서비스가 존재 하게 되는 데 이때 필요로 하는 QoS의 제약조건은 혼합형 QoS 제약조건을 요구하게 될 것이다. 한 예로 네트워크 게임 같은 경우 Delay 와 Loss 에 대한 QoS 제약조건은 중요한 요소가 될 것이며 Jitter도 적정 수준 이상을 요구하게 될 것이다. 이어 지는 단락은 각 클래스 큐에 설정된 QoS 제약조건을 만족하는 대역 계산법을 QoS 요소별로 기술한다.

(1) 손실율 제약조건과 대역폭 계산

손실율(Loss rate)제약조건을 만족하는 대역폭(desirable service rate) 계산식은 다음 수학식 1과 같다.

여기서 C_i,j는 손실율 제약조건을 만족하는 대역폭이고, l'_i는 absolute loss rate(ALC)이며 동시에 손실율 제약조건이다. a_i(s)는 시간 s 순간에 traffic arrival rate 이다. 시간 s 는 앞에서 overflow 가 발생함과 동시에 클래스들에 할당된 QoS 제약조건이 위반되는 순간일 수도 있고 주기적인 숫자 N 번째 패킷이 클래스 큐에 들어와서 QoS 제약조건을 위반하는 순간이 될 수도 있다. 이는 앞에서 설명한 내용이다. 시간 s에 의해 각 클래스 큐별로 새로운 대역할당 계산이 완료된 후 대역할당이 마무리된 후 숫자N을 위한 카운팅은 '0'으로 셋팅되고 새롭게 들어오는 패킷부터 '1'씩 증가시키며 N 까지 계속된다. 카운팅이 N번째에 도달했을 때 각 클래스 큐 별로 할당된 QoS 제약조건을 위반했는지 여부를 살피게 되고 만약 한개라도 위반을 하는 경우가 있다면 대역계산 알고리즘이 수행된다. 계산 알고리즘이 수행된 후에는 위와같은 절차가 반복된다.

(2) 지연 제약조건과 대역폭 계산

지연(delay) 제약조건을 만족하는 대역폭(desirable service rate) 계산법은 다음과 같다. 지연 제약조건을 만족하는 대역 C_i,d를 계산하기 위해서 임의의 k 번째 패킷에 대한 전송시작시간(starting time of transmission)을 구할 필요가 있다. 이를 구하기 위해서 본 알고리즘은 투사(projection) 개념을 도입하였다. 도 6은 projection 에 대한 개념을 나타낸 것이다. projection을 위한 기본 가정은 다음과 같다. 첫째 현재 클래스 큐에 할당되어 있는 대역폭 r_i(s) 는 시간 s 이후에 불변이다. 둘째, 시간 s 이후에 새롭게 들어오는 패킷은 존재하지 않으며 drop 도 존재하지 않는다.

위와같은 가정하에서 projected output curve를 다음 수학식 2에 의해서 정의할 수 있다.

여기서, R_i ^out(t) 는 output curve를 말하며 이는 시간 t 까지 클래스 큐 i 에서 전송된 패킷의 수이다. R_i ⁱⁿ(t) 는 시간 t 에 클래스 큐 i 에 이미 할당되어 있는 대역폭이다. 더 이상의 새로운 입력 트래픽이 없다는 것을 가정했기 때문에 우리는 projected input curve를로부터 구할 수 있다. 여기서 는 input curve R_i ⁱⁿ(t) 를 말하며 이는 클래스 큐 i 에 시간 t 까지 들어온 패킷의 수다. 다시 말해 다음 수학식 3과 같이 된다.

A_i(t)는 시간 t에 도착한 패킷의 전체 합을 말하며, l_i(t)는 클래스 큐 i에서 t에 발생한 손실율이다. 임의의 패킷의 starting time of transmission는 Projection 개념의 가정인 다음 수학식 4를 통해서 구할 수 있다.

패킷숫자 k 는 overflow를 발생시키고, QoS제약조건을 위반하게 만든 패킷의 카운팅 숫자일수도 있다. 주기적 숫자 N 번째 카운팅 숫자임과 동시에 QoS 제약조건을 위반하게 만든 패킷의 카운팅 숫자일 수도 있다. t_i ^k는 패킷 숫자 k의 숫자 incoming time 이다. 앞서 설명한 시간 t_i ^k와 s를 같이 봐도 무방하다(t_i ^k= s). 그리고 B_i(s)는 backlog 이며 시간에 존재하는 input curve R_i ⁱⁿ(s)와 output curveR_i ^out(s)의 차이를 말한다(B_i(s) = R_i ⁱⁿ(s) - R_i ^out(s)). 지연 제약조건을 만족하는 대역계산을 위해 우리는 projected delay를 absolute delay constraint(ADC) d_i'과 같다고 놓고서 계산한다. 그리고 projected delay는과 같다. ADC d_i'를 만족시키기 위해서 현재 할당된 대역 r_i(s)를 desirable service rate C_i,d로 전환한 후, 가정를 이용하여 C_i,d를 구할 수 있다.

(3) 지터 제약조건과 대역폭 계산

지터(jitter) 제약조건을 만족하는 대역폭(desirable service rate) 계산법은 다음과 같다. 시간 s에 클래스 큐 i에서 이미 서비스를 받은 패킷들에 대한 지터 j_i,s ^*와 클래스 큐안에서 서비스를 받기 위해 기다리고 있는 패킷들의 예상되는 지터인 projected jitter를 projection 개념을 이용하여 구현한다. 이둘로부터 average jitter를 다음과 같이 정의할 수 있다.

여기서 S_i,d는 클래스 큐 i 에서 시간 s에 이미 서비스를 받은 패킷의 수이고, q_i,d는 서비스 큐 i 에 대한 시간 s 에 서비스 받기 위해 기다리고 있는 패킷의 수이다. 이미 서비스를 받은 패킷에 대한 지터 experienced jitter 는 다음과 같이 정의된다.

여기서 T_i ^k는 k번째 패킷의 전송이 시작된 시점, d_i ^k는 k번째 패킷의 지연이다. projected jitter를 구하기 위해서는 projected delay들의 차이인를 정의할 필요가 있다.를 패킷 숫자 k 에 대한 projected delay라 하자.

여기서 t_i ^k는 k번째 패킷이 클래스 큐에 도착한 시간을 말한다. 이어지는 식은 projected jitter를 구하는 절차를 나타낸다.

패킷들 사이의 도착한 시간차이인 t_i ^k- t_i ^k-1은 패킷숫자 k과 k+1 의 inter-arrival time을 말한다. 여기서 우리는 X_i(s)를 시간 s 에 존재하는 summation of backlog history variations 라 정의한다. 이와같이 클래스 큐 i에서 기다리고 있는 패킷들의 projected jitter를 구한 후 average jitter를 구할 수 있다.

윗식에서 지터 제약조건 AJC j_i' 를 만족하기 위한 서비스 대역폭 C_i,j계산을 위해 현재 할당되어 있는 대역 r_i(s) 를 C_i,j로 바꾸고, average jitter를 j_i' 과 같다고 가정하면 다음과 같은 수학식을 얻을 수 있다.

(4) 가중치 적용된 공정분배 대역폭 계산

지금까지 클래스 큐에 적용될 수 있는 세가지 종류의 QoS 제약조건(ALC, ADC, AJC)을 만족하는 대역폭 계산에 대해 기술하였다. 이렇게 계산된 서비스 대역은 변경없이 해당 클래스 큐에 적용될 수도 있고, 출력 용량(output link bandwidth) C과 다른 클래스 큐의 새롭게 계산된 대역폭과 비율을 맞춘 뒤 적용될 수도 있다. 다음은 후자의 경우(sharing problem)에 대한 계산 방법인 가중치가 적용된 공정분배 대역폭 계산(weighted fair sharing of serivce rate)를 설명한다.

계산된 대역폭(desirable service rate)들의 합이 output link bandwidth C보다 큰 경우와 작은 경우에 대해, 가중치가 적용된 공정분배(weighted fair sharing)의 개념을 사용하여 대역폭 분배를 구현할 수 있다. w_i,d를 지연 제약조건 가중치(delay contrained weight), w_i,j를 지터 제약조건 가중치(jitter contrained weight), w_i,l를 손실 제약조건 가중치(loss constrained weight)라 한다. 각 항목은 제약조건 ADC d_i', AJC j_i', ALC l_i'를 각각 보장해 주기 위한 가중치이다. 가중치 w_i는 일반적으로 w_i= C_i/C 를 의미한다. 여기서 C_i는 출력 용량 C 에 대한 클래스 큐 i 의 몫(portion)을 말한다. 이어지는 식들은 QoS 제약조건을 보장하기 위한 클래스 큐 i의 가중치 w_{i,d ,}w_{i,j ,}w_i,l를 나타낸다.

w_i'를 클래스 큐 i 에 대한 새로운 가중치라고 하자. w_i'를 이용하여C_i'=w_i'C 에 의해 최종결정 대역폭 C_i를 구할 수 있다. 만약 세개의 QoS 제약조건이 클래스 큐 i 에 적용되어 있는 경우, w_i'는 다음 w_i'=max{w_{i,d ,}w_{i,j ,}w_i,l}과과 w'_i= w_i/w 를 통해서 구할 수 있다. 이렇게 구한 가중치는 가중치가 적용된 공정분배(weighted fair bandwidth sharing)에 사용되며 클래스 큐에 대해 최소 대역 보장(minimum rate guarantee) 또한 지원한다.

본 발명은 또한 컴퓨터로 읽을 수 있는 기록매체에 컴퓨터가 읽을 수 있는 코드로서 구현하는 것이 가능하다. 컴퓨터가 읽을 수 있는 기록매체는 컴퓨터 시스템에 의하여 읽혀질 수 있는 데이터가 저장되는 모든 종류의 기록장치를 포함한다. 컴퓨터가 읽을 수 있는 기록매체의 예로는 ROM, RAM, CD-ROM, 자기 테이프, 플로피디스크, 광 데이터 저장장치 등이 있으며, 또한 캐리어 웨이브(예를 들어 인터넷을 통한 전송)의 형태로 구현되는 것도 포함한다. 또한 컴퓨터가 읽을 수 있는 기록매체는 네트워크로 연결된 컴퓨터 시스템에 분산되어, 분산방식으로 컴퓨터가 읽을 수 있는 코드가 저장되고 실행될 수 있다.

이제까지 본 발명에 대하여 그 바람직한 실시예들을 중심으로 살펴보았다. 본 발명이 속하는 기술 분야에서 통상의 지식을 가진 자는 본 발명이 본 발명의 본질적인 특성에서 벗어나지 않는 범위에서 변형된 형태로 구현될 수 있음을 이해할 수 있을 것이다. 그러므로 개시된 실시예들은 한정적인 관점이 아니라 설명적인 관점에서 고려되어야 한다. 본 발명의 범위는 전술한 설명이 아니라 특허청구범위에 나타나 있으며, 그와 동등한 범위 내에 있는 모든 차이점은 본 발명에 포함된 것으로 해석되어야 할 것이다.

기존의 스케줄링 알고리즘이 새롭게 개발되고 있는 Ethernet 수동형 광 네트워크의 스케줄링 알고리즘을 적용될 경우 다양한 종류의 멀티미디어 응용 서비스를 제공하는데 한계를 가지고 있다. 본 발명은 다양한 종류의 멀티미디어 응용 서비스들이 요구하는 다양한 종류의 QoS 제약 조건을 보장해 주는 스케줄링 알고리즘이다. 구현 과정에서 복잡도를 최소화 하기 위해 고안되었으며 그 과정에서 각 QoS 제약 조건 들과 서비스 대역 간의 관계식을 도출 해 냈으며 이는 시스템이 각 패킷에 대한 회계정보만 유지 하고 있으면 실시간으로 빠르게 계산해 낼 수 있는 장점을 가지고 있다. 이는 스케줄링 알고리즘의 가장 큰 이슈인 구현상의 용이성 문제를 효과적으로 해결할 수 있는 대안이 된다.

Claims (1)

1. (a) OLT 의 시스템 내부의 버퍼관리자는 각 버퍼가 넘치는지를 매순간 확인한다. 만약 버퍼가 다 차서 새로 들어오는 패킷이 손실되는 경우 실시간으로 측정된 손실율이 해당 클래스에서 허용가능한 손실율 (Loss rate)보다 낮은 경우 시스템은 현상태를 유지하고, 각 클래스 큐에 적용되어 있는 QoS 제약조건중에 어느것 하나라도 위반하는 경우 스케줄링 알고리즘이 작동을 하여 새로운 대역 할당을 하는 단계; 및

   (b) 들어오는 패킷의 수를 세고 있다가 주기적인 수를 넘을 경우 각 클래스에서 현재 경험하고 있는 QoS 수치들이 각 클래스에 할당된 지연 (Delay), 지연차이(Jitter), 손실(Loss)에 대한 허용가능 수치를 넘을때 스케줄링 알고리즘이 작동하여 새로운 대역 할당을 하는 단계를 포함하는 것을 특징으로 하는 이더넷 수동형 광 네트워크 (E-PON)에서의 다양한 QoS 보장 적응형 스케쥴링 방법.