QUẢN LÝ ĐĂNG KÝ TÀI NGUYÊN TRONG MẠNG DIFFSERV IP

CHUYÊN ĐỀ CẤP TIẾN SỸ QUẢN LÝ ĐĂNG KÝ TÀI NGUYÊN TRONG MẠNG DIFFSERV IP Trong quá trình thực hiện QoS cho mạng IP, điều dễ nhận thấy là mặc dù giải pháp IntServ (Integrated Service) đảm bảo cung cấp QoS một cách chắc chắn nhưng lại vấp phải vấn đề khả triển (scalability) trong mạng trục (core network). Điều này đã đã tạo động lực cho các nghiên cứu rộng hơn để phát triển một giải pháp cung ứng QoS phi trạng thái (stateless), đó là kiến trúc Differential Service (DiffServ). DiffServ đã trở thành giải pháp QoS thứ hai của IETF, trong đó lấy sự khác biệt dịch vụ trên cơ sở chia lớp (class) làm nền tảng, kiến trúc này đã khắc phục được nhược điểm của IntServ vì có tính khả triển rất tốt. Tuy nhiên, để đáp ứng các nhu cầu của đa dạng ứng dụng trên thực tế, kiến trúc được triển khai cần phải có các thuật toán quản lý lưu lượng nào đó.

BỘ GIÁO DỤC VÀ ĐÀO TẠO TẬP ĐOÀN BCVT VIỆT NAMHỌC VIỆN CÔNG NGHỆ BƯU CHÍNH VIỄN THÔNG

MỤC LỤC

1 Tổng quan 2

2 Giải pháp GRIP 3

2.1 Giới thiệu 3

2.2 Hoạt động của node đầu cuối theo GRIP 5

2.3 Hoạt động của GRIP qua domain không dùng GRIP 6

2.4 Hoạt động của GRIP qua domain dùng GRIP 7

2.7 Ước lượng số nguồn đã chấp nhận 11

2.8 Quản lý quá độ và bảo vệ ngăn xếp 13

3 Giải pháp quản lý tài nguyên RMD (Resource Management in DiffServ) 14

3.1 Giới thiệu 14

3.2 Ngữ cảnh hoạt động của cơ cấu RMD 15

3.3 Giao thức PDR 17

3.4 Giao thức PHR 19

3.5 Hoạt động của RMD 20

3.5.1 Hoạt động khi dùng PHR dựa vào đăng ký 20

3.5.2 Hoạt động khi dùng PHR dựa vào đo lường 26

4 Kết luận về quản lý đăng ký tài nguyên trong mạng DiffServ 26

Tài liệu tham khảo 28

Các giải thuật quản lý lưu lượng có thể được phân loại theo thang thời gian hoạtđộng của chúng hay theo khả khả năng điều khiển Do đó, các giải thuật này có thểhoạt động theo mức gói, khối số liệu hay kết nối Các nguyên lý phục vụ gói là ví

dụ về các giải thuật theo mức gói hay khối số liệu, với nhiệm vụ cung cấp các mứcphẩm chất giữa hai đầu cuối thông qua biện pháp phân loại và lập lịch lưu lượng.Trong số các giải pháp điều khiển lưu lượng theo từng cuộc gọi hay từng kết nốithì điều khiển chấp nhận (admission control) là một trong số các giải pháp phổdụng nhất Điều khiển chấp nhận thì tùy theo vị trí hoạt động mà có thể là tậptrung hay phân tán Đại diện tiêu biểu cho điều khiển chấp nhận nối phân tán làRSVP (Resource reSerVation Protocol) [1] và một số các giải thuật khác được mô

tả trong [2] [3][4][5]

Các giải pháp tập trung khá phổ biến gần đây trong các mạng DiffServ là giải pháptrong đó dùng một thành phần điều khiển gọi là Bandwidth Broker (BB) Giảipháp này được mô tả trong [6] [7]

Ý tưởng nên cung cấp cơ chế điều khiển chấp nhận nối theo luồng cho các mạng

IP DiffServ để điều khiển tải và cải thiện chất lượng cung cấp QoS đã nhận được

sự đồng thuận trong cộng đồng nghiên cứu Internet Như được đề nghị trong [8],cần thiết định nghĩa thêm chức năng điều khiển chấp nhận nối (ConnectionAdmission Control) cho kiến trúc DiffServ, để xác định xem có cho phép mộtluồng lưu lượng chạy qua một đường dẫn nào đó không Thực tế, một hạn chế của

DiffServ là thiếu một lược đồ điều khiển chấp nhận kết nối chuẩn và do đó khôngthể giải quyết một cách cơ bản bài toán nghẽn trên mạng Internet Khi có quá tảitrên một lớp dịch vụ thì tất cả các luồng của lớp dịch vụ này đều chịu một sự suygiảm chất lượng trầm trọng Một vài giải thuật điều khiển chấp nhận nối đã được

đề nghị như trong [9] và các chỉ dẫn tham chiếu trong đó Các đề xuất này cùngchia sẻ ý tưởng mỗi nút mạng nên chấp nhận các luồng mới tùy vào các đo lườngnghẽn giữa nguồn và đích và tiêu chuẩn quyết định Không có báo hiệu tườngminh trong các router và quyết định sau cùng có cho phép hay từ chối một luồngmới được đẩy về biên của mạng IP

Một giải pháp kết hợp việc đo lường tại mỗi nút mạng với một pha thăm dò từ đầucuối này đến đầu cuối kia được đề nghị trong [10] [11], được gọi là GRIP(Gauge&Gate Reservation eith Independence Probing) Với GRIP, điều khiểnchấp nhận kết nối được thực hiện bằng cách gửi một gói thăm dò từ nguồn đếnđích Các gói này được phát ra từ các hệ thống đầu cuối trước khi truyền số liệu đểthăm dò tính khả dụng của tài nguyên Các router trung gian chuyển hay loại bỏgói thăm dò tùy vào tiêu chuẩn chấp nhận cục bộ của chúng Nếu gói thăm dò đếnđích thành công, máy đích sẽ phản hồi bằng một gói báo nhận (ack packet) chonguồn Nếu gói báo nhận về đến nguồn trước khi hết thời gian đợi theo qui địnhthì hoạt động truyền sẽ bắt đầu

Một giải pháp khác là nối tiếp của giao thức báo hiệu điều khiển tải đơn giản(Load Control lightweight signaling protocol) Giải pháp này tập trung phát triểnmột giải thuật quản lý lưu lượng ưu tiên dùng mô hình quyết định phân tán cùngvới sự tính toán trạng thái tải trên cơ sở đăng ký hay đo lường Giải pháp này được

đề nghị trong tổ chức tiêu chuẩn IETF dưới tên gọi là quản lý tài nguyên trongDiffServ hay RMD (Resource Management in DiffServ) [12] [13]

Cho đến nay, có thể nói GRIP và RMD là hai giải pháp nổi trội được quan tâmnhiều nhất Chi tiết về hai giải pháp này sẽ được trình bày cụ thể trong phần cònlại của chuyên đề này

2 Giải pháp GRIP

2.1 Giới thiệu

GRIP là một cơ chế điều khiển chấp nhận kết nối linh hoạt và phân tán được thiết

kế để họat động qua một DiffServ domain, nhưng vẫn tương thích với những côngnghệ Internet đang có GRIP là giải pháp nhằm vào hạn chế vốn có của DiffServ:DiffServ không thể cung cấp sự đảm bảo từ đầu cuối đến đầu cuối cho các luồnglưu lượng, vì nó không có các hỗ trợ cần thiết như trao đổi báo hiệu giữa cácrouter và trạng thái từng luồng tại các router, cho các thủ tục điều khiển chấp nhận

được quản lý bởi một hoạt động điểm nối điểm thuần túy chỉ liên quan đến nguồn

và đích Trong đó, GRIP gần gủi với các cơ chế phân tán được đề xuất trong cáctài liệu[14][15][16], gọi là EAC (Endpoint Admission Control) Ý tưởng của EAC

là để thiết lập một kết nối, mỗi cặp nguồn và đích khởi động pha thăm dò nhằmxác định xem kết nối có được phép thực hiện qua mạng hay không Hầu hết cácEAC được đề nghị, trong pha thăm dò, node nguồn gửi các gói nhằm thể hiện cácđặc tính lưu lượng mà node nguồn muốn phát vào mạng Khi nhận gói thăm dòđầu tiên, node đích bắt đầu đo lường thống kê các gói thăm dò trong một khoảngthời gian qui định Kết thúc khoảng thời gian đo lường và dựa trên tiêu chuẩn,node đích đưa ra quyết định có cho phép hay không và thông báo cho nguồn

Tuy nhiên, cơ chế được mô tả có các nhược điểm liên quan đến thời gian đo lườngđược thực hiện tại đích Thật vậy, quá trình có thể tốn khoảng thời gian đáng kể đểcung cấp một sự đo lường chính xác trạng thái mạng hay sẽ cung cấp một kết quả

đo lường không tin cậy Bên cạnh đó là ảnh hưởng của sự đo lường không chínhxác

Để khắc phục các hạn chế này, GRIP thừa kế ý tưởng kết hợp giữa điều khiểnchấp nhận tại đầu cuối và điều khiển chấp nhận dựa vào đo lường MBAC(measurement based admission control) MBAC được đề nghị lần đầu tiên trong[17] Trong đó, giao thức đăng ký linh hoạt SRP (Scalable Reservation Protocol)được giới thiệu Nhưng SRP lại là một giao thức báo hiệu đơn giản với các thôngđiệp đăng ký tường minh khác với kỹ thuật EAC Thật vậy, MBAC được đề nghịnhư là một cách thức để giải quyết bài toán liên quan đến vấn đề khả triển(scalability problem).Trong MBAC, mỗi router đo lưu lượng đang đổ dồn về nó.Các quyết định của điều khiển chấp nhận được router đưa ra dựa trên kết quả của

sự đo lường này thay vì dựa trên các tính toán phân tích về giới hạn của tổn thấthay độ trễ (và trên các mô hình lưu lượng đặc biệt) Thủ tục này không yêu cầuduy trì thông tin trạng thái nhưng yêu cầu trao đổi thông tin báo hiệu cần thiết đểyêu cầu và chấp nhận kết nối và sau cùng là để cơ chế CAC được thực thi bởi cácrouter liên quan Trong GRIP, các tác giả kết hợp các ý tưởng chủ đạo của SRPcủa MBAC và EAC

GRIP là cơ chế gồm ba thành phần sau:

-Giao thức node nguồn

-Giao thức node đích

-Tiêu chuẩn quyết đinh của router GRIP

Giao thức node nguồn và đích có thể xem như chạy tại các router biên trên mạngcủa nhà cung cấp dịch vụ Tuy nhiên từ quan điểm luận lý thì các giao thức nodenguồn và đích được xem như chạy trên các đầu cuối của người dùng

2.2 Hoạt động của node đầu cuối theo GRIP

Theo GRIP thì hoạt động của các nút đầu cuối là cực kỳ đơn giản Hình 1 mô tảviệc thiết lập một đường tải lên cho một luồng Khi một đầu cuối yêu cầu một kếtnối với đầu cuối đích, nút nguồn khởi động một pha thăm dò bằng cách phát ramột gói thăm dò Cùng lúc đó, nút nguồn cũng kích hoạt bộ định thời để qui địnhthời gian (timeout) cho pha thăm dò Nếu không nhận được đáp ứng từ nút đíchcho đến khi kết thúc thời gian hạn định thì nút nguồn sẽ từ chối yêu cầu kết nối.Ngược lại, nếu gói phản hồi đến nguồn khi chưa hết thời gian hạn định thì kết nối

sẽ được chấp nhận và kết thúc pha thăm dò Điều khiển được chuyển về cho đầucuối để bắt đầu pha truyền số liệu Vai trò của node đích là giám sát gói IP đến, xử

lý gói thăm dò và truyền một gói phản hồi nếu sẵn sàng chấp nhận yêu cầu kết nốinày

Hình 1- Hoạt động của đầu cuối GRIP

Khi áp dụng GRIP vào kiến trúc DiffServ, một yêu cầu bắt buộc là phải dán nhãncác gói thăm dò và gói thông tin bằng các giá trị DSCP (DiffServ Code Point)khác nhau Điều này cho phép các router cung cấp các phương pháp chuyển tiếpkhác nhau cho các gói thăm dò và gói thông tin, ví dụ gán dịch vụ ưu tiên cho góithông tin Trong trường hợp này, gói phản hồi sẽ được gắn nhãn là một gói thôngtin có ưu tiên cao

Hoạt động của GRIP được mô tả cũng có thể áp dụng để thiết lập kết nối songhướng Trong trường hợp này, nút đích sẽ phản hồi bằng gói thăm dò thay vì dùnggói phản hồi Một sự phản hồi cho nguồn sẽ thông qua một gói thăm dò của đích.GRIP có thể phù hợp để cung cấp các luồng tải xuống (downlink flow) Nút nguồncần phát ra một gói kích hoạt để làm cho (bằng thông tin giao thức mức ứng dụng,

Ứng dụng

Yêu cầu nối

Gói thăm dò Kiểm tra xem

nguồn có sẵn sàng

Gói phản hồi

Khoảng thời gian đợi

chứa trong phần tải của gói kích hoạt) nút đích bắt đầu pha thăm dò trên chính nútnguồn Sau cùng, GRIP để cho nhà cung cấp lựa chọn tùy ý các chi tiết hiện thựcbao gồm:

-Bổ sung thông tin báo hiệu riêng trong gói thăm dò hay gói phản hồi.-Thiết kế pha thăm dò phức tạp hơn, ví dụ bằng các thủ tục lặp lại sau khimột thăm dò thất bại, nhiều mức định thời hơn…

-Thiết kế hoạt động của giao thức node phức tạp hơn, chẳng hạn như nhiềugói phản hồi, đưa ra quyết định tại node đích dựa vào các đo lường trên luồng góithăm dò…

Với hoạt động của GRIP như mô tả thì tất cả các lược đồ EAC trở thành trườnghợp đặc biệt Bên cạnh việc đánh nhãn gói, việc thực hiện các gói thăm dò và phảnhồi đơn giản hoàn toàn tương thích với lược đồ thiết lập kết nối của H323 dùngUDP, trong đó đóng gói bản tin yêu cầu kết nối của H.225 vào gói UDP Hoạtđông của GRIP tương thích tốt với các ứng dụng hiện tại

2.3 Hoạt động của GRIP qua domain không dùng GRIP

Cơ sở của GRIP là hủy bỏ việc thiết lập luồng mới khi không có phản hồi từ đíchtrong khoảng thời gian nhất định Trường hợp hủy bỏ luồng khi GRIP hoạt độngqua domain không dùng GRIP, ví dụ dùng các router cũ hay DiffServ router, được

mô tả trong hình 2(a)

Chuyển gói thăm dò Hủy gói

thăm dò

Yêu cầu kết nối

Hình 2-Hoạt động của GRIP qua các môi trường khác nhau.

Trong trường hợp này, việc từ chối luồng chỉ đơn thuần là do nghẽn mạng Khinghẽn xảy ra, thời gian trễ hành trình (từ khi truyền gói thăm dò đến khi nhận phảnhồi) có thể lớn hơn định thời chờ phản hồi trong pha thăm dò, do đó việc thiết lậpkết nối bị từ chối Tính ổn định được đảm bảo bởi khi nghẽn gia tăng thì xác suấtthiết lập kết nối thành công sẽ suy giảm một cách tương ứng Do đó, số lượngluồng được phép sẽ giảm và sự nghẽn mạng sẽ sớm kết thúc

Các router có thể theo nguyên tắc bỏ qua các gói thăm dò, chỉ xử lý chúng như làcác gói IP thông thường Khi có sự phân biệt gói như trong ngữ cảnh của DiffServthì hoạt đông của GRIP sẽ được cải thiện Điều này được thực hiện khi cácDiffServ router được cấu hình để phân biệt các gói thông tin và các gói thăm dònhờ vào giá trị trong DSCP và phục vụ gói thông tin với ưu tiên cao hơn gói thăm

dò Gói thăm dò cần phải trãi qua thời gian trễ xấu hơn so với các gói thông tinthuộc về các kết nối đang được chấp nhận Vì vậy, các thăm dò có thể phát hiệnnghẽn sớm hơn và kịp thời từ chối kết nối mới tại các router biên

2.4 Hoạt động của GRIP qua domain dùng GRIP

Sử dụng GRIP qua DiffServ như là biện pháp đảm bảo cung cấp QoS Cần thiếtnâng cấp các router với các tiêu chuẩn quyết định hiệu quả có thể ngăn chặn thăm

dò một cách tường minh Điều này dựa trên cơ sở là trong tương lai QoS sẽ đượctriển khai linh hoạt bằng cách nâng cấp router một cách độc lập trong các domain

Trong hình 2(b) các router mạng được giả sử là có thể nhận biết các gói thăm dòvới chức năng điều khiển chấp nhận Do đó, chúng có thể hủy gói thăm dò mộtcách thông minh căn cứ vào các ước lượng QoS cung cấp cho các luồng đã đượcchấp nhận, đồng thời căn cứ vào các dự báo nghẽn hỗn hợp Vì sự mất gói thăm dòdẫn đến từ chối chấp nhận luồng mới tại các điểm kết cuối với người dùng nên vềcăn bản các router có thể cải thiện được QoS cung cấp trong một domain

Hoạt động của một router GRIP được mô tả trên hình 3 Giả sử router chỉ kiểmsoát lưu lượng GRIP Các lớp lưu lượng khác (ví dụ best effort) có thể được kiểmsoát bởi các phương tiện hàng đợi bổ sung với ưu tiên thấp Tại mỗi ngõ ra củarouter, GRIP hiện thực hai hàng đợi riêng biệt, một cho các gói số liệu thuộc vềcác luồng đã được chấp nhận và một hàng đợi cho lưu lượng thăm dò Các gói sẽđược chuyển đến các bộ đệm tương ứng tùy vào mã DSCP của chúng Các routerGRIP đo lường lưu lượng đã được chấp nhận đang dồn về nó Trên cơ sở thựchiện đo lường lưu lượng, router áp dụng tiêu chuẩn quyết định và chuyển qua lạiliên tục giữa hai trạng thái: chấp nhận và từ chối Khi ở trạng thái chấp nhận, hàngđợi thăm dò chứa các gói thăm dò và phục vụ chúng tùy theo cơ chế ưu tiên được

mô tả Ngược lại, khi trong trạng thái từ chối router hủy tất cả các gói thăm dò đếnđược chứa trong hàng đợi thăm dò và chặn tất cả các gói thăm dò mới đến.

Hình 3-Hoạt động của router GRIP

Nói các khác, router tác động như một cái cổng đối với luồng thăm dò, cửa đónghay mở là dựa vào các ước lựơng lưu lượng Tiêu chuẩn quyết định cũng có thểdựa trên phương tiện đơn giản hơn so với đo lường, ví dụ giới hạn số lượng cácgói thăm dò có thể chấp nhận bằng cách giới hạn bộ đệm thăm dò Cơ chế nàycung cấp một tuyến báo hiệu không tường minh đến các điểm cuối Mỗi routerchịu trách nhiệm mang tính cục bộ để quyết định có chấp nhận luồng mới haykhông, hay là nó bị nghẽn Quyết định của router được giả sử là trong hai trạngthái chấp nhận và từ chối và nó quảng bá đến các đầu cuối bằng cách cho phép góithăm dò đi qua (chấp nhận) hay chặn các thăm dò lại (từ chối) Khi router trongtrạng thái chấp nhận đồng nghĩa với cho phép một kết nối mới qua nó Khi routertrong trạng thái từ chối, nó không chuyển tiếp gói thăm dò đi tiếp Vì quyết địnhđiều khiển chấp nhận phân tán liên quan đến sự tiếp nhận thành công gói thăm dòtại đích nên ngăn chặn các gói thăm dò có nghĩa là từ chối tất cả các nổ lực kết nối

có đường đi ngang qua router đó Ngược lại, một kết nối thành công khi và chỉ khitất cả các router mà gói thăm dò tương ứng đi qua đều ở trong trạng thái chấpnhận

2.5 Điều khiển lưu lượng tại biên của domain

Hàng đợi đảm bảo

Hàng đợi dịch vụ best effort Server

Đo lường

Chấp nhận/Từ chối

Trong GRIP domain, nguồn lưu lượng được điều chỉnh tại biên của mạng bằng cơcấu DLB (Dual Leaky Buckets) chuẩn Chọn lựa này xuất phát từ thực tế rằngtrong quá khứ có rất nhiều luật CAC đã được đề nghị và một tập các mô tả lưulượng khác nhau đã được giới thiệu nhưng chưa có một giải pháp nào là hoànchỉnh Các tác giả của GRIP cho rằng một trong các lý do là thiếu một mô hình lưulượng nguồn chuẩn và đơn giản Thật vậy, sự tồn tại nhiều lọai nguồn (ví dụ thoại,MPEG, FTP, WEB, báo hiệu…) là tồn tại nhiều định nghĩa các mô hình nguồn vàgiải thuật giám sát Điều này có nghĩa là về nguyên tắc mỗi nguồn có một tập mô

tả lưu lượng riêng và giải thuật giám sát riêng Do đó, thiết kế và thực hiện mộtCAC đơn giản và khả triển cho tất cả các loại lưu lượng là rất phức tạp Để khắcphục vấn đề này một bộ điều chỉnh lưu lượng chuẩn gọi là DLB đã được dùngtrong GRIP

DLB sẽ điều chỉnh lưu lượng được phát ra bởi một nguồn trước khi vào mạng.Lưu lượng được điều chỉnh được đặc tính hóa qua bốn tham số, độc lập với nguồn.Các tham số này gồm: tốc độ đỉnh (peak rate), sai số (tolerance) của tốc độ đỉnh,tốc độ có thể chịu được (sustainable rate) và sai số của nó Tốc độ có thể chịuđược là một giới hạn trên (upper bound) của tốc độ trung bình của kết nối Sai sốcủa tốc độ có thể chịu được tính theo tham số MBS (Maximum Burst Size) MBSđược dùng để cài giới hạn trên cho chiều dài của một khối số liệu liên tục (burst)tại tốc độ đỉnh Thay vì tham số MBS, tham số TBS (Token Bucket Size) cũngthường được dùng Sai số của tốc độ đỉnh được giả sử bằng không hay bao hàmtrong tốc độ đỉnh Do đó, mỗi DLB điều chỉnh lưu lượng nguồn được mô tả bằng

ba tham số mô tả lưu lượng sau:

-Ps: tốc độ đỉnh (byte/giây)

-rs : tốc độ có thể chịu được (byte/giây)

-BTS: kích thước token bucket (byte)

Kích thước token bucket TBS liên hệ với tham số MBS qua biểu thức:

B TS =(MBS-1)(P s -r s )/P s

Các tham số DLB có thể được định nghĩa một lần cho một lớp lưu lượng (ví dụVoIP), hay được chọn bởi user bằng cách cân nhắc giữa các nhu cầu tài nguyên vàgiá cả dịch vụ

Ở đây, yêu cầu DLB thực hiện sao cho lưu lượng không nhỏ hơn đặc tả tốc độ cóthể chịu được Điều này được đảm bảo bằng cách phát ra các gói giả (dummypacket) để không lãng phí token Lưu ý rằng giả sử này là không thực tế vì nếumột user yêu cầu một dịch vụ QoS và trả tiền trên cơ sở các tham số DLB đã chọnthì gần như không có cơ hội nào để lãng phí Kết quả là số byte , b(T), được phát

ra bởi nguồn trong một cửa sổ thời gian T (tính bằng giây) có giới hạn trên và dướinhư sau:

Max (rsT-BTS,0)≤ b(T)≤rsT+BTS (1)

Sau cùng, giả sử rằng các nguồn được chia theo lớp lưu lượng, mỗi lớp bao gồmcác nguồn đồng nhất và độc lập (cùng tham số DLB) Lưu ý rằng một phươngpháp có thể kiểm soát các nguồn hỗn tạp như sau DiffServ chia lưu lượng thànhcác lớp khác nhau, mỗi lớp có yêu cầu đặc biệt Trong điều kiện số lượng lớp nhỏthì các luồng hỗn tạp có nhu cầu đặc biệt có thể tạo nên một lớp Mỗi lớp có thểđược kiểm soát theo cách thức khác nhau, với cặp mã DSCP cho gói thăm dò vàcho gói số liệu khác nhau riêng cho mỗi lớp, bằng các cơ chế lập lịch phù hợptương tự như những gì đã được định nghĩa trong kiến trúc DiffServ

2.6 Tiêu chuẩn quyết định

Chìa khóa của GRIP là định nghĩa một tiêu chuẩn quyết định có thể đem đến sựđảm bảo chất lượng cho cơ chế QoS Theo ngữ cảnh lưu lựơng được mô tả ở trêncho phép một số giả sử như sau:

(i) Mỗi nguồn lưu lượng được điều chỉnh bởi một DLB

(ii) Các nguồn lưu lượng là đồng nhất, được đặc tính hóa bởi các tham số

giống nhau của DLB

(iii) Các nguồn không lãng phí dịch vụ

Các điều trên tuy có cứng nhắc nhưng cho phép định nghĩa một tiêu chuẩn quyếtđinh có thể đảm bảo QoS một cách chắc chắn

Tiêu chuẩn quyết định một cách cục bộ trên mỗi liên kết ngõ ra của router đượcthực hiện căn cứ vào sự ước lượng theo thời gian thực về số nguồn đang hoạt động

và dựa trên tính toán số nguồn tối đa, gọi là K, có thể chấp nhận mà không làmgiảm chất lượng các luồng đang chạy Trong đó K được xem như là một nút điềuchỉnh, cho phép người quản trị domain cài đặt mức chất lượng Ví dụ, xét một liênkết có dung lượng C byte/giây và một bộ đệm FIFO có kích thước B byte, nếumục tiêu chất lượng là không có gói nào bị mất thì số lượng luồng K tối đa có thểchấp nhận là:

S TS

S S TS

P B

r P B

CB

Trong đó P S , r S , B TS là các tham số DLB của các nguồn được điều khiển Các kết

quả được cung cấp trong [18] cho phép đánh giá giá trị của K như xác xuất mất gói

hay trễ được kèm giữ ở dưới mức định trước Nói chung, điều dễ thấy là bất kỳmức chất lượng nào đều có thể được áp đặt bằng cách chọn một tham số K phùhợp.

Trong các cơ chế điều khiển chấp nhận dựa vào trạng thái, sẽ là đảm bảo nếu theo

dõi số các kết nối đã được chấp nhận N và chấp nhận yêu cầu kết nối mới nếu N vẫn còn nhỏ hơn hay bằng K Điều này ngụ ý về một giao thức báo hiệu phù hợp.

Ngươc lại nếu ước lượng các kết nối được chấp nhận theo thời gian thì tránh đượcnhu cầu báo hiệu và duy trì trạng thái

2.7 Ước lượng số nguồn đã chấp nhận

GRIP ước lượng lưu lượng trung bình tại mỗi ngõ ra của router bằng một cửa sổ

trượt Trong một cửa sổ có kích thước T, mỗi router đếm số byte chuyển qua liên kết đang xét Để xác định chiều dài của cửa sổ đo lường T, thường dùng khoảng

thời gian của trường hợp ngõ ra DLB xấu nhất được đặc tính hóa theo khoảng thờigian hoạt động (ON) với số liệu được phát ở tốc độ đỉnh và khoảng thời gian imlặng (OFF), cả hai đều có chiều dài xác định Chiều dài của khoảng thời gian xấunày được xác định như sau:

S

S S S

TS OFF

ON

r

P r P

B T

Giả sử số luồng N trên một liên kết là cố định, nghĩa là không có luồng mới đến

hay mới đi Vì lưu lượng được phát ra bởi mỗi nguồn được điều chỉnh bởi một

DLB và vì nguồn là có nhu cầu lớn, dễ thấy số byte A(T) đo được trong thời gian của cửa sổ T bị giới hạn bởi:

MAX TS

S

N

MIN N r T B A T A N r T B

Với điều giả sử ở trên, tồn tại một kích thước cửa sổ nhỏ nhất sao cho số luồng N

được đánh giá một cách chính xác Kích thước cửa sổ nhỏ nhất, được ký hiệu sau

đây như là cửa sổ chính xác T ex, có thể được xác định bởi áp đặt một điều kiện:

 

S

TS ex

r

B N

Công thức này ngụ ý rằng cửa sổ chính xác có thể kéo dài một lượng đáng kể nữa.Thủ tục đo lường hoạt động trên nền hệ thống mà không ảnh hưởng đến thời gianthiết lập luồng giống như trong một số lược đồ EAC Tuy nhiên, ngay cả khikhông bị ràng buộc thời gian đo lường ngắn, chúng ta cũng muốn tránh dùngthường xuyên một cửa sổ chính xác, vì kích thước của nó có thể đạt giá trị trongmột vài phút, tùy vào các tham số của DLB Một cửa sổ quá lớn có vài nhượcđiểm sẽ đề cập đến ở phía sau Giải pháp là cân đồi giữa kích thước cửa sổ với độ

chính xác của số luồng N.

Tổng quát, với một cửa sổ T cho trước và một A(T) byte đo được trong thời gian

của cửa sổ, theo (4) thì số luồng là ngẫu nhiên trong dải:

MAX TS

S

MIN

B T r

T A N

N B

bất kỳ giả thuyết nào về động thái của nguồn), sự phân bố của N giữa hai cực vẫn

không thể biết Để cung cấp một ước lượng vừa đủ, lược đồ điều khiển chấp nhận

ước lượng số luồng được chấp nhận như là N est =N MAX và một luồng mới được chấp

nhận nếu N est ≤K.

Tóm lại, router ở trong trạng thái chấp nhận và các gói thăm dò được phép đi quacổng khi:

K B

Rõ ràng, T càng lớn, dải trong (7) càng hẹp và hiệu suất kênh càng cao.

Biểu thức (7) cho thấy, khi kích thước cửa sổ gia tăng, các chặn N MAX và N MIN trở

nên gần nhau và khi đạt được cửa sổ chính xác thì N est được đánh giá một cách

chính xác Để đánh giá tính hiệu quả của thủ tục ước lượng, định nghĩa tham số

N est,min như là giá trị nhỏ nhất của N thỏa mãn điều kiện:

Tham số N est,min là số luồng nhỏ nhất có thể phát ra số byte lớn hơn hay bằng với số

byte phát ra bởi K luồng Giải bất phương trình (9) theo N ta được:

TS S

est r T B

B T r

K

Do đó, tham số N est,min biểu diễn cho ước lượng xấu nhất, xảy ra khi tất cả cácnguồn đều phát ra ở mức tối đa, nhưng luật ước lượng vốn bảo thủ xem chúngphát ra với mức tối thiểu Do đó, tham số này là số lượng luồng tối thiểu đượcchấp nhận, nó có thể khiến cho luật điều khiển chuyển router sang trạng thái từchối

Một khía cạnh quan trọng khác là định kích thước cửa sổ đo lường, đây là chủ đề

cơ bản trong lý thuyết MBAC Nhìn chung, trong các hệ thống MBAC, một cửa sổtối ưu là cân đối giữa hai yếu tố:

(i) Cần một cửa sổ đo lường dài, để khắc phục sự yếu kém của hệ thống khi

phân biệt các trạng thái khác biệt; một cửa sổ dài cho phép sự tách biệttốt giữa các khoảng cách truyền gói liên quan đến số lượng luồng hoạtđộng khác nhau

(ii) Cần một cửa sổ nhỏ để tác động nhanh đối với các thay đổi của số luồng

đang hoạt động do các luồng đến và đi

2.8 Quản lý quá độ và bảo vệ ngăn xếp (Transient management and stack protection)

Đánh giá số luồng có thể chấp nhận N est được thực hiện bằng cách đếm số gói sốliệu Tuy nhiên, khi một router chấp nhận gói thăm dò của một luồng cho trước,các gói số liệu liên hệ chưa được phát ra bởi nguồn Nói cách khác, tồn tại mộtkhoảng thời gian quá độ, trong đó router được nạp luồng mới nhưng nó không thể

xử lý được lưu lượng liên quan Điều này ngụ ý rằng, khi có số lớn luồng hoạtđộng trong một khoảng thời gian rất ngắn, có thể xảy ra sự phân phối vượt quá giá

trị K và do đó QoS không được đảm bảo trong tất cả các điều kiện hoạt động.

Trong các điều kiện thông thường, luật điều khiển chấp nhận cung cấp các biên dựphòng đủ để tránh các hiệu ứng quá độ để ngăn chặn sự phân phối quá mức đảmbảo Mặc dù vậy, để cung cấp các đảm bảo nghiêm ngặt trong bất kỳ điều kiệnhoạt động nào, có thể triệt tiêu hiệu ứng quá độ bằng cách dùng lược đồ bảo vệngăn xếp (satck protection)

Trong hoạt động của GRIP, mỗi gói thăm dò được chấp nhận (gói thăm dò tìmthấy cửa mở), có thể phát ra một luồng gói mới (trừ khi các router tiếp theo trênđường tới đích từ chối nó) Khắc phục vấn đề kích hoạt luồng mới bằng cách dùngmột biến ngăn xếp (stack), biến này định nghĩa một vùng nhớ để giữ các luồng quá

độ Bất cứ khi nào có một gói thăm dò được chấp nhận thì ngăn xếp gia tăng một

đơn vị Một bộ định thời bằng với khoảng thời gian T của cửa sổ được khởi động

và ngăn xếp giảm tuyến tính với tốc độ 1/T cho đến khi bộ định thời hết hạn.

Cơ sở của kỹ thuật này được lý giải một cách đơn giản bằng cách xem trường hợp

một luồng đơn được chấp nhận vào thời điểm t 1 Bỏ qua trễ hành trình (round trip

delay), tại thời điểm t, với t-t 1 <T, luồng được chấp nhận đã góp mặt vào sự đo

lường trong khoảng thời gian (t1,t), trong khi nó không được tính trong khoảngthời gian (t-T,t1) Thật vậy, ngăn xếp tuyến tính tại thời điểm t bằng:

(t-K STACK B

T r

T A N

TS S

(12)

Hoạt động được mô tả rõ ràng là tối ưu nếu mỗi gói được chấp nhận đều dẫn đếnmột kết nối mới Thật vậy, biến ngăn xếp sẽ tính toán hợp lý đến sự xuất hiện của

tất cả các luồng mà chúng trở nên hoạt động trong T giây sau cùng Nhược điểm

chính của cơ chế này là các router tiếp theo dọc đường tới đích có thể chặn một sốcác gói thăm dò Trong trường hợp này, ngăn xếp sẽ thực hiện đăng ký quá độ vàotài nguyên hệ thống cho một luồng không có thực, điều này làm giảm hiệu suất sửdụng liên kết

3 Giải pháp quản lý tài nguyên RMD (Resource Management in DiffServ) 3.1 Giới thiệu

RMD là một cơ cấu được đặc tả trong [12] [13] [19] và được thiết kế cho quản lýđăng ký tài nguyên động từ biên tới biên (edge-to-edge) trong một DiffServdomain RMD mở rộng kiến trúc DiffServ bằng các khái niệm đăng ký và đặc tínhmới Nó được thiết kế sao cho phù hợp với các nhu cầu quản lý tài nguyên củamạng truy nhập vô tuyến dựa vào IP (IP-based Radio Access Network) Cơ cấuRMD là cơ cấu mở, có thể liên kết hoạt động tốt với các cơ chế quản lý tàinguyên khác sử dụng rộng rãi trong các mạng DiffServ Đây là cơ cấu được cho làđơn giản có đặc tính khả triển và chi phí hiện thực thấp