NGUYÊN CỨU VÀ ỨNG DỤNG CHƯƠNG TRÌNH LẬP LỊCH TRONG MẠNG IP CHƯƠNG 3_2 pot

Khi gói p1, 1gói đầu tiên của phiên 1 kết thúc tại thời gian 2, trong khi tất cả các gói khác sẽ kết thúc ở thời gian 20 trong hệ thống GPS.. 23 trong đó βt là tập hợp các phiên tạm thời

hợp xấu nhất

Từ kết quả (3 10) và (3 11) có thể dễ dàng thấy rằng WFQ và GPS cung cấp hầu hết tính đúng đắn của một gói Parekh đã cung cấp rằng WFQ không thể sụp đổ sau GPS ở khía cạnh các dịch vụ cung cấp bởi một gói có kích thước lớn nhất Xét hình 3 14, ở đó 11 phiên được phân thành các liên kết giống nhau Trục ngang là thời gian, trục dọc là đường đi đơn giản của mỗi phiên Để đơn giản, giả sử tất cả các gói cùng có kích cỡ là 1 và tốc độ là 1 Đặt tốc độ bảo đảm của phiên 1 là 0 5 và tốc độ của 10 phiên còn lại là 0 05

Hình 3 14 Ví dụ

Phiên 1 gửi 11 gói lặp lại bắt đầu từ thời gian là 0, trong khi mỗi phiên của

10 phiên khác chỉ gửi 1 gói cũng tại thời gian là 0 Nếu dịch vụ là GPS nó sẽ giữ

2 đơn vị thời gian cho gói của phiên 1 và 20 đơn vị thời gian cho các gói của các phiên còn lại Còn nếu server là WFQ, tại thời gian 0, tất cả 11 phiên có các gói gửi đi sẽ được xử lý Khi gói p1, 1(gói đầu tiên của phiên 1) kết thúc tại thời gian

2, trong khi tất cả các gói khác sẽ kết thúc ở thời gian 20 trong hệ thống GPS WFQ sẽ phục vụ gói p1, 1 trước, vì thế 10 gói trong phiên 1 sẽ có thời gian xử lý nhỏ hơn các gói từ các phiên khác Tức là 10 gói trong phiên 1 sẽ được phục vụ

lặp lại trước khi các gói trong phiên khác được truyền đi

Định nghĩa 3 5 : Một dịch vụ s được gọi là hợp lý nhất cho phiên i nếu tại thời gian τ trễ của gói đến tại τ được giới hạn bởi Qis()/ri+cis đó là :

Dsi, k<ai, k+Qsi(ai, k)/ri+csi (3 17)

Trong đó ri là giới hạn băng thông nhỏ nhất của phiên i, Qis() là kích thước của hàng đợi của phiên i tại thời gian ai, k khi gói thứ k của phiên i đến, cis

ảo của hệ thống như sau:

V(t+ )=maxV(t), min (S i(t))i(t) (3 23) trong đó β(t) là tập hợp các phiên tạm thời trong hệ thống tại thời gian t,

và Si(t) là thời gian bắt đầu ảo của phiên tạm thời của gói tin HOL Gọi W(t, t+τ)

là tổng số lượng các dịch vụ được cung cấp bởi các server hoặc số bit đã được truyền dẫn trong khoảng thời gian (t, t+τ) Trong trường hợp đặc biệt của một server tốc độ không đổi, τ = W(t, t+τ)/r, trong đó r là khả năng kết nối Thời gian phức tạp được giảm tới O (log N), các thuộc tính này được vận hành cho việc tìm kiếm giá trị thời gian bắt đầu nhỏ nhất trong số các phiên N Gần giống với GPS, thuật toán PQF, như WF2Q+ và SPFQ duy trì một hệ thống hàm thời gian

ảo V(t), hàm thời gian bắt đầu ảo Si(t) và hàm thời gian kết thúc ảo (hoặc tem

thời gian) Fi(t) cho mỗi hàng đợi i Si(t) và Fi(t) được cập nhật khi các gói HOL

đến mỗi hàng đợi Một gói thực sự khởi hành khi các bit cuối của nó được gửi ra

ngoài khi một gói đến xuất hiện trong hai trường hợp sau : Trường hợp 1, một

hàng đợi trước rỗng ngay lập tức có một gói HOL đến ; trường hợp 2 gói tiếp

theo của gói HOL trong một hàng đợi không rỗng ngay lập tức trở thành gói

HOL khi nó xuất phát Hiển nhiên, trong trường hợp 2 gói xuất phát và gói đến

tại cùng một thời điểm, vì thế:

Si(t) = max{V(t), Fi(t -)} ; đối với gói đến trong trường hợp 1 (3 24)

Si(t) = Fi(t -) ; đối với gói đến trong trường hợp 2

Fi(t) = Si(t) + LiHOL/ri

Ở đây, Fi(t -) là thời gian kết thúc của hàng đợi i trước khi cập nhật và

LiHOL là độ dài của gói HOL trong hàng đợi i Cách chính để xác định V(t) là sử

dụng thuật toán PFQ [19, 29] đã đưa ra

3 2 2 13 Thuật toán trong trường hợp nhiều node

Một chú ý rất quan trọng của thuật toán PFQ, giống như WQF với điều

khiển truy nhập lưu lượng bằng gáo rò, có thể cung cấp trễ bảo đảm end-to-end

trong trường hợp xấu nhất Để thấy điều đó, giả sử lưu lượng phiên i được điều

chỉnh bằng một gáo rò với tham số ( σi, ρi), trong đó σi là giá trị tràn lớn nhất và

ρi là tốc độ nguồn trung bình Đó là tốc độ đến của phiên i tại đầu vào của mạng

trong khoảng thời gian ( τ, t] thoả mãn bất đẳng thức

Ai(τ, t)≤σi+ρi(t-τ) (3 25)

Đó là K bộ lập lịch PFQ ; mỗi bộ lập lịch có tốc độ kết nối như nhau và

cung cấp một giá trị băng thông bảo đảm nhỏ nhất, ri ≥ ρi, cho mỗi phiên Gọi Li

và Lmax lần lượt là gói lớn nhất trong phiên i và trong tất cả các phiên của mạng

Sau đó xử lý độc lập các phiên khác(nếu chúng không bắt buộc có gáo rò), hàng đợi end-to-end trường hợp xấu nhất và trễ truyền dẫn Di được giới hạn bởi:

Di≤σi/ri+(K-1)Li/ri+K Lmax/r (3 26)

Hình 3 15 Giới hạn trễ của nhiều node

Hình 3 15 minh hoạ việc tính toán độ trễ cực đại, độ trễ lớn nhất của gói tại node 1, d1 là : σi/ri +Lmax/r Tại node k, k = 2, 3, , K, chúng ta có dk = Li/ri+ Lmax/r Vì thế, chúng ta có Di = d1 + (k - 1)dk

Mặc dù, qua phiên thực tế, một chuỗi các bộ lập lịch, nó có thể được xử lý nếu nó được phục vụ bằng một bộ lập lịch với tốc độ ri, vì vậy khi nguồn gửi σi, trễ σi/ri giống như trong dịch vụ GPS Thời kì tiếp theo của mỗi bộ lập lịch, các gói khác từ phiên i sẽ nhận được dịch vụ của nó trước khi bị “đuổi bắt”, vì thế các gói bị đuổi bắt có trễ là Li/ri Thời kì thứ 3, xét đến trường hợp đuổi bắt gói bằng một bộ lập lịch bận, nó phải đợi một khoảng thời gian là Lmax/r trước khi được phục vụ Bất đẳng thức (3 26) có thể dễ dàng mở rộng cho các vị trí chung với tốc độ kết nối hỗn hợp Định lý Parekh và Gallager cho rằng, với một bảng lựa chọn các tham số, bộ lập lịch WFQ của mạng có thể trễ bảo đảm end-to –end Phiên j yêu cầu một giới hạn trễ đặc biệt chỉ cần chọn một giá trị rj phù hợp Đây là ý tưởng cơ bản của việc bảo đảm các dịch vụ IntServ trong mạng Internet

sử dụng RSVP và cho phép nhận để quyết định các mức băng thông dành riêng nhằm đạt được giới hạn trễ tốt nhất

3 2 2 14 Thuật toán lập lịch không lõi

Đặc thù của đồng hồ ảo là thực hiện kết hợp đơn giản việc lập lịch với giá trị WFI nhỏ nhất như trong WF2Q Trong phần này chúng ta sẽ nghiên cứu một

bộ lập lịch không lõi đơn giản được gọi là thuật toán Core-Stateless Shaped Virtual Clock (CSSVC) -Thuật toán đồng hồ ảo định dạng không lõi, nó gần giống với việc xử lý của một mạng đồng hồ ảo được định dạng mà không giữ lại các thông tin trạng thái luồng tại các node lõi

Trong một mạng CSSVC, khi các gói đến tại node đầu vào, thì ở đó thông tin trạng thái đầu vào được duy trì, các trạng thái kết hợp biến đổi được thiết lập giá trị ban đầu bằng node đầu vào và được lưu trữ trong phần tiêu đề gói Các node bên trong ở trong mạng lõi không giữ thông tin trạng thái luồng nhưng các trạng thái biến đổi được lưu trong phần tiêu đề để lập lịch các gói đến Thêm vào

đó, các node bên trong cập nhật các rạng thái biến đổi trong các tiêu đề gói trước khi chúng được gửi tới node tiếp theo Chúng ta thấy rằng, CSSVC có thể cung cấp giới hạn trễ end-to-end và cung cấp WFI nhỏ nhất cho mạng như đồng hồ ảo được định dạng đã làm

Hình 3 16 Các router và router lõi trong mạng CSSVC

 Thuật toán đồng hồ ảo định dạng

Bằng cách sử dụng thuật toán đồng hồ ảo như một bộ lập lịch dưới đây, một server đồng hồ ảo định dạng sử dụng đồng hồ thời gian thực giống như một

hàm đồng hồ thời gian ảo và các server có thể chọn được gói có thời gian kết thúc ảo F nhỏ nhất Gói thứ k của phiên i có thể được chọn để phục vụ tại thời gian t nếu và chỉ nếu

Sk s

trong đó, Sk

s

i, là thời gian bắt đầu ảo của gói thứ k trong phiên i tại node s

và Vs(t) là hệ thống thời gian ảo của node s tại thời gian t Khi một gói đến tại thời gian ak

i, = max [VS(ak

s

i, ), F 1 ,



k s

i ] = max [ak

s

i, , F 1 ,



k s

i ] (3 28) trong đó, các tem thời gian hay thời gian kết thúc ảo của gói thứ k tại phiên i được định nghĩa như sau:

Fk s

WFIi, s=

i

i r

lmax

+

S

i r

l

lmax  ,max

(3 30)

rs là tốc độ phục vụ của server s, Li, max là độ dài lớn nhất của gói tại phiên i còn Lmax là độ dài lớn nhất của gói tại server s

Định lý 3 2 : Trong một mạng có hai server đồng hồ ảo định dạng, nếu server 1 và 2 có thể đảm bảo WFI của phiên i là WFIi, 1 và WFIi, 2 thì WFI end-to-end của mạng WFIi, 1 + WFIi, 2

Chứng minh: Chú ý rằng đơn vị của WFI có thể là bit hoặc giây, trong đó WFI(bit) = r1 × WFI(s), ở đây chúng ta dùng WFIb để biểu thị WFI(bit) và WFI(s) để biểu thị WFI(giây) Nếu server đồng hồ ảo định dạng s đảm bảo giới

hạn trễ Di, s tới phiên i được giới hạn bởi một gáo rò (σi, ri) thì nó cũng phải bảo đảm WFIb của ri × Di, s – σi Đó là :

WFIb s

i, =ri×Di, s– σi (3 31)

WFIb s

i, = ri × WFIi, s

Vì thế (3 31) trở thành:

WFIi, s=Di, s–σi/ri (3 32) thay s = 1 và s = 2 ta có:

Di, 1 =

i

i r



sinh ra từ trễ của gáo rò định dạng

và có thể chỉ có một lần trong mạng Do vậy giới hạn trễ tại điểm cuối của server

2 sẽ là:

D i,s=D i

-i

i r



=Di, 1+ Di, 2 -

i

i r



Trong khi đó, WFI end-to-end, biểu thị WFI có thể được biểu diễn thành

i WFI =D i,S -

i

i r



Từ (3 36) ta có :

i WFI =Di, 1+Di, 2-

i

i r



-i

i r



(3 38)

Kết hợp (3 33) và (3 34) ta có :

i WFI =WFIi, 1+WFIi, 2 (3 39)

 Thuật toán đồng hồ ảo định dạng không lõi

Như đã thấy ở (3 28) và (3 29) thuật toán đồng hồ ảo định dạng cần hai trạng thái biến đổi cho mỗi luồng i: tốc độ định trước r1 và thời gian kết thúc ảo của gói trước F 1

,



k s

i , khi tất cả các node trên một đường sử dụng các giá trị ri giống nhau cho luồng i thì nó dễ dàng khử ri bằng cách đặt nó trong tiêu đề gói

Hình 3 17 Giới hạn WFI end-to-end, C i, s trong mạng CSSVC

Tuy nhiên, F 1

,



k s

i là một giá trị động và được tính toán lặp lại tại mỗi node

và có thể loại bỏ một cách đơn giản Vì thế chúng ta cần thiết kế một thuật toán

mà có thể tính toán thời gian kết thúc ảo trong các node lõi mà không lưu giữ thông tin của F 1

,



k s

i Ở đây, chúng ta có thể chứng tỏ trạng thái trung bình là Xk

Mục đích của chúng ta là sử dụng mạng CSSVC gần giống với việc xử lý của một mạng đồng hồ ảo định dạng không giữ lại thông tin trạng thái của luồng tại các node lõi Khi gói thứ k của phiên i dến các node biên trong mạng CSSVC tại thời gian ak

i, -dk s

i, (fluid)

S r

dk

s

i, -Fk s

i, 

S r

Lmax

(3 45)

Trừ cả hai vế cho ak

ta có :

dk

s

i, -Fk s

i, -ak s

i, 

S r

Lmax

-ak s

i, Fk s

i, +

S r

Lmax

-ak s

Lmax

-ak s

i, (3 48)

Trong khi đó, từ kết quả của (3 37) khi gói thứ k của phiên i được giới hạn bởi gáo rò (σi, ri) xuất phát từ server s trong mạng CSSVC nó có thể tạo giới hạn trễ D i,k end-to-end là:

k

S i

D, =

S i i

i C

r 



(3 49)

Khi xét đến trễ tuyến (3 49) trở thành:

k

S i

D, =

S i i

S

h

h (3 50)

Trong đó hlà trễ tuyến giữa node h-1 và node h

Tham số đầu trong phương trình

i

i r



sinh ra từ luồng lưu lượng đến được giới hạn bằng gáo rò khi chúng ta thực hiện định dạng một gói WFI trong router biên Ở đây trễ quyết định chính cho việc định dạng lưu lượng là Dki, shaper Đó là :

k

S i

S

h

h (3 51)

Việc thiết lập sự mô tả lưu lượng (Ra, Rp, và MBS) trễ của việc định dạng

lưu lượng trong router biên có kết quả là: Li, max/RP, với Li, max là độ dài lớn nhất

của gói trong phiên i Từ những điều đó chúng ta sẽ thấy rằng định dạng lưu

lượng chỉ tăng them trễ của router biên và nó không liên quan tới router lõi trong

CSSVC Lưu ý rằng kết quả (3 51) được sinh ra từ giới hạn WFI end-to-end của

thuật toán đồng hồ ảo định dạng và đó cũng là giới hạn trễ bó trong phiên i Từ

(3 48) và (3 51) chúng ta có:

k

S i

D, =Fk

s

i, +

S r

Lmax

-ak s

i,

-S r

i,  1+WFIi, S+

1 max

i, Fk s

i, = S 1

,



k s

i +

k i r

L 1

Bằng cách sử dụng (3 56) ta có bất phương trình giữa gói thứ k và k-1 tại node biên 1 là:

Sk

s

i, S 1 1 ,

i, +Xk s

i, =dk s



r L

nên (3 59) trở thành:

Sk

s

i, Fk s

i,  1+

1 max

i,  1+

1

S

k i r

L

+

1 max

i,  1+

1

S

k i r

L

+

1 max

i,  1+WFIi, S+

1 max

L,max

+

S r

Lmax

-

s

i r

L

-

S r

Lmax

=

i

i r

L

-s

i r

L,max

(3 65)

CHƯƠNG 4 ĐỊNH HƯỚNG PHÁT TRIỂN MẠNG VIỄN THÔNG

VIỆT NAM

Với những ưu điểm nổi bật của mình, công nghệ IP đang dần chiếm ưu thế trong các giải pháp xây dựng mạng thế hệ sau Hội tụ IP đang là một xu hướng có thể nói là tất yếu trong khi thiết kế và xây dựng NGN để cung cấp tất cả các dịch

vụ trên một cơ sở hạ tầng mạng duy nhất Tuy nhiên mạng IP hiện nay chỉ là mạng

“Best Effort” tức là một mạng không có bất kì một sự bảo đảm nào về QoS Mà mục đích của chúng ta hiện nay là nghiên cứu và đưa QoS vào trong mạng để đáp ứng nhu cầu ngày càng cao của người tiêu dùng Trong chương này em xin trình bày một số định hướng phát triển mạng Viễn thông Việt Nam để tiến tới NGN và một số phương pháp để có thể đảm bảo QoS cho mạng NGN

4 1 Mạng mục tiêu

Hoà cùng sự phát triển của nền Viễn thông thế giới, mạng thế hệ sau đang là mục tiêu hướng tới của Việt Nam trong thời gian tới Với mục tiêu xây dựng một mạng hội tụ cho phép cung cấp tất cả các loại hình dịch vụ của mạng thế hệ hiện nay và các loại hình dịch vụ mới trong tương lai thì việc lựa chọn một cơ sở hạ tầng mạng phù hợp là vô cùng quan trọng Theo báo cáo của giáo sư tiến sĩ Đỗ Trung Tá về định hướng phát triển mạng Internet Việt Nam vào tháng 12/2001 thì

mô hình mạng Viễn thông thế hệ mới của Việt Nam sẽ được mô tả như sau :

Hình 4 1 Mô hình mạng Viễn thông thế hệ mới

Trong đó các lớp dưới mạng được xây dựng dựa trên hệ thống mạng cáp quang và các công nghệ RAS, DSL, Frame Relay cũng như hệ thống truy nhập vô tuyến thế hệ thứ ba Các hệ thống này được kết nối lên mạng lõi thông qua hệ thống tập trung Phần mạng lõi là sự kết hợp của công nghệ IP và MPLS kết nối với mạng thoại PSTN thông qua hệ thống Media Gateway Chuyển mạch dịch vụ

IP và hệ thống Media Gateway sẽ đóng vai trò là cầu nối cho lớp điều khiển dịch

vụ kết nối xuống lớp mạng Lớp diều khiển dịch vụ gồm hai hệ thống chính là Server điều khiển dịch vụ và hệ thống chuyển mạch mềm Trong đó, Server điều khiển dịch vụ điều khiển các ứng dụng và dịch vụ IP để đảm bảo các yếu tố:

 Kết nối VoIP và Video

 Điều khiển các đầu cuối IP theo các giao thức H 323 và SIP

 Điều khiển các Media Gateway ở lớp mạng

Lớp ứng dụng sẽ kết nối xuống các hệ thống Server điều khiển và chuyển mạch mềm thông qua lớp thích nghi ứng dụng Các dịch vụ của lớp ứng dụng bao gồm các ứng dụng thế hệ thứ 3, các ứng dụng tin nhắn và các dịch vụ trên nền Web

4 2 Mạng truyền dẫn

Xây dựng một mạng đường trục có đủ năng lực truyền dẫn tất cả các nhu cầu trao đổi thông tin của toàn bộ khách hàng luôn là một yêu cầu có tính hàng đầu trong quá trình phát triển mạng Viễn thông Hình 4 2 đưa ra cấu hình mạng truyền dẫn mục tiêu của nước ta Trong đó có một sự thống nhất chung là sử dụng cáp sợi quang và công nghệ DWDM để xây dựng lên một mạng toàn quang có đủ khả năng

để đáp ứng nhu cầu lưu lượng mạng IP đồng thời giảm giá thành băng thông truyền dẫn Tuy nhiên, phía trên tầng DWDM vẫn còn là một vấn đề chưa được xác định rõ ràng Do đó, trong giai đoạn hiện nay không nên đầu tư quá ồ ạt vào công nghệ SDH Bên cạnh đó, thời điể triển khai công nghệ DWDM trên mạng trục cũng chưa được xác định rõ ràng Công nghệ này chỉ được triển khai khi nó đã đảm bảo được khả năng quản lý mạng của mình

Trong cấu kình mạng đường trục sử dụng công nghệ DWDM được đề xuất

sử dụng 3 bộ chuyển mạch được đặt tại Hà Nội, Đà Nẵng và thành phố Hồ Chí Minh Tại các điểm nút khác chỉ đặt các bộ xen rẽ để tách/ghép lưu lượng