«Βελτιστοποίηση της μετάδοσης του TCP πρωτόκολλου πάνω από δίκτυα μεταγωγής οπτικής ριπής»

Transcript

1 ΠΑΝΕΠΙΣΤΗΜΙΟ ΠΑΤΡΩΝ ΤΜΗΜΑ ΜΗΧ/ΚΩΝ Η/Υ & ΠΛΗΡΟΦΟΡΙΚΗΣ ΜΔΕ «ΕΠΙΣΤΗΜΗ ΚΑΙ ΤΕΧΝΟΛΟΓΙΑ ΤΩΝ Η/Υ» «Βελτιστοποίηση της μετάδοσης του TCP πρωτόκολλου πάνω από δίκτυα μεταγωγής οπτικής ριπής» Ραμαντάς Κωνσταντίνος ΑΜ 485 Επιβλέπων: Επίκουρος καθηγητής Κυριάκος Βλάχος ΠΑΤΡΑ, Μάιος 2008

2 Πίνακας Περιεχομένων 1 ΟΠΤΙΚΈΣ ΑΡΧΙΤΕΚΤΟΝΙΚΈΣ ΜΕΤΑΓΩΓΉΣ Η ΑΡΧΙΤΕΚΤΟΝΙΚΉ OBS Οπτική Μεταγωγή Κυκλώματος Οπτική Μεταγωγή Πακέτου Οπτική Μεταγωγή Ριπής (OBS) Αρχιτεκτονική OBS Δικτύου και κόμβων Πολιτικές Συναρμολόγησης Ριπής Σηματοδοσία στην τεχνολογία OBS Χρονοπρογραμματισμός Καναλιών Επίλυση ανταγωνισμού σε OBS δίκτυα ΜΕΤΆΔΟΣΗ TCP ΚΊΝΗΣΗΣ ΠΆΝΩ ΑΠΌ OBS ΔΊΚΤΥΑ Εισαγωγή στο TCP πρωτόκολλο Υλοποιήσεις του TCP πρωτοκόλλου Απώλεια πακέτων στις TCP υλοποιήσεις Παράμετροι απόδοσης TCP πηγών πάνω από OBS Σύγκριση TCP υλοποιήσεων ΑΝΆΛΥΣΗ ΜΕΤΆΔΟΣΗΣ TCP ΚΊΝΗΣΗΣ ΠΆΝΩ ΑΠΌ OBS ΔΊΚΤΥΑ Παράμετροι Προσομοίωσης Επίδραση της συναρμολόγησης ριπών στην κατανομή πακέτων και ροών Ανάλυση απόδοσης TCP πηγών Αλγόριθμος συναρμολόγησης ριπής βασισμένος στο TCP παράθυρο ΣΥΓΧΡΟΝΙΣΜΌΣ TCP ΠΗΓΏΝ ΣΤΑ OBS ΔΊΚΤΥΑ Μέτρηση του φαινομένου του συγχρονισμού Πειραματική μελέτη του φαινομένου του συγχρονισμού Στρατηγική συναρμολόγησης SMQ Συγχρονισμός σε μεγάλα δίκτυα Στρατηγική συναρμολόγησης DMQ ΥΒΡΙΔΙΚΉ ΟΠΤΙΚΉ ΜΕΤΑΓΩΓΉ ΡΙΠΉΣ Μοντέλο Δικτύου αρχιτεκτονικής HOBS Αρχιτεκτονική HOBS κόμβων Διαμόρφωση SETUP μηνύματος Αξιολόγηση απόδοσης αρχιτεκτονικής HOBS Πειραματική αξιολόγηση πολιτικών προώθησης Εξαρτήσεις απόδοσης...55 ΣΥΜΠΕΡΆΣΜΑΤΑ - ΜΕΛΛΟΝΤΙΚΉ ΕΡΓΑΣΊΑ...57

3 Πίνακας Εικόνων ΕΙΚΌΝΑ 1: ΣΧΗΜΑΤΙΚΌ ΕΝΌΣ OXC...9 ΕΙΚΌΝΑ 2: ΑΡΧΙΤΕΚΤΟΝΙΚΉ OPS ΚΌΜΒΟΥ...10 ΕΙΚΌΝΑ 3: ΑΡΧΙΤΕΚΤΟΝΙΚΉ ΔΙΚΤΎΟΥ ΟΠΤΙΚΉΣ ΜΕΤΑΓΩΓΉΣ ΡΙΠΉΣ...12 ΕΙΚΌΝΑ 4. Η ΑΡΧΙΤΕΚΤΟΝΙΚΉ ΕΝΌΣ ΚΕΝΤΡΙΚΟΎ ΔΡΟΜΟΛΟΓΗΤΉ (CORE ROUTER)...13 ΕΙΚΌΝΑ 5:ΑΡΧΙΤΕΚΤΟΝΙΚΉ ΠΕΡΙΦΕΡΕΙΑΚΟΎ ΔΡΟΜΟΛΟΓΗΤΉ...14 ΕΙΚΌΝΑ 6: ΣΥΝΑΡΜΟΛΌΓΗΣΗ ΡΙΠΏΝ...14 ΕΙΚΌΝΑ 7: ΤΕΧΝΙΚΈΣ OBS ΠΡΩΤΟΚΌΛΛΩΝ ΣΗΜΑΤΟΔΟΣΊΑΣ...17 ΕΙΚΌΝΑ 8: ΑΡΧΉ ΛΕΙΤΟΥΡΓΊΑΣ ΤΟΥ ΠΡΩΤΌΚΟΛΛΟΥ JET...18 ΕΙΚΌΝΑ 9 : ΠΑΡΆΔΕΙΓΜΑ ΧΡΟΝΟΠΡΟΓΡΑΜΑΤΙΣΜΟΎ ΡΙΠΉΣ ΣΕ ΚΕΝΌ ΤΟΥ ΚΑΝΑΛΙΟΎ D2 ΜΕ ΤΟΝ ΑΛΓΌΡΙΘΜΟ LAUC-VF...19 ΕΙΚΌΝΑ 10: ΑΠΏΛΕΙΑ ΚΑΙ ΑΝΑΜΕΤΆΔΟΣΗ ΠΑΚΈΤΟΥ ΣΕ TCP RENO ΠΡΩΤΌΚΟΛΛΟ 25 ΕΙΚΌΝΑ 11: ΑΠΏΛΕΙΑ ΚΑΙ ΑΝΑΜΕΤΆΔΟΣΗ ΕΝΌΣ ΠΑΚΈΤΟΥ ΣΤΟ TCP SACK ΠΡΩΤΌΚΟΛΛΟ...26 ΕΙΚΌΝΑ 12: ΑΠΏΛΕΙΑ ΚΑΙ ΑΝΑΜΕΤΆΔΟΣΗ ΠΟΛΛΑΠΛΏΝ ΠΑΚΈΤΩΝ ΣΤΟ ΠΡΩΤΌΚΟΛΛΟ TCP RENO...26 ΕΙΚΌΝΑ 13: ΑΠΏΛΕΙΑ ΚΑΙ ΑΝΑΜΕΤΆΔΟΣΗ ΠΟΛΛΑΠΛΏΝ ΠΑΚΈΤΩΝ ΣΤΟ ΠΡΩΤΌΚΟΛΛΟ TCP SACK...27 ΕΙΚΌΝΑ 14: ΕΠΊΔΡΑΣΗ ΤΟΥ TMAX ΑΛΓΌΡΙΘΜΟΥ ΣΤΟ TCP THROUGHPUT...29 ΕΙΚΌΝΑ 15: ΕΠΊΔΡΑΣΗ ΤΟΥ CONGESTION WINDOW ΣΤΗΝ ΑΠΌΔΟΣΗ ΤΟΥ RENO TCP...30 ΕΙΚΌΝΑ 16: (A) ΑΠΌΔΟΣΗ ΥΛΟΠΟΙΉΣΕΩΝ TCP (B) ΑΠΌΔΟΣΗ ΓΙΑ ΠΟΛΛΆ SEGMENT LOSSES...31 ΕΙΚΌΝΑ 17: NSFNET BACKBONE 14 ΚΌΜΒΩΝ...33 ΕΙΚΌΝΑ 18: (Α) ΑΡΙΘΜΌΣ ΕΝΕΡΓΏΝ TCP ΠΗΓΏΝ ΩΣ ΠΡΟΣ ΤΟ TCP FILE SIZE, ΚΑΙ (Β) Ο ΑΝΤΊΣΤΟΙΧΟΣ ΡΥΘΜΌΣ ΑΠΏΛΕΙΑΣ ΡΙΠΏΝ...34 ΕΙΚΌΝΑ 19: ΚΑΤΑΝΟΜΉ (Α) ΠΑΚΈΤΩΝ ΚΑΙ (Β) ΠΗΓΏΝ ΑΝΆ ΜΕΤΑΔΙΔΌΜΕΝΗ ΡΙΠΉ...35 ΕΙΚΌΝΑ 20: ΚΑΤΑΝΟΜΉ (Α) ΑΡΙΘΜΟΎ ΠΗΓΏΝ ΓΙΑ ΤΗΝ ΟΛΟΚΛΉΡΩΣΗ ΕΝΌΣ TCP SESSION ΚΑΙ (Β) ΑΡΙΘΜΌΣ ΧΑΜΈΝΩΝ ΡΙΠΏΝ ΑΝΆ SESSION...36 ΕΙΚΌΝΑ 21: (Α) ΑΡΙΘΜΌΣ ΡΙΠΏΝ ΓΙΑ ΤΗΝ ΟΛΟΚΛΉΡΩΣΗ ΕΝΌΣ SESSION, ΚΑΙ (Β) ΑΡΙΘΜΌΣ ΧΑΜΈΝΩΝ ΡΙΠΏΝ...36 ΕΙΚΌΝΑ 22: (Α) ΜΈΣΗ ΚΑΙ (Β) ΜΈΓΙΣΤΗ ΤΙΜΉ ΤΟΥ THROUGHPUT ΤΩΝ TCP ΠΗΓΏΝ ΩΣ ΠΡΟΣ ΤΟ TMAX...37 ΕΙΚΌΝΑ 23: ΕΞΈΛΙΞΗ ΤΟΥ CONGESTION WINDOW 3 LOSSLESS TCP ΠΗΓΏΝ...37 ΕΙΚΌΝΑ 24: ΜΈΣΗ ΤΙΜΉ ΚΑΙ ΤΥΠΙΚΉ ΑΠΌΚΛΙΣΗ ΤΟΥ THROUGHPUT ΓΙΑ ΔΙΑΦΟΡΕΤΙΚΈΣ ΤΙΜΈΣ ΤΩΝ ΠΑΡΑΜΈΤΡΩΝ B, C...39 ΕΙΚΌΝΑ 25: ΑΘΡΟΙΖΌΜΕΝΟ THROUGHPUT ΓΙΑ NF={10, 15, 25} ΚΑΙ ΓΙΑ ΣΤΡΑΤΗΓΙΚΈΣ ΣΥΝΑΡΜΟΛΌΓΗΣΗΣ (Α) PF ΚΑΙ (Β) MF...42 ΕΙΚΌΝΑ 26: ΚΑΤΑΝΟΜΉ TCP ΠΗΓΏΝ ΣΕ ΡΙΠΈΣ ΔΕΔΟΜΈΝΩΝ...42 ΕΙΚΌΝΑ 27: ΑΘΡΟΙΖΌΜΕΝΟ THROUGHPUT ΓΙΑ NF={10, 15, 25} ΓΙΑ ΣΤΡΑΤΗΓΙΚΉ ΣΥΝΑΡΜΟΛΌΓΗΣΗΣ SMQ...43 ΕΙΚΌΝΑ 28: (Α) ΜΈΣΟ ΑΘΡΟΙΖΌΜΕΝΟ THROUGHPUT ΚΑΙ (Β) ΤΥΠΙΚΉ ΑΠΌΚΛΙΣΗ ΩΣ ΠΡΟΣ ΤΟΝ ΑΡΙΘΜΌ ΤΩΝ TCP ΠΗΓΏΝ...43

4 ΕΙΚΌΝΑ 29: ΑΘΡΟΙΖΌΜΕΝΟ THROUGHPUT ΓΙΑ ΣΤΡΑΤΗΓΙΚΈΣ ΣΥΝΑΡΜΟΛΌΓΗΣΗΣ MF ΚΑΙ SMQ...44 ΕΙΚΌΝΑ 30: ΑΘΡΟΙΖΌΜΕΝΟ THROUGHPUT ΓΙΑ ΣΤΡΑΤΗΓΙΚΈΣ DMQ-2 ΚΑΙ DMQ ΕΙΚΌΝΑ 31: (Α) ΧΡΟΝΙΣΜΌΣ ΚΑΙ ΚΕΝΉ ΧΩΡΗΤΙΚΌΤΗΤΑ ΚΑΤΆ ΤΗ ΔΙΑΔΙΚΑΣΊΑ ΕΓΚΑΤΆΣΤΑΣΗΣ ΜΟΝΟΠΑΤΙΟΎ, ΚΑΙ (Β) ΠΑΡΆΔΕΙΓΜΑ ΛΕΙΤΟΥΡΓΊΑΣ ΤΗΣ ΠΡΟΤΕΙΝΌΜΕΝΗΣ ΑΡΧΙΤΕΚΤΟΝΙΚΉΣ...49 ΕΙΚΌΝΑ 32: ΑΡΧΙΤΕΚΤΟΝΙΚΉ ΥΒΡΙΔΙΚΟΎ HOBS ΚΌΜΒΟΥ...51 ΕΙΚΌΝΑ 33: ΜΟΡΦΉ ΤΟΥ HOBS SETUP ΜΗΝΎΜΑΤΟΣ...52 ΕΙΚΌΝΑ 34: ΣΎΓΚΡΙΣΗ ΑΠΌΔΟΣΗΣ ΤΩΝ ΤΡΙΏΝ ΠΟΛΙΤΙΚΏΝ ΣΥΝΑΡΜΟΛΌΓΗΣΗΣ, ΩΣ ΠΡΟΣ: (A) ΡΥΘΜΌ ΑΠΏΛΕΙΑΣ, (B) ΧΡΌΝΟ ΑΝΑΜΟΝΉΣ ΣΤΗΝ ΟΥΡΆ, (C) THROUGHPUT ΚΑΙ (D) ΡΥΘΜΌΣ ΑΠΟΣΤΟΛΉΣ ΡΙΠΏΝ...54 ΕΙΚΌΝΑ 35: ΚΑΤΑΝΟΜΉ ΑΡΙΘΜΟΎ ΡΙΠΏΝ ΑΝΆ SETUP, ΓΙΑ ΤΙΣ ΠΟΛΙΤΙΚΛΕΣ #1 ΚΑΙ # ΕΙΚΌΝΑ 36: ΕΞΆΡΤΗΣΗ ΑΠΌΔΟΣΗΣ ΑΠΌ ΤΟΝ ΡΥΘΜΌ ΆΦΙΞΗΣ ΑΙΤΉΣΕΩΝ (ΛOCS)...55 ΕΙΚΌΝΑ 37: ΕΞΆΡΤΗΣΗ ΑΠΌΔΟΣΗΣ ΑΠΌ ΤΟΝ ΑΡΙΘΜΌ ΤΩΝ ΜΗΚΏΝ ΚΎΜΑΤΟΣ (WL)....56

5 Επιτελική Σύνοψη Κατά τη διάρκεια της τελευταίας δεκαετίας ο τομέας των τηλεπικοινωνιακών δικτύων έχει υποστεί μια τρομακτική εξέλιξη. Η γρήγορη ανάπτυξη του internet και οι ολοένα αυξανόμενες απαιτήσεις για μετάδοση πολυμεσικής πληροφορίας (εικόνα και ήχος) φτάνουν τα δίκτυα στα όριά τους. Εμφανίζεται συνεχώς η επιτακτική ανάγκη για σχεδιασμό δικτύων υψηλής χωρητικότητας, τα οποία θα είναι σε θέση να εξυπηρετούν τις αυξημένες ανάγκες σε εύρος ζώνης. Η απάντηση στις αυξανόμενες απαιτήσεις βρίσκεται στη χρήση οπτικών τηλεπικοινωνιακών δικτύων. Τα σύγχρονα τηλεπικοινωνιακά δίκτυα οπτικών ινών χρησιμοποιούν την τεχνολογία WDM (Wavelength Division Multiplexing) η οποία έχει κάνει εφικτή την αξιοποίηση ως ένα βαθμό του τεράστιου εύρους ζώνης της οπτικής ίνας. Στα πλαίσια της παρούσας διπλωματικής εργασίας θα παρουσιαστούν οι τρεις βασικές οπτικές αρχιτεκτονικές μεταγωγής (οπτική μεταγωγή κυκλώματος OCS, οπτική μεταγωγή πακέτου OPS, οπτική μεταγωγή ριπής OBS ) οι οποίες μετατρέπουν τη διαθέσιμη χωρητικότητα σε ωφέλιμο throughput. Ιδιαίτερη έμφαση θα δοθεί στην αρχιτεκτονική OBS, η οποία έχει τραβήξει το ερευνητικό ενδιαφέρον τα τελευταία χρόνια, σαν μια ενδιαφέρουσα εναλλακτική της (ώριμης πλέον) αρχιτεκτονικής OCS. Συγκεκριμένα, θα διερευνηθεί η μετάδοση του TCP πρωτοκόλλου πάνω από OBS δίκτυα μέσα από λεπτομερείς προσομοιώσεις, και θα προταθούν κατάλληλες βελτιώσεις της αρχιτεκτονικής OBS. Ακόμα, θα περιγραφεί μια πρωτότυπη υβριδική αρχιτεκτονική οπτικής μεταγωγής ριπής. Στο πρώτο κεφάλαιο γίνεται μια ανασκόπηση στις υπάρχουσες οπτικές αρχιτεκτονικές μεταγωγής, OCS, OPS και OBS. Δίνεται έμφαση στην αρχιτεκτονική OBS, και παρουσιάζονται τα πρωτόκολλα συναρμολόγησης ριπής, σηματοδοσίας, χρονοδρομολόγησης, και επίλυσης συγκρούσεων. Τονίζονται τα δυνατά σημεία της αρχιτεκτονικής OBS, καθώς και ποια προβλήματα που αντιμετωπίζει και εμποδίζουν την εξάπλωσή της. Στο δεύτερο κεφάλαιο δίνεται μια θεωρητική ανάλυση της μετάδοσης TCP κίνησης πάνω από OBS δίκτυα. Παρουσιάζονται οι παράμετροι ενός OBS δικτύου που επηρεάζουν την απόδοση μιας TCP πηγής, καθώς και τη μέση απόδοση της TCP κίνησης. Επίσης αναλύεται η συμβατότητα της κάθε TCP υλοποίησης με την αρχιτεκτονική OBS. Στο τρίτο κεφάλαιο δίνεται ένας λεπτομερής χαρακτηρισμός της TCP κίνησης πάνω από ένα OBS δίκτυο, μέσω προσομοιώσεων. Προκύπτουν συμπεράσματα για την επίδραση του assembly timer στο TCP throughput, και προτείνεται ένα νέο πρωτόκολλο συναρμολόγησης ριπής, το οποίο μεταβάλλει τον assembly timer βάσει του TCP window. Στο τέταρτο κεφάλαιο, μελετάμε το φαινόμενο του συγχρονισμού των TCP πηγών σε OBS δίκτυα, το οποίο εμφανίζεται όταν χάνονται ριπές οι οποίες περιέχουν segments από πολλά TCP flows. Αυτό το φαινόμενο οδηγεί σε παράθυρα των TCP πηγών που αυξομειώνονται ταυτόχρονα, έχοντας σαν αποτέλεσμα εκρηκτικής φύσεως κίνηση. Ακόμα, προτάθηκε μια νέα μετρική για την ποσοτικοποίηση του φαινομένου, και ένα νέο πρωτόκολλο συναρμολόγησης ριπών που αποτελεσματικά αποτρέπει το συγχρονισμό. Τέλος, στο πέμπτο κεφάλαιο παρουσιάζεται μια νέα υβριδική αρχιτεκτονική οπτικής μεταγωγής ριπής (HOBS) η οποία εκμεταλλεύεται τα κενά χρονικά διαστήματα κατά την εγκατάσταση οπτικών κυκλωμάτων. Κατά τη διάρκεια αυτών των διαστημάτων μεταδίδονται ριπές δεδομένων χαμηλότερης προτεραιότητας. Τέλος γίνεται λεπτομερής μελέτη απόδοσης της αρχιτεκτονικής, μέσω προσομοιώσεων.

6 Abstract Internet traffic has faced an exploding growth in recent years. The ever-growing demand for multimedia web services, as well as the advent of P2P technology, are driving core networks to their limits. This calls for the design of high capacity core networks, being able to serve the user s high bandwidth requests. Optical networks have become a key part of the solution, mainly due to the vast capacity of optical fibers. Specifically, te advent of WDM technology has resulted in transmission capacities that have increased manifold in recent years. It is the router/switch throughput, however, that really transforms the raw bit rates into effective bandwidth. In this diploma thesis, we study the three basic optical architectures, that is Optical Circuit Switching (OCS), Optical Packet Switching (OPS) and Optical Burst Switching (OPS). Emphasis is given on OBS architecture, which has drawn research interest in recent year, as a possible replacement for the well-established OCS architecture. Specifically, we will study the transmission of TCP traffic over OBS networks through simulation, and propose modifications for the OBS architecture. Finally, a novel hybrid switch architecture will be proposed, combining the merits of OBS and OCS. The first chapter presents and compares the three basic optical switch architectures (that is OCS, OPS and OBS). An emphasis is given on OBS architecture, and the protocols of burst assembly, signaling and scheduling are presented. The high points of the OBS architecture are stressed, as well as its weaknesses, which hinder its wide scale deployment. In the second chapter a theoretical analysis on the transmission of TCP traffic over OBS networks is performed. We present the parameters of an OBS network that can affect the performance of a single TCP flow, as well as the average TCP traffic performance. We also discuss the impact of TCP implementations on performance over OBS networks. In the third chapter we present a detailed TCP traffic characterization over OBS networks through a series of simulations. We draw significant conclusions regarding the effect of burstification delay on TCP traffic, and we propose a novel burst assembly scheme, which varies burstification delay according to the flows TCP window. In the fourth chapter, synchronization of TCP flows in OBS networks is studied, which appears when bursts carrying multiple segments from different flows are dropped. This phenomenon results to flows windows increasing/decreasing simultaneously and leads in a saw-tooth traffic profile. Synchronization is studied under different assembly scenarios through synchronization, while a new index metric is introduced to quantitative assess it. Moreover a new burst assembly scheme is proposed that effectively avoids synchronization. Finaly, in the fifth chapter we present a new hybrid optical burst switch architecture (HOBS) that takes advantage of the pre-transmission idle time during lightpath establishment to transmit bursts of data belonging to a lower class of service. A detailed simulation study is performed, to conclude to what extent the proposed architecture is able to exploit the optical circuits idle capacity.

7 Δημοσιεύσεις [1] K Ramantas, K Vlachos, ÓG de Dios, C Raffaelli, TCP traffic analysis for timerbased burstifiers in OBS networks, ONDM 2007, LNCS 4534, pp , 2007 [2] K Ramantas, K Vlachos, Ó González de Dios, C. Raffaelli, Window-based burst assembly scheme for TCP traffic over OBS, Journal of Optical Networking, 2008 OSA [3] K Vlachos, K Ramantas, A non-competing hybrid optical burst switch architecture for QoS differentiation, Optical Switching and Networking, 2007 Elsevier.

8 1 Οπτικές αρχιτεκτονικές μεταγωγής η Αρχιτεκτονική OBS Η τεχνολογία WDM έχει οδηγήσει στην αύξηση της χωρητικότητας των τηλεπικοινωνιακών γραμμών κατά πολλές τάξεις μεγέθους, κάνοντας εφικτή την αξιοποίηση ως ένα βαθμό του τεράστιου εύρους ζώνης των οπτικών ινών (υπολογίζεται ότι ξεπερνά τα 10 Tb/s). Όμως, οι κόμβοι μεταγωγής είναι αυτοί που μετατρέπουν την «ωμή» χωρητικότητα των τηλεπικοινωνιακών γραμμών σε ωφέλιμο εύρος ζώνης για τους χρήστες του δικτύου. Η τρέχουσα (ηλεκτρονική) τεχνολογία μεταγωγής είναι σε θέση να διαχειριστεί αθροιζόμενη κίνηση της τάξης των 10 Gb/s, δηλαδή κατά μια τάξη μεγέθους μικρότερη από τη δυνατότητα μετάδοσης των οπτικών κυκλωμάτων, που φτάνει τα 100 Gb/s. Για το λόγο αυτό τα σύγχρονα οπτικά δίκτυα κορμού δε χρησιμοποιούν ηλεκτρονική μεταγωγή, αλλά κυρίως οπτική μεταγωγή κυκλώματος (Optical Circuit Switching, OCS). Η τεχνολογία OCS πραγματοποιεί τη μετάδοση των δεδομένων στο οπτικό πεδίο, και μόνο η εγκατάσταση των οπτικών κυκλωμάτων γίνεται από τις ηλεκτρονικές μονάδες ελέγχου των κόμβων μεταγωγής. Στην τεχνολογία OCS το κάθε οπτικό κύκλωμα διατηρείται εγκατεστημένο για μεγάλες χρονικές περιόδους, από ώρες μέχρι και μήνες. Όμως, η Internet κίνηση ως γνωστόν δεν έχει στατικό προφίλ, αλλά παρουσιάζει εκκρήξεις. Η μετάδοση εκκρηκτικής κίνησης πάνω από στατικά οπτικά κυκλώματα οδηγεί σε χαμηλή χρησιμοποίηση των οπτικών κυκλωμάτων. Για κατ απαίτηση παροχή χωρητικότητας έχουν προταθεί η αρχιτεκτονική οπτικής μεταγωγής πακέτου (Optical Packet Switching, OPS) και οπτικής μεταγωγής ριπής (Optical Burst Switching, OBS). Η αρχιτεκτονική OPS δεν έχει ξεφύγει από το εργαστηριακό περιβάλλον, καθώς δεν έχουν αντιμετωπιστεί ακόμα κάποια σοβαρά της μειονεκτήματα. Αντιθέτως η τεχνολογία OBS θεωρείται πολύ πιο ρεαλιστική στην υλοποίηση, και αναμένεται να αποτελέσει το ενδιάμεσο βήμα μέχρι την μετάβαση σε πλήρως οπτικές αρχιτεκτονικές. Στη συνέχεια θα κάνουμε μια σύντομη ανασκόπιση των τριών βασικών αρχιτεκτονικών μεταγωγής (OCS, OPS, OBS) και θα εστιάσουμε στην τεχνολογία OBS που θα μας απασχολήσει στη συνέχεια αυτής της διπλωματικής εργασίας. 1.1 Οπτική Μεταγωγή Κυκλώματος Ένα δίκτυο που βασίζεται στην αρχιτεκτονική της οπτικής μεταγωγής κυκλώματος παρέχει στους πελάτες του λογικές συνδέσεις (κανάλια) που υλοποιούνται με τη χρήση των lightpaths. Τα lightpaths είναι οπτικά κανάλια που καταλαμβάνουν ένα ολόκληρο μήκος κύματος, και μετάγονται στο οπτικό πεδίο μέσω των οπτικών συσκευών μεταγωγής, των OXCs. Από τη στιγμή που θα εγκατασταθεί ένα lightpath, η μετάδοση δεδομένων σε αυτό γίνεται εγγυημένα (χωρίς ανταγωνισμό) και ανεξάρτητα από την κωδικοποίηση και το ρυθμό διαμεταγωγής του οπτικού σήματος. Επίσης, δεν παρεμβάλλεται καμία ηλεκτρονική διάταξη που θα μπορούσε να υποβαθμίσει τη χωρητικότητα των οπτικών ινών. Ένα OXC λαμβάνει ένα οπτικό σήμα σε κάποια θύρα εισόδου και το μετάγει σε κάποια θύρα εξόδου, ανεξάρτητα από τα υπόλοιπα μήκη κύματος. Ένα OXC με Ν θύρες εισόδου και Ν εξόδου, ικανό να διαχειριστεί W μήκη κύματος ανά θύρα, μπορεί να θεωρηθεί ισοδύναμο με W ξεχωριστούς Ν Ν οπτικούς διακόπτες. Κάθε τέτοιος διακόπτης οδηγείται από έναν αποπλέκτη, που διαχωρίζει το οπτικό σήμα εισόδου στα μήκη κύματος που το αποτελούν, ενώ οι έξοδοί τους οδηγούνται σε πολυπλέκτες που οδηγούν τις θύρες εξόδου. Κατά συνέπεια, ένα OXC

9 είναι σε θέση να μεταγάγει τα μήκη κύματος από μια είσοδο σε μια έξοδο, ανεξάρτητα από όλα τα υπόλοιπα. Εικόνα 1: Σχηματικό ενός OXC Κάθε OXC είναι εφοδιασμένο με μια μονάδα ελέγχου, η οποία λειτουργεί στο ηλεκτρονικό πεδίο. Η μονάδα ελέγχου ενός OXC είναι υπεύθυνη για τη δημιουργία και τον τερματισμό οπτικών μονοπατιών. Ανάλογα με τα lightpaths που πρέπει να δημιουργηθούν διαμορφώνει κατάλληλα τον οπτικό πυρήνα μεταγωγής (που όπως είπαμε αποτελείται από ένα σύνολο οπτικών διακοπτών). Η μονάδα ελέγχου ενός OXC επικοινωνεί με τις μονάδες ελέγχου των γειτονικών OXCs, μέσω δεσμευμένων για αυτό το σκοπό μηκών κύματος. Έτσι, η control πληροφορία ταξιδεύει σε διαφορετικά κανάλια από τα δεδομένα, και πάντοτε τερματίζει στο επόμενο hop. Το control κανάλι χρησιμοποιεί κάποιο τυποποιημένο πρωτόκολλο σηματοδοσίας (π.χ. RSVP) μέσω του οποίου γίνεται η δέσμευση και η κατάργηση των lightpaths. Κατά κανόνα τα lightpaths είναι σχετικά αμετάβλητα, και ο ρυθμός διαμεταγωγής δεδομένων που παρέχουν ανά κανάλι πολύ μεγάλος (τυπικά 2.5 Gbps - 10 Gbps) όσο δηλαδή καταλαμβάνει ένα ολόκληρο μήκος κύματος. Αυτό το χαρακτηριστικό τα κάνει ακατάλληλα για ιδιαίτερα ευμετάβλητη και "εκρηκτικής" φύσεως κίνηση, όπως η κίνηση που παρατηρείται στο διαδίκτυο. Είναι προφανές ότι αν προσπαθήσουμε να στείλουμε τέτοιας μορφής κίνηση πάνω από στατικά lightpaths, θα έχουμε μικρή χρησιμοποίηση του διαθέσιμου εύρους ζώνης. Ακόμα, αν αποπειραθούμε να εγκαταστήσουμε lightpaths με πολύ δυναμικό τρόπο, εισάγεται σημαντικό overhead λόγω της διαδικασίας εγκατάστασης / κατάργησης εικονικών κυκλωμάτων. Για το λόγο αυτό έχουν προταθεί άλλες αρχιτεκτονικές, που θεωρούνται πιο αποδοτικές στη διαχείριση εκρηκτικής κίνησης. 1.2 Οπτική Μεταγωγή Πακέτου Στη συγκεκριμένη αρχιτεκτονική, τα πακέτα δεδομένων μεταδίδονται στο οπτικό πεδίο απ ευθείας στο WDM δίκτυο κορμού, χωρίς να προηγηθεί κάποια διαδικασία εγκατάστασης οπτικού κυκλώματος. Συγκριτικό πλεονέκτημα αυτής της αρχιτεκτονικής σε σχέση με την OCS είναι η αυξημένη στατιστική πολυπλεξία, παρόμοια με τα ηλεκτρονικά δίκτυα μεταγωγής πακέτου. Ένα παράδειγμα οπτικού διακόπτη μεταγωγής πακέτων απεικονίζεται στην Εικόνα 2. Το βασικό χαρακτηριστικό του είναι ότι ο πυρήνας μεταγωγής του αναδιαμορφώνεται σε επίπεδο πακέτου. Αυτό, για ταχύτητες διαμεταγωγής 40 Gbps και μεγαλύτερες προϋποθέτει χρόνους διαμόρφωσης της τάξης των nanoseconds, μια απαίτηση που δεν ικανοποιείται από την τρέχουσα τεχνολογία. Ένας οπτικός διακόπτης κατάλληλος για OPS δίκτυα,

10 αποτελείται από τέσσερα μέρη: Τις διεπαφές εισόδου και εξόδου, τον πυρήνα μεταγωγής και τη μονάδα ελέγχου. Η διεπαφή εισόδου είναι υπεύθυνη για θέματα συγχρονισμού καθώς και για την εξαγωγή της επικεφαλίδας του πακέτου, ο οπτικός πυρήνας μεταγωγής μετάγει τα πακέτα στη σωστή θύρα εξόδου στο οπτικό πεδίο, ενώ η διεπαφή εξόδου μεταδίδει το τμήμα των δεδομένων του πακέτου (που βρίσκεται στο οπτικό πεδίο) προσθέτοντας τη νέα επικεφαλίδα. Εικόνα 2: Αρχιτεκτονική OPS κόμβου Όταν ένα πακέτο φτάσει σε έναν οπτικό διακόπτη, συμβαίνουν τα εξής: (α) υφίσταται επεξεργασία από τη διεπαφή εισόδου, η οποία διαχωρίζει την επικεφαλίδα από τα δεδομένα που μεταφέρει το πακέτο. (β) η επικεφαλίδα μετατρέπεται στο ηλεκτρονικό πεδίο, και οδηγείται στη μονάδα ελέγχου. Η επικεφαλίδα, ανάλογα με την τεχνική κωδικοποίησης που χρησιμοποιείται μπορεί να μεταδίδεται στο ίδιο μήκος κύματος με τα δεδομένα του πακέτου (bit-serial approach), πιθανώς σε χαμηλότερο ρυθμό από τα δεδομένα (mixed rate technique) ή παράλληλα με τα δεδομένα, σε διαφορετικό μήκος κύματος (subcarrier multiplexing approach). (γ) η μονάδα ελέγχου ανάλογα με τον προορισμό του πακέτου που περιέχεται στην επικεφαλίδα, διαμορφώνει τον οπτικό πυρήνα μεταγωγής. Το τμήμα των δεδομένων του πακέτου μετάγεται στην κατάλληλη θύρα εξόδου, χωρίς να χρειαστεί να μετατραπεί στο ηλεκτρονικό πεδίο. Τέλος, (δ) η διεπαφή εξόδου αναλαμβάνει να προσθέσει τη νέα επικεφαλίδα. Εδώ θα πρέπει να προσέξουμε ότι μεσολαβεί ένα μικρό χρονικό διάστημα μέχρι να μετατραπεί η επικεφαλίδα στο ηλεκτρονικό πεδίο, να διαβαστεί από τη μονάδα ελέγχου και να διαμορφωθεί ο πυρήνας μεταγωγής. Για αυτό το χρονικό διάστημα είναι απαραίτητη είτε η καθυστέρηση του πακέτου στο οπτικό πεδίο μέσω Fiber Delay Lines (FDLs), ή ακόμα πιο απλά η εισαγωγή ενός κενού ανάμεσα στην επικεφαλίδα και τα δεδομένα του πακέτου. 1.3 Οπτική Μεταγωγή Ριπής (OBS) Τα δίκτυα Οπτικής Μεταγωγής Ριπής (OBS δίκτυα, από το Optical Burst Switching) έχουν τραβήξει την προσοχή και το ερευνητικό ενδιαφέρον τα τελευταία χρόνια. Το OBS ήρθε για να προστεθεί στις δύο βασικές αρχιτεκτονικές μεταγωγής οπτικών WDM δικτύων, δηλαδή την οπτική μεταγωγή κυκλώματος (ή Wavelength Routing) και την οπτική μεταγωγή πακέτου (ή Optical Packet Switching). Η βασική ιδέα του OBS είναι η συνάθροιση των πακέτων σε ριπές, οι οποίες ταξιδεύουν και μεταγονται σε ένα OBS δίκτυο με πλήρως οπτικό τρόπο. Το πλεονέκτημα αυτής της

11 λογικής είναι ότι πετυχαίνει πιο αποδοτική δέσμευση πόρων, η οποία γίνεται για τη χρονική διάκεια της μετάδοσης μιας ριπής (τυπικά μερικές δεκάδες ms) σε αντίθεση με την πολύ μεγαλύτερη διάρκεια ενός οπτικού κυκλώματος στην αρχιτεκτονική wavelength routing. Ακόμα, λόγω του μεγάλου μεγέθους των ριπών δεν είναι απαραίτητοι ιδιαίτερα γρήγοροι μεταγωγείς όπως στην οπτική μεταγωγή πακέτου. Βλέπουμε λοιπόν ότι η οπτική μεταγωγή ριπής βρίσκεται κάπου ανάμεσα στην οπτική μεταγωγή κυκλώματος και την οπτική μεταγωγή πακέτου, αντιμετωπίζοντας μερικά από τα μειονεκτήματά τους. Σε ένα OBS δίκτυο τα πακέτα συναρμολογούνται σε ριπές στην είσοδο του οπτικού δικτύου κορμού, και αποσυναρμολογούνται στην έξοδο από αυτό. Πριν τη μετάδοση μιας ριπής προηγείται η μετάδοση ενός setup μηνύματος (αλλιώς BHP μήνυμα, Burst Header Packet). Σκοπός του είναι να ενημερώσει όλους τους ενδιάμεσους κόμβους για την επερχόμενη ριπή ώστε να δεσμεύσουν πόρους και να διαμορφώσουν τον πυρήνα μεταγωγής τους, προκειμένου να γίνει η μεταγωγή της ριπής στην κατάλληλη θύρα εξόδου. 1.4 Αρχιτεκτονική OBS Δικτύου και κόμβων Μία πολύ σημαντική παράμετρος στην κατανόηση της τεχνολογίας της Οπτικής Μεταγωγής Πακέτων είναι η αρχιτεκτονική στην οποία βασίζεται το δίκτυο όπως και η αρχιτεκτονική των κόμβων του δικτύου. Σε αυτό το κεφάλαιο γίνεται αναφορά και στα δύο αυτά θέματα: παρουσιάζεται μία γενική αρχιτεκτονική δικτύου OBS, αναλύονται τα είδη κόμβων που υπάρχουν σε ένα τέτοιου είδους δίκτυο, η αρχιτεκτονική τους και οι λειτουργίες για τις οποίες είναι υπεύθυνοι σε γενικές γραμμές, τέλος παρουσιάζονται συνοπτικά κάποιες εναλλακτικές αρχιτεκτονικές OBS δικτύου. Μία πρώτη και πολύ γενική σκιαγράφηση ενός OBS δικτύου είναι ο χαρακτηρισμός του σαν ένα ζευγάρι δικτύων που αλληλεπικαλύπτεται και λειτουργεί σαν ολότητα. Το ζευγάρι αυτό αποτελείται από ένα αμιγώς-οπτικό δίκτυο και ένα υβριδικό δίκτυο ελέγχου που χρησιμοποιεί Οπτική Μεταγωγή Πακέτου. Το πρώτο δίκτυο είναι υπεύθυνο για τη μεταφορά των ριπών δεδομένων ενώ στο δεύτερο γίνεται η μεταφορά και η επεξεργασία των Επικεφαλίδων Πακέτων της Ριπής (BHPs) οι οποίες και καθορίζουν βάσει των πληροφοριών που φέρουν για το πώς πρέπει να γίνει η δρομολόγηση των ριπών στο αμιγώς οπτικό δίκτυο. Ένα οπτικό δίκτυο Μεταγωγή Ριπής αποτελείται από κόμβους οπτικής μεταγωγής οι οποίοι συνδέονται μεταξύ τους από οπτικές ίνες οι οποίες υποστηρίζουν την τεχνολογία WDM( Wavelength Division Multiplexing). Οι κόμβοι αυτοί μπορεί να είναι δύο ειδών είτε περιφερειακοί (κόμβοι) δρομολογητές (εισόδου ή εξόδου) είτε κεντρικοί (κόμβοι) δρομολογητές. Κάθε είδος από τους κόμβους υπηρετεί διαφορετικές λειτουργίες: οι περιφερειακοί κόμβοι εισόδου δέχονται την εισερχόμενη ροή δεδομένων την οποία και συναρμολογούν σε ριπές οι οποίες δρομολογούνται σύμφωνα με διάφορα κριτήρια στα κατάλληλα μήκη κύματος καναλιών εξόδου, αντίστοιχα οι περιφερειακοί κόμβοι εξόδου δέχονται τις ριπές και τις αποσυνθέτουν σε πακέτα προωθώντας τα στους παραλήπτες του επόμενου επιπέδου. Οι κεντρικοί κόμβοι είναι υπεύθυνοι για την μεταγωγή από κανάλια εισόδου σε κανάλια εξόδου των ριπών σε αμιγώς-οπτικό επίπεδο και για την επίλυση συγκρούσεων των ριπών. Στην ουσία κάθε κόμβος ενός OBS δικτύου υποστηρίζει λειτουργίες και ενός περιφερειακού και ενός κεντρικού δρομολογητή υποστηρίζοντας όχι μόνο καινούργια εισερχόμενη κίνηση αλλά αμιγώς-οπτική διερχόμενη κίνηση δεδομένων. Ένα μοντέλο της αρχιτεκτονικής ενός OBS δικτύου φαίνεται στην Εικόνα 3.

12 Εξετάζοντας πιο αναλυτικά τις λειτουργίες κάθε είδους κόμβου ξεδιπλώνεται η όλη φιλοσοφία της OBS τεχνολογίας καθώς και τα σημαντικότερα θέματα που θα αναλυθούν στην εργασία αυτή: Φτάνοντας τα δεδομένα με μορφή πακέτων παραλαμβάνονται από τους περιφερειακούς κόμβους εισόδου όπου και συναρμολογούνται σε ριπές. Οι κόμβοι αυτοί είναι επίσης υπεύθυνοι για την δρομολόγηση των ριπών, την ανάθεση μήκους κύματος σε αυτές καθώς και για την χρονοδρομολόγηση τους στους κόμβους εξόδου. Οι ριπές αυτές δρομολογούνται αμιγώς-οπτικά διαμέσου των κεντρικών δρομολογητών χωρίς ενδιάμεση αποθήκευση των δεδομένων.οι κεντρικοί δρομολογητές είναι υπεύθυνοι εκτός των άλλων και για την σηματοδότηση, την χρονοδρομολόγηση των ριπών στους εσωτερικούς συνδέσμους και την επίλυση των συγκρούσεων μεταξύ τους. Τέλος οι ριπές παραλαμβάνονται από τους περιφερειακούς κόμβους εξόδου οι οποίοι αναλαμβάνουν την αντίστροφη διαδικασία της συναρμολόγησης, και προωθούν τα πακέτα πια στους παραλήπτες τους στα επόμενα επίπεδα. Εικόνα 3: Αρχιτεκτονική δικτύου οπτικής μεταγωγής ριπής Εξετάζοντας πιο αναλυτικά τις λειτουργίες κάθε είδους κόμβου ξεδιπλώνεται η όλη φιλοσοφία της OBS τεχνολογίας καθώς και τα σημαντικότερα θέματα που θα αναλυθούν στην εργασία αυτή: Φτάνοντας τα δεδομένα με μορφή πακέτων παραλαμβάνονται από τους περιφερειακούς δρομολογητές εισόδου όπου και συναρμολογούνται σε ριπές. Οι κόμβοι αυτοί είναι επίσης υπεύθυνοι για την δρομολόγηση των ριπών, την ανάθεση μήκους κύματος σε αυτές καθώς και για την χρονοδρομολόγηση τους στους κόμβους εξόδου. Οι ριπές αυτές δρομολογούνται αμιγώς-οπτικά διαμέσου των κεντρικών δρομολογητών χωρίς ενδιάμεση αποθήκευση των δεδομένων.οι κεντρικοί δρομολογητές είναι υπεύθυνοι εκτός των άλλων και για την σηματοδότηση, την χρονοδρομολόγηση των ριπών στους εσωτερικούς συνδέσμους και την επίλυση των συγκρούσεων μεταξύ τους. Τέλος οι ριπές παραλαμβάνονται από τους περιφερειακούς δρομολογητές εξόδου οι οποίοι αναλαμβάνουν την αντίστροφη διαδικασία της συναρμολόγησης, και προωθούν τα πακέτα στους παραλήπτες τους στα επόμενα επίπεδα.

13 Πιο συγκεκριμένα, ο κεντρικός δρομολογητής αποτελείται από δύο μέρη: από ένα OXC (Optical Cross Connect) και μία μονάδα ελέγχου μεταγωγής (SCU-Switch Control Unit). Στη Μονάδα Ελέγχου γίνεται η επεξεργασία της πληροφορίας που φέρει κάθε Πακέτο Επικεφαλίδας Ριπής(θα αναφέρεται BHP, όπως στην αγγλική ορολογία). Βάσει αυτής της πληροφορίας (και κυρίως του προορισμού και του χρόνου άφιξης της ριπής) ο scheduler αποφασίζει το κατάλληλο κανάλι εξόδου. Αν το συγκεκριμένο κανάλι εξόδου δεν είναι απασχολημένο αλλά διαθέσιμο τότε δεσμεύεται και το OXC ρυθμίζεται κατάλληλα από την Μονάδα Ελέγχου για τη μεταγωγή της ριπής. Εάν δε βρεθεί κάποιο διαθέσιμο κανάλι, τότε κατά πάσα πιθανότητα η ριπή θα χαθεί (το το ακριβώς θα συμβεί οριίζεται από την πολιτική επίλυσης συγκρούσεων). Από όλα τα παραπάνω είναι φανερό πως η Μονάδα Ελέγχου Μεταγωγής φέρει την ευθύνη για την επεξεργασία των πληροφοριών που φέρει το BHP, την χρονοδρομολόγηση(επιλογή κατάλληλου μήκους κύματος για τη ριπή), την ανίχνευση τυχών συγκρούσεων και την επίλυση αυτών εάν προκύψουν εν τέλει, τον έλεγχο και την ενημέρωση των πινάκων για κάθε ριπή και την αλλαγή πληροφοριών στο BHP εάν χρειαστεί καθώς και τον έλεγχο της μετατροπής μήκους κύματος της ριπής. Συνήθως το BHP καταφτάνει στον κόμβο πριν από την ριπή που αντιπροσωπεύει, αν όμως συμβεί το αντίθετο και μία ριπή χωρίς να έχει πρώτα φτάσει το BHP της εισέλθει τότε αυτή κόβεται (πέφτει). Εικόνα 4. Η αρχιτεκτονική ενός κεντρικού δρομολογητή (core router) Τέλος, ένας περιφερειακός δρομολογητής αποτελείται από τρεις λειτουργικές μονάδες: τον Χρονοδρομολογητή(Scheduler), την Μονάδα Δρομολόγησης(Routing Module) και τον Συναρμολογητή Ριπής(Burst Assembler). Στη μονάδα δρομολόγησης γίνεται η επιλογή του καναλιού για κάθε πακέτο καθώς και η προώθηση του στον κατάλληλο Συναρμολογητή Ριπής. Στον Συναρμολογητή τα πακέτα τοποθετούνται σε ξεχωριστή κάθε φορά ουρά ανάλογα με κάποια χαρακτηριστικά (π.χ. κόμβος προορισμού, κλάση υπηρεσίας κλπ). Στη συνέχεια δημιουργούνται οι ριπές από τα πακέτα, οι οποίες ριπές έχουν σαν προορισμό στο δίκτυο έναν συγκεκριμένο περιφερειακό κόμβο εξόδου. Ο τρόπος δημιουργίας των ριπών εξαρτάται από την πολιτική συναρμολόγησης που θα χρησιμοποιηθεί: βασισμένη σε χρόνο ή κατωφλίου. Η ριπή έχει δημιουργηθεί και ο χρονοδρομολογητής αναλαμβάνει την μετάδοση της στο δίκτυο μέσω του σωστού καναλιού. Η ριπή δεδομένων τελικά θα φτάσει στον περιφερειακό κόμβο εξόδου όπου η ακριβώς αντίστροφη διαδικασία θα εκτελεστεί και οι ριπές θα διασπαστούν στα αρχικά πακέτα και θα προωθηθούν στους παραλήπτες τους.

14 Εικόνα 5:Αρχιτεκτονική περιφερειακού δρομολογητή 1.5 Πολιτικές Συναρμολόγησης Ριπής Η Συναρμολόγηση Ριπής είναι ένα από τα πιο βασικά υποπροβλήματα της τεχνολογίας Οπτικής Μεταγωγής Ριπής και αφορά τον τρόπο που τα πακέτα δεδομένων συναρμολογούνται και σχηματίζουν τις ριπές. Η συναρμολόγηση ριπής λαμβάνει χώρα στους περιφερειακούς δρομολογητές εισόδου όπου και φτάνουν τα πακέτα από τα πιο υψηλά επίπεδα του δικτύου. Εκεί τα πακέτα αποθηκεύονται σε ουρές ανάλογα με τον κόμβο προορισμού τους και την κλάση προτεραιότητάς τους (Εικόνα 6). Εικόνα 6: Συναρμολόγηση ριπών Οι πολιτικές συναρμολόγησης ριπής καθορίζουν τον τρόπο με τον οποίο αποφασίζεται πότε θα ξεκινήσει και πότε θα ολοκληρωθεί η διαδικασία συναρμολόγησης ριπής καθώς και πότε θα αρχίσει η μετάδοση της ριπής προς τον προορισμό της. Δύο βασικές πολιτικές συναρμολόγησης ριπής είναι οι βασισμένες στο χρόνο (timer-based) και οι βασισμένες σε μια τιμή κατωφλίου (threshold-based) τεχνικές οι οποίες βασίζονται σε περιορισμό ανώτατου ορίου στο μέγεθος (σε bytes) της ριπής. Δύο αντιπροσωπευτικοί αλγόριθμοι, ένας από κάθε κατηγορία είναι: Ο Fixed-Assembly-Period (FAP) αλγόριθμος, ή αλλιώς T MAX. Είναι ο απλούστερος Timer-based αλγόριθμος. Εδώ τα πακέτα εισερχόμενα στους

15 περιφερειακούς κόμβους αποθηκεύονται σε ουρές ανάλογα με τον προορισμό τους και συναρμολογούνται σε ριπές ανά προκαθορισμένα ίσα χρονικά διαστήματα. Δηλαδή με την αρχή της δημιουργίας μίας ριπής αρχίζει να μετρά ο χρόνος, και μετά από χρόνο TMAX η συναρμολόγηση ολοκληρώνεται και η ριπή αποστέλλεται στο δίκτυο. Αμέσως αρχίζει η δημιουργία της επόμενης ριπής. Έτσι οδηγούμαστε σε ριπές που ισαπέχουν στο χρόνο (απέχουν μεταξύ τους χρόνο TMAX) αλλά δεν έχουν απαραίτητα το ίδιο μέγεθος, αν δεν υποθέσουμε ομοιόμορφο φορτίο κίνησης. Ο Single-Threshold αλγόριθμος: Είναι ο απλούστερος βασισμένος σε κατώφλι αλγόριθμος. Τα πακέτα και εδώ αποθηκεύονται σε ουρές ανάλογα με τον προορισμό τους, υπάρχει δε ένα σταθερό και κοινό για όλες τις ριπές ανώτατο όριο μεγέθους (το BMAX). Όταν μια ριπή φτάσει αυτό το όριο μεγέθους ολοκληρώνεται η συναρμολόγησή της και αποστέλλεται στον προορισμό της. Οδηγεί σε ριπές σταθερού μεγέθους BMAX, οι οποίες όμως είναι τυχαία κατανεμημένες στο χρόνο, ανάλογα με την κατανομή της κίνησης στο δίκτυο. Υπάρχουν δεκάδες ακόμα άλλοι αλγόριθμοι συναρμολόγησης ριπής. Κάποιοι χρησιμοποιούν ένα συνδυασμό από threshold-based και timer-based κριτήρια, ενώ άλλοι χρησιμοποιούν πολλαπλές κλάσεις προτεραιότητας για τη συναρμολόγηση των ριπών. Όμως, ακόμα θεωρείται ανοιχτό πρόβλημα ο προσδιορισμός της βέλτιστης τιμής των παραμέτρων BMAX και TMAX. Αν η τιμή των παραμέτρων είναι πολύ μικρή, τότε και στις δύο περιπτώσεις δημιουργούνται πολλά, μικρά bursts. Αυτό αυξάνει τον ανταγωνισμό, αλλά παράλληλα μειώνει τον αριθμό των πακέτων που χάνονται σε κάθε σύγκρουση. Επί πλέον, επιβαρύνεται η μονάδα ελέγχου των κόμβων που θα πρέπει να επεξεργαστεί ένα αυξημένο αριθμό από BHPs, ενώ οι συνεχείς αλλαγές κατάστασης των οπτικών διακοπτών (οι οποίες γίνονται σε επίπεδο ριπής και απαιτούν κάποιο χρόνο) προκαλούν πρόσθετη επιβάρυνση. Αντίθετα, όταν οι τιμές των παραμέτρων είναι υπερβολικά μεγάλες, τότε στο δίκτυο εισέρχονται λίγα, αλλά μεγάλα bursts. Έτσι μειώνεται ο ανταγωνισμός αλλά αυξάνεται ο αριθμός των πακέτων που χάνονται σε κάθε σύγκρουση. Είναι λοιπόν φανερό ότι υπάρχει ένα trade-off ανάμεσα στον ανταγωνισμό και στα πακέτα που χάνονται, που εξαρτάται άμεσα από την τιμή των παραμέτρου. Γι' αυτό το λόγο έχουν προταθεί προσαρμοστικοί αλγόριθμοι, που καθορίζουν την τιμή των παραμέτρων TMAX, BBAX δυναμικά, ενώ οι τιμές των δύο παραμέτρων είναι δυνατό να αλλάζουν από ριπή σε ριπή. 1.6 Σηματοδοσία στην τεχνολογία OBS Σε κάθε OBS δίκτυο είναι απαραίτητο ένα πρωτόκολλο σηματοδοσίας, βάσει του οποίου γίνεται η δέσμευση πόρων και η ρύθμιση του πυρήνα μεταγωγής των οπτικών διασυνδετών (OXCs). Υπάρχουν αρκετά πρωτόκολλα σηματοδοσίας για OBS δίκτυα, με το καθένα να χαρακτηρίζεται από διαφορετικές παραμέτρους και τεχνικές. Στη συνέχεια θα δούμε κάποιες βασικές κατηγορίες πρωτοκόλλων σηματοδοσίας για OBS δίκτυα. Μίας κατεύθυνσης και δύο κατευθύνσεων πρωτόκολλα Στα πρωτόκολλα σηματοδοσίας μιας κατεύθυνσης (one-way) ο κόμβος αποστολέας στέλνει το πακέτο ελέγχου (BHP πακέτο), απαιτώντας από τον κάθε κόμβο του μονοπατιού την ανάθεση των απαιτούμενων πόρων αλλά και την κατάλληλη ρύθμιση του πυρήνα μεταγωγής του για τη μεταγωγή της επερχόμενης ριπής. Ο

16 κόμβος-αποστολέας αφού αποστείλει το πακέτο ελέγχου δεν περιμένει επιβεβαίωση για την επιτυχή δέσμευση των πόρων, αλλά μεταδίδει την ριπή μετά από ένα σύντομο χρονικό διάστημα (offset) από την αποστολή του BHP. Το offset είναι απαραίτητο ώστε η ριπή να μην ξεπεράσει ποτέ το BHP. Εδώ να διευκρινίσουμε ότι η ριπή μετάγεται στο οπτικό πεδίο, σε αντίθεση με το BHP το οποίο υφίσταται O E O μετατροπή σε κάθε ενδιάμεσο κόμβο, καθώς και κάποια καθυστέρηση επεξεργασίας. Έτσι, η ριπή "ροκανίζει" τη διαφορά της σε χρόνο από το προπορευόμενο BHP σε κάθε ενδιάμεσο κόμβο, εξ' ού και η χρησιμότητα του offset. Το πιο σημαντικό μειονέκτημα της σηματοδοσίας μιας κατεύθυνσης είναι η απουσία επιβεβαίωσης, δηλαδή το ότι η ριπή μεταδίδεται χωρίς να είναι εξασφαλισμένο ότι η δέσμευση πόρων θα πετύχει. Έτσι, είναι πιθανό σε οποιονδήποτε ενδιάμεσο κόμβο η διαδικασία δέσμευσης να αποτύχει, και η επερχόμενη ριπή να απορριφθεί. Το πλεονέκτημα των πρωτοκόλλων μίας κατεύθυνσης είναι ότι εισάγουν πολύ μικρή επιβάρυνση, η οποία είναι ανάλογη του offset και όχι ανάλογη του RTT. Αντίθετα, στα πρωτόκολλα σηματοδοσίας δύο κατευθύνσεων (two-way πρωτόκολλα) ο κόμβος-αποστολέας περιμένει μήνυμα επιβεβαίωσης (ACK) από τον κόμβο-παραλήπτη πριν μεταδώσει μια ριπή, το οποίο ταξιδεύει στο αντίστροφο μονοπάτι από αυτό που ακολούθησε το BHP. Σε περίπτωση που κάποιος ενδιάμεσος κόμβος δεν διαθέτει τους απαιτούμενους πόρους για τη μεταγωγή της ριπής, ένα αρνητικό μήνυμα επιβεβαίωσης (NAK) δημιουργείται και στέλνεται στον κόμβοαποστολέα και τον ενημερώνει να μη μεταδώσει τη ριπή. Το ίδιο μήνυμα ενημερώνει και τους ενδιάμεσους κόμβους να απελευθερώσουν τους πόρους που έχουν ήδη δεσμεύσει για τη μεταγωγή της ριπής. Το πλεονέκτημα των two-way πρωτοκόλλων είναι ότι αποτρέπουν την απώλεια ριπών λόγω ανταγωνισμού. Εισάγουν όμως μεγαλύτερη επιβάρυνση από τα πρωτόκολλα one-way, και προκαλούν μεγαλύτερη απ' άκρη σ' άκρη καθυστέρηση των ριπών. Πρωτόκολλα αμεσης και καθυστερημένης δέσμευσης πόρων Κάθε κόμβος που λαμβάνει ένα BHP, πρέπει να βρει κάποιο διαθέσιμο μήκος κύματος που να ικανοποιεί τον περιορισμό συνέχειας στην εξερχόμενη οπτική ίνα και να το δεσμεύσει Στα πρωτόκολλα άμεσης δέσμευσης πόρων, η δέσμευση του καναλιού γίνεται αμέσως όταν λαμβάνεται το BHP, παρ' όλο που η ριπή θα φτάσει μετά από κάποιο χρονικό offset. Στα πρωτόκολλα καθυστερημένης δέσμευσης πόρων το μήκος κύματος θεωρείται δεσμευμένο ακριβώς τη στιγμή που το πρώτο bit της ριπής θα φτάσει στον κόμβο. Η καθυστερημένη δέσμευση θεωρείται πιο αποδοτική, καθώς τα κανάλια δεσμεύονται ακριβώς για όσο χρόνο απαιτείται για τη μεταγωγή μιας ριπής. Όμως θεωρείται και πιο δύσκολη στην υλοποίηση, καθώς για το κάθε κανάλι θα πρέπει να αποθηκεύεται η χρονική στιγμή άφιξης της ριπής, με τη μορφή ενός πραγματικού αριθμού κινητής υποδιαστολής. Επίσης, για να έχει νόημα κάτι τέτοιο θα πρέπει να εφαρμοστεί και κάποιος μηχανισμός για την εκμετάλλευση των κενών διαστημάτων που προκύπτουν στα οπτικά κανάλια, κάνοντας και τη διαδικασία χρονοπρογραμματισμού ακόμα πιο πολύπλοκη. Πρωτόκολλα ρητής και υπονοούμενης απελευθέρωσης πόρων Με βάση αυτό το κριτήριο, διακρίνουμε τις τεχνικές σηματοδοσίας οι οποίες ορίζουν έναν εξειδικευμένο τύπο μηνύματος το οποίο σηματοδοτεί το τέλος των ριπών (RELEASE μήνυμα) και άλλες στις οποίες αυτό υπονοείται. Όταν υπάρχει μήνυμα RELEASE, μεταδίδεται μετά το τέλος της ριπής, με απόσταση κάποιου offset προκειμένου να μην ξεπεράσει ποτέ τη ριπή. Αμέσως μετά τη λήψη του release μηνύματος, οι ενδιάμεσοι κόμβοι απελευθερώνουν τους πόρους που έχουν δεσμεύσει

17 για τη μεταγωγή της ριπής. Το πλεονέκτημα αυτής της στρατηγικής είναι ότι απλοποιεί το σχεδιασμό του scheduler, o οποίος δε χρειάζεται να γνωρίζει τη διάρκεια της κάθε ριπής, για να απελευθερώσει του πόρους που έχει δεσμεύσει. Αν μάλιστα η συγκεκριμένη στρατηγική συνδυαστεί με άμεση δέσμευση πόρων, τότε η πληροφορία κατάστασης που απαιτείται για κάθε μήκος κύματος είναι μόνο 1 bit, που αντιστοιχεί στις δύο καταστάσεις δεσμευμένο/ελεύθερο. Με τη λήψη ενός BHP επιλέγεται κάποιο διαθέσιμο μήκος κύματος, και το αντίστοιχο bit κατάστασης τίθεται στο 1 (δεσμευμένο), ενώ με τη λήψη του RELEASE μηνύματος το bit κατάστασης επιστρέφει στο 0. Έτσι απλοποιείται σημαντικά ο σχεδιασμός της μονάδας ελέγχου. Το τίμημα φυσικά είναι η αύξηση της πιθανότητα απόρριψης, λόγω του offset που μεσολαβεί ανάμεσα στο τέλος του burst και της απελευθέρωσης των πόρων. Τα αντίθετα ισχύουν όταν δεν υπάρχει release μήνυμα, οπότε ο scheduler θα πρέπει να αποθηκεύει για κάθε μήκος κύματος τη χρονική στιγμή που θα είναι διαθέσιμο. Προκειμένου να υπολογιστεί αυτή η χρονική στιγμή, το BHP θα πρέπει να μεταφέρει το μέγεθος της επερχόμενης ριπής. Εικόνα 7: Τεχνικές OBS πρωτοκόλλων σηματοδοσίας Κάθε σχήμα σηματοδοσίας μπορεί να καταταχθεί σε μια από τις παραπάνω κατηγορίες, σύμφωνα με τις παραμέτρους του. Στη συνέχεια θα παρουσιαστούν δύο από τις πιο γνωστές και βασικές τεχνικές σηματοδοσίας και θα αναλυθεί η αποδοσή τους. Πρωτόκολλο Just Enough Time (JET) Το JET είναι ένα πρωτόκολλο σηματοδοσίας μιας κατεύθυνσης, που πραγματοποιεί καθυστερημένη δέσμευση πόρων και υπονοούμενη απελευθέρωση πόρων. Η λειτουργία του απεικονίζεται στην Εικόνα 8. Ο κόμβος πηγής αρχικά στέλνει ένα BHP πακέτο ελέγχου προς τον προορισμό. Σε κάθε κόμβο που λαμβάνεται το BHP πακέτο, δεσμεύεται ένα μήκος κύματος και ρυθμίζεται κατάλληλα ο πυρήνας μεταγωγής ώστε να εγκατασταθεί ένα οπτικό μονοπάτι διάμεσου του οποίου θα μεταδοθεί η ριπή δεδομένων. Η ριπή ξεκινά μετά από χρόνο offset ως προς το BHP, το οποίο εξαρτάται από τον αριθμό των hops του μονοπατιού που συνδέει την πηγή με τον προορισμό. Αν h ο αριθμός των hops, δ ο χρόνος μετάδοσης του BHP (το οποίο υφίσταται O E O μετατροπή σε κάθε ενδιάμεσο κόμβο) και ST ο χρόνος διαμόρφωσης του πυρήνα μεταγωγής, τότε το offset επιλέγεται ως offset = δ * h + ST. Αν σε οποιοδήποτε ενδιάμεσο κόμβο η δέσμευση πόρων αποτύχει, τότε η ριπή θα χαθεί. Το JET είναι ένα πολύπλοκο πρωτόκολλο και σχετικά απαιτητικό στην υλοποίηση. Κρατά πληροφορία κατάστασης σε όλους τους κόμβους ενός μονοπατιού για όλες τις μεταδιδόμενες ριπές, σχετικά με το χρόνο έναρξης και το χρόνο τερματισμού τους, καθώς και για τη διαθεσιμότητα των οπτικών καναλιών. Επίσης, χρησιμοποιεί ένα σχετικά πολύπλοκο αλγόριθμο scheduling που υποστηρίζει voidfilling, έτσι συνολικά μπορεί να πετύχει πολύ καλή πιθανότητα απόριψης αιτήσεων. Στο παρακάτω σχήμα φαίνεται η λειτουργία του JET μηχανισμού.

18 Εικόνα 8: Αρχή λειτουργίας του πρωτόκολλου JET Υπάρχουν και άλλα one-way πρωτόκολλα σηματοδοσίας για OBS δίκτυα όπως το Tell-and-Go (TAG) που ήταν και το πρώτο που προτάθηκε για OBS δίκτυα. Η μεγάλη διαφορά του JET από το TAG είναι ότι στο τελευταίο δεν υπάρχει η διαφορά χρόνου offset ανάμεσα στη ριπή και το πακέτο ελέγχου BHP. Η ριπή μεταδίδεται σχεδόν αμέσως μετά τη μετάδοση του BHP, και για να μην προσπεράσει ποτέ το BHP καθυστερείται σε κάθε ενδιάμεσο κόμβο με χρήση Fiber Delay Lines (FDLs). Δεδομένων των σοβαρών προβλημάτων που αντιμετωπίζουν οι FDLs (εξασθενούν το σήμα και είναι πολύ ογκώδεις) καταλαβαίνουμε ότι το JET είναι πολύ πιο ελκυστικό από το TAG. Πρωτόκολλο Tell-and-Wait (TAW) Το TAW είναι το πιο αντιπροσωπευτικό two-way πρωτόκολλο σηματοδοσίας. Στην πρώτη φάση λειτουργίας του TAW το BHP (Burst Header Packet) αποστέλλεται κατά μήκος του μονοπατιού που θα ακολουθήσει η ριπή, για να συλλέξει πληροφορία για την διαθεσιμότητα των μηκών κύματος στους συνδέσμους του μονοπατιού. Στον κόμβο προορισμού εκτελείται αλγόριθμος ο οποίος επιλέγει (αν υπάρχει) ένα από τα διαθέσιμα μήκη κύματος που βρέθηκαν κατά μήκος του μονοπατιού τα οποία ικανοποιούν τον περιορισμό συνέχειας. Αν η διαδικασία πετύχει δημιουργείται μήνυμα επιβεβαίωσης "ACK" που περιέχει το μήκος κύματος που επιλέχθηκε και στέλνεται προς την κατεύθυνση του αποστολέα. Η δέσμευση των πόρων στους ενδιάμεσους κόμβους για τη μεταγωγή της ριπής γίνεται στη δεύτερη φάση, με τη λήψη του ACK και όχι στην πρώτη φάση με τη λήψη του BHP. Γι' αυτό και υπάρχει πιθανότητα ένα μήκος κύματος που είχε βρεθεί ελεύθερο σε κάποιο σύνδεσμο στην πρώτη φάση να βρεθεί δεσμευμένο στη δεύτερη φάση. Σε μια τέτοια περίπτωση δημιουργείται μήνυμα "Reject" που στέλνεται προς την κατεύθυνση του προορισμού, και σηματοδοτεί την απελευθέρωση των δεσμευμένων πόρων. Αν το πακέτο επιβεβαίωσης φτάσει στον αρχικό κόμβο(αποστολέα) επιτυχημένα τότε η ριπή δεδομένων αρχίζει το ταξίδι της στο δεσμευμένο για αυτή μονοπάτι μέσα στο οπτικό δίκτυο. 1.7 Χρονοπρογραμματισμός Καναλιών Σε κάθε περιφερειακό δρομολογητή, βρίσκεται και μια μονάδα χρονοπρογραμματισμού των καναλιών. Η συγκεκριμένη μονάδα είναι υπεύθυνυνη για

19 την διατήρηση πληροφορίας διαθεσιμότητας των μηκών κύματος στους εξερχόμενους συνδέσμους και την επιλογή του μήκους κύματος στο οποίο θα μεταδοθεί μια ριπή. Η επιλογή εξερχόμενου συνδέσμου προκύπτει από το πρωτόκολλο δρομολόγησης και δε θα μας απασχολήσει σε αυτό το κεφάλαιο, ενώ για την επιλογή μήκους κύματος έχουν προταθεί στη βιβλιογραφία διάφορες στρατηγικές. Η πιο απλή επιλογή στρατηγική είναι ο αλγόριθμος First Fit (FF), ο οποίος επιλέγει το πρώτο διαθέσιμο μήκος κύματος. Ο αλγόριθμος αυτός είναι πολύ απλός στην υλοποίηση, και απαιτεί από τη μονάδα χρονοπρογραμματισμού να παρακολουθεί απλώς ποια μήκη κύματος είναι διαθέσιμα και ποια δεσμευμένα, και να πραγματοποιεί μια απλή σειριακή αναζήτηση για την επιλογή μήκους κύματος. Ο αλγόριθμος First-Fit αντιμετωπίζει σχετικά αυξημένη πιθανότητα απόρριψης αιτήσεων, απόρροια της απλότητάς του. Ένας πιο αποδοτικός αλγόριθμος που έχει επικρατήσει στα OBS δίκτυα είναι ο Latest Available Unused Channel (LAUC). Ο συγκεκριμένος αλγόριθμος κρατά για κάθε μήκος κύματος τον "ορίζοντα", δηλαδή την τελευταία χρονική στιγμή στην οποία το κάθε κανάλι είναι δεσμευμένο. Στη συνέχεια, κατά την επιλογή καναλιού, αν βρεθούν περισσότερα του ενός διαθέσιμα κανάλια, επιλέγεται αυτό με τον πιο πρόσφατο ορίζοντα. Η λογική είναι ότι έτσι ελαχιστοποιούνται τα κενά, δηλαδή οι χρονικές περίοδοι που ένα μήκος κύματος δε χρησιμοποιείται για τη μετάδοση κάποιας ριπής. Τέλος, μια πιο πολύπλοκη αλλά και πιο αποδοτική παραλλαγή του LAUC είναι ο LAUC-VF (δηλαδή LAUC με Void-Filling, ή γέμισμα κενών). Η συγκεκριμένη παραλλαγή επιτρέπει το χρονοπρογραμματσμό μιας νέα ριπής στο κενό διάστημα που δημιουργείται από το χρονοπρογραμματισμό δύο προηγούμενων ριπών. Αν βρεθούν περισσότερα του ενός κανάλια με τέτοιο κενό διάστημα, προτιμάται το κανάλι που ελαχιστοποιεί το κενό που θα προκύψει μετά το χρονοπρογραμματισμό της ριπής. Ο LAUC-VF είναι πολύ αποδοτικός, και αυξάνει τη χρησιμοποίηση των καναλιών, αλλά είναι και ο πιο απαιτητικός υπολογιστικά και απαιτεί διπλάσια πληροφορία κατάστασης από τους υπόλοιπους αλγόριθμους χρονοπρογραμματισμού (αποθηκεύει τόσο το χρόνο έναρξης, όσο και το χρόνο τερματισμού των ριπών σε κάθε κανάλι). Εικόνα 9 : Παράδειγμα χρονοπρογραματισμού ριπής σε κενό του καναλιού D2 με τον αλγόριθμο LAUC-VF. 1.8 Επίλυση ανταγωνισμού σε OBS δίκτυα Στα OBS δίκτυα, η δέσμευση πόρων είναι τυπικά διαδικασία μιας κατεύθυνσης, δηλαδή η πηγή δεν περιμένει κάποια επιβεβαίωση για την επιτυχή δέσμευση των πόρων πριν μεταδώσει τη ριπή. Επομένως, υπάρχει περίπτωση η δέσμευση πόρων να αποτύχει σε κάποιο κόμβο, αν ο αιτούμενος πόρος (δηλαδή το οπτικό κανάλι) είναι ήδη

20 δεσμευμένο για τη μετάδοση κάποιας άλλης ριπή. Τότε όπως λέμε εμφανίζεται ανταγωνισμός ανάμεσα στις δύο ριπές, εφ όσον ζητούν το ίδιο κανάλι σε επικαλυπτόμενα χρονικά διαστήματα, και τότε το σύστημα θα πρέπει να έχει κάποια προβλεπόμενη συμπεριφορά. Η τετριμένη λύση είναι απλά να απορρίπτεται η μία ριπή, κάτι που όμως έχει σαν αποτέλεσμα να χάνονται ταυτόχρονα πολλαπλά IP πακέτα (τα οποία έχουν συναρμολογηθεί στη ριπή). Συνήθως τα πακέτα που χάνονται επαναμεταδίδονται από τα πρωτόκολλα υψηλότερων επιπέδων (π.χ. το TCP) αφού τυπικά τα OBS δίκτυα δεν υποστηρίζουν επαναμετάδοση των χαμένων ριπών. Φυσικά το ζητούμενο είναι να αποφεύγεται κατά το δυνατόν η απόρριψη ριπών, ακόμα και σε περιπτώσεις ανταγωνισμού, καθώς η απώλεια ριπών υποβαθμίζει σημαντικά την απόδοση του δικτύου. Ο ανταγωνισμός ριπών τυπικά επιλύεται με τεχνικές που λειτουργούν στο πεδίο του χρόνου, του χώρου και των μηκών κύματος. Στη συνέχεια θα δούμε με λεπτομέρεια τις τρεις αυτές τεχνικές: (α) Buffering στο οπτικό πεδίο Η πρώτη μέθοδος προτείνει τη χρήση buffering, την ίδια τεχνική δηλαδή που χρησιμοποιείται για την επίλυση ανταγωνισμού και στα δίκτυα ηλεκτρονικής μεταγωγής πακέτων. Η διαφορά είναι ότι στο OBS οι ριπές μετάγονται με πλήρως οπτικό τρόπο, άρα και το buffering θα πρέπει να γίνεται στο οπτικό πεδίο. Ακόμα δεν έχει εφευρεθεί κάποια οπτική μνήμη τυχαίας προσπέλασης, επομένως το buffering γίνεται με τη χρήση των FDLs (Fiber Delay Lines). Τα Fiber Delay Lines είναι στην ουσία οπτικές ίνες σε σπειροειδή διάταξη, για εξοικονόμηση χώρου, που εκμεταλλεύονται την καθυστέρηση διάδοσης του φωτός για να καθυστερήσουν μια ριπή για ένα χρονικό διάστημα ανάλογο με το μήκος τους. Το πρόβλημα είναι ότι μια τυπική FDL καθυστερεί μια ριπή για σταθερό χρόνο (της τάξης των sec/km), και επομένως η ευελιξία της είναι μικρή. Πολλές FDLs μαζί μπορούν να συνδυαστούν για να κατασκευαστεί ένας FDL buffer ο οποίος μπορεί να "αποθηκεύσει" έναν μικρό σχετικά αριθμό από bursts, τα οποία αντιμετώπισαν ανταγωνισμό. Όμως ένας FDL buffer είναι γενικά πολύ ογκώδης, είναι αναγκαστικά ακολουθιακός (δηλαδή ακολουθεί τη λογική FIFO) και προκαλεί εξασθένηση του οπτικού σήματος, λόγω του μεγάλου μήκους του. (β) Δρομολόγηση εκτροπής Μια ακόμα λύση είναι η δρομολόγηση εκτροπής (deflection routing ή hot-potato routing), η οποία έχει προταθεί ειδικά για οπτικούς διακόπτες που διαθέτουν μικρούς ή και καθόλου buffers. Σύμφωνα με τη δρομολόγηση εκτροπής, κάθε φορά που συμβαίνει μια σύγκρουση ανάμεσα σε δύο ριπές, μια από αυτές θα δρομολογηθεί σε μια οποιαδήποτε διαθέσιμη θύρα εξόδου. Δεν υπάρχει όμως καμία εγγύηση ότι αυτή η θύρα εξόδου οδηγεί στον προορισμό της ριπής, ή ότι οδηγεί μέσω μιας βέλτιστης διαδρομής. Έτσι, κάποιες «άτυχες» ριπές οδηγούνται στον προορισμό τους μέσω μη βέλτιστων διαδρομών, διανύοντας περισσότερα hops απ όσα πραγματικά χρειάζονται. Γενικά η δρομολόγηση εκτροπής λειτουργεί καλύτερα σε μικρά δίκτυα με υψηλό βαθμό συνδεσιμότητας. Επίσης, οδηγώντας κάποιες ριπές μέσω μη βέλτιστων διαδρομών δαπανά περισσότερους πόρους του δικτύου, και γι' αυτό δεν προτείνεται όταν το φορτίο κίνησης είναι ήδη υψηλό. (γ) Μετατροπή μήκους κύματος Τέλος, τα οπτικά WDM δίκτυα που υποστηρίζουν μετατροπή μήκους κύματος έχουν ακόμα μια επιλογή για την επίλυση ανταγωνισμού. Όταν εμφανίζεται ανταγωνισμός μεταξύ δύο ριπών, η μία μεταδίδεται στο μήκος κύματος που επιθυμεί,

21 ενώ η άλλη υφίσταται μετατροπή μήκους κύματος και μεταδίδεται σε κάποιο διαθέσιμο μήκος κύματος της ίδιας θύρας εξόδου, εφ' όσον φυσικά υπάρχει. Η λύση αυτή είναι βέλτιστη, υπό την έννοια ότι οι δύο ριπές μεταδίδονται παράλληλα, χωρίς να καθυστερείται σημαντικά καμία από τις δύο. Όμως απαιτεί την ύπαρξη μετατροπέων μήκους κύματος, οι οποίοι αυξάνουν σημαντικά το κόστος του δικτύου, καθώς και ένα μεγάλο αριθμό οπτικών καναλιών ανά οπτική ίνα.

22 2 Μετάδοση TCP κίνησης πάνω από OBS δίκτυα Η ανάλυση απόδοσης της TCP κίνησης πάνω από OBS δίκτυα υπαγορεύεται από το γεγονός ότι η TCP κίνηση κυριαρχεί κατά τη μετάδοση δεδομένων σήμερα, και είναι πολύ πιθανό αυτό να εξακολουθήσει να ισχύει και στα οπτικά δίκτυα της επόμενης γεννιάς. Είναι επομένως πολύ σημαντικό να βρεθούν οι αδυναμίες του TCP πρωτοκόλλου και οι βελτιώσεις που πρέπει να υποστεί προκειμένου να είναι σε θέση να εκμεταλλευτεί τα υψηλής ταχύτητας οπτικά δίκτυα νέας επόμενης γεννιάς. Κατά μια άλλη άποψη, μια τέτοια ανάλυση θα μπορούσε να μας αναδείξει τις βελτιώσεις που θα πρέπει να υποστούν οι αρχιτεκτονικές και τα πρωτόκολλα των οπτικών δικτύων νέας γεννιάς, προκειμένου να γίνουν φιλικά προς το πρωτόκολλο TCP. Η τελευταία προσέγγιση είναι σαφώς πιο συντηρητική, και έχει τη λογική ότι είναι εξαιρετικά δύσκολο να αναβαθμιστεί η έκδοση του TCP πρωτοκόλλου σε όλους τους clients του διαδικτύου. Στην επόμενη παράγραφο θα γίνει μια εισαγωγή στον τρόπο λειτουργίας και τις πιο δημοφιλείς υλοποιήσεις του πρωτοκόλλου TCP. 222 Εισαγωγή στο TCP πρωτόκολλο Το TCP είναι ένα προσανατολισμένο-σε-σύνδεση πρωτόκολο μετάδοσης δεδομένων. Επιτρέπει στα δύο άκρα της σύνδεσης (που συνήθως διαχωρίζονται ρητά σε αποστολέα και παραλήπτη) να εγκαταστήσουν μια end-to-end ροή δεδμένων, η οποία θα είναι αξιόπιστη και ανθεκτική στις απώλειες πακέτων δεδομένων. Η αξιόπιστη μετάδοση των πακέτων δεδομένων βασίζεται σε αποστολή επιβεβαιώσεων από τον παραλήπτη, και σε ένα σχήμα επαναμετάδωσης που βασίζεται στη χρήση ενός retransmit timer. Η εκπνοή του χρονικού ορίου για τη λήψη ενός ACK πυροδοτεί ένα Time Out Event, και το χαμένο πακέτο (ή πακέτα) επαναμεταδίδεται. Τέλος, ένα ακόμα δυνατό χαρακτηριστικό του TCP είναι η ενσωμάτωση μηχανισμού flow control, που υλοποιείται με τη χρήση πρωτοκόλλου κυλιόμενου παραθύρου. Οι μηχανισμοί flow control και επαναμετάδωσης που υλοποιούνται στο TCP λειτουργούν συμπληρωματικά. Υλοποιούνται από οικογένεια αλγορίθμων που ελέγχουν το ρυθμό με τον οποίο τα δεδομένα εισάγονται στο δίκτυο, και αποφασίζουν ποια segments θα επαναμεταδωθούν και πότε. Οι βασικοί αλγόριθμοι αποφυγής συμφόρησης και επαναμεταδώσεων που χαρακτηρίζουν όλες τις υλοποίησεις του TCP πρωτοκόλου είναι οι εξής: Slow start: Αναφέρεται στον αλγόριθμο αύξησης του congestion window, που στο TCP γίνεται ομαλά, προκειμένου ένα TCP flow να προσαρμοστεί στις συνθήκες κίνησης ενός δικτύου, χωρίς να προκαλέσει συμφόρηση. Το cwnd στον αποστολέα αρχίζει με μέγεθος 1, και αυξάνεται κατά ένα segment για κάθε ACK που λαβάνεται. Οδηγεί σε εκθετική αύξηση του cwnd, το οποίο διπλασιάζεται σε κάθε round (διάρκειας RTT). ΤοTCP πρωτόκολλο ξεκινά με το slow start phase κατά την έναρξη της σύνδεσης, και επιστρέφει σε αυτό μετά από κάθε timeout event, που συνοδεύεται από επαναμετάδοση όλων των χαμένων πακέτων. Congestion avoidance: Κατά τη φάση του congestion avoidance, το cwnd αυξάνεται με γραμμικό και όχι εκθετικό τρόπο, για την αποφυγή δημιουργίας συμφόρησης. Το TCP μπαίνει στη φάση του congestion avoidance όταν cwnd > ssthresh. Η μεταβλητή ssthress αρχικοποιείται σε μια αυθαίρετα μεγάλη τιμή, και σε κάθε segment loss υποχρεωτικά παίρνει την τιμή Flightsize/2, όπου Flightsize ο αριθμός των πακέτων που βρίσκονται «στον αέρα» ή αλλιώς έχουν

23 μεταδωθεί και δεν έχουν επιβεβαιωθεί (πάντα Flightsize < cwnd). Με τον τρόπο αυτό το TCP ψάχνει να βρει ένα σημείο ισορροπίας (είναι το σημείο όπου εμφανίστηκε το τελευταίο segment loss) πέρα από το οποίο σταματά να διπλασιάζει το cwnd ανά RTT, αλλά το αυξάνει κατά ένα.. Fast Retransmit / Fast Recovery: Οι συγκεκριμένοι αλγόριθμοι προστέθηκαν προκειμένου το TCP πρωτόκολλο να ανακάμπτει από την απώλεια ενός ή περισσότεων segments, χωρίς τη βοήθεια του retransmit timer (και χωρίς να χρειαστεί να μεταβεί στο slow start phase). Με βάση τους αλγόριθμους αυτούς ο παραλήπτης υποχρεούται να στείλει στον αποστολέα ένα duplicate ACK, σε περίπτωση που λάβει ένα segment σε λανθασμένη θέση. Στο duplicate ACK αναφέρει ποιο είναι το sequence number που περιμένει ο παραλήπτης. Αν ο αποστολέας λάβει τρία πανομοιότυπα ACKs που ζητούν το ίδιο segment, συμπεραίνει ότι αυτό έχει χαθεί και μπαίνει σε Fast Recovery mode, στο οποίο επαναμεταδίδει το χαμένο segment (ή segments, αν είναι περισσότερα του ενός) χωρίς να κάνει time-out. Οι ακριβείς λεπτομέρειες του Fast Recovery algorithm εξαρτώνται από την υλοποίηση, και θα τις δούμε με λεπτομέρεια στη συνέχεια 222 Υλοποιήσεις του TCP πρωτοκόλλου Οι διάφορες υλοποιήσεις του TCP πρωτοκόλλου, επηρεάζονται διαφορετικά από τις ιδιαιτερότητες των δικτύων μεταγωγής ριπής. Ο καθοριστικός παράγοντας είναι η ανοχή της εκάστοτε υλοποίησης σε πολλαπλά χαμένα segments στο ίδιο round (όπου round η διαδικασία μετάδοσης ενός αριθμού πακέτων ίσου με το congestion window). Το φαινόμενο να χάνονται πολλαπλά segments από την ίδια πηγή στο ίδιο round είναι αρκετά συνηθισμένο στα OBS δίκτυα, όπου η απώλεια μιας ριπής έχει σαν αποτέλεσμα την απώλεια όλων των πακέτων που μεταφέρει. Θα δούμε στη συνέχεια πόσο ανεκτό μπορεί να γίνει αυτό το φαινόμενο σε τρεις υλοποιήσεις του TCP πρωτοκόλλου, και συγκεκριμένα στο Reno, New Reno, και Sack. Το ζητούμενο είναι η ανάκαμψη από πολλαπλά segment losses στον ελάχιστο δυνατό χρόνο, και αποφυγή της κατάστασης slow start. TCP Reno To TCP Reno υλοποιεί τους μηχανισμούς sow start, congestion avoidance και Fast Retransmit / Fast Recovery που περιγράψαμε σε προηγούμενη παράγραφο. Ο μηχανισμός Fast Retransmit / Fast Recovery πυροδοτείται από τη λήψη ενός Triple Duplicate ACK, το οποίο δηλώνει ότι το δίκτυο βρίσκεται στα αρχικά στάδια συμφόρησης (σε αντίθεση με ένα Time Out event, που δηλώνει ότι υπάρχει σημαντική συμφόρηση). Τότε, επαναμεταδίδεται το χαμένο segment, και αναμένεται (μετά από χρόνο RTT) το επόμενο ACK πακέτο, που θα πρέπει να επιβεβαιώνει όλα τα πακέτα που εστάλησαν από τον αποστολέα μέχρι να λάβει το Triple Duplicate ACK. Αν στο ίδιο round δεν έχει χαθεί κάποιο άλλο segment, τότε μετά την επαναμετάδοσή του το Reno TCP βγαίνει από το Fast Recovery phase, και μπαίνει στο Congestion Avoidance phase. Διαφορετικά, αν έχει χαθεί και κάποιο άλλο segment, παραμένει στο Fast Recovery mode για να το επαναμεταδώσει, μειώνοντας όμως εκ νέου το παράθυρό του στο μισό. Παρατηρούμε ότι όταν χάνονται πολλαπλά πακέτα στο ίδιο round, το Reno TCP θα μειωνει στο μισό το παράθυρό του κάθε φορά που επαναμεταδίδει ένα χαμένο πακέτο, και λαμβάνει ένα Triple Duplicate ACK για το επόμενο χαμένο πακέτο. Τελικά, το μέγεθος του παραθύρου σύντομα θα γίνει μικρότερο από 3 (τυπικά μετά από 3 χαμένα πακέτα), «μπλοκάροντας» το μηχανισμό των Triple Duplicate ACKs και οδηγώντας αναπόφευκτα σε ένα Timeout Event και στο slow start phase.

24 TCP New Reno Το New Reno TCP είναι μια παραλλαγή του Reno TCP, με διαφορές στο Fast Recovery period, που βελτιώνουν την απόδοσή του σε περίπτωση πολλαπλών segment losses στο ίδιο round. Στο New Reno ονομάζουμε Partial Acks τις επιβεβαιώσεις που ακολουθούν την επαναμετάδωση του πρώτου χαμένου segment, αλλά δεν επιβεβαιώνουν το πακέτο με το μεγαλύτερο sequence number, το οποίο εστάλη ακριβώς πριν ο αποστολέας λάβει το πρώτο Triple Duplicate Ack. Αυτό συμαίνει ότι χάθηκαν περισσότετα του ενός segments στο ίδιο round. Για κάθε Partial ACK που λαμβάνει ο αποστολέας, επαναμεταδίδει το χαμένο segment που υποννοείται, χωρίς να περιμένει για τρία πανομοιότυπα Partial ACKs. Επί πλέον, το παράθυρο μειώνεται στο μισό μόνο μία φορά, όταν επαναμεταδωθούν όλα τα χαμένα segments, και όχι μία φορά για κάθε χαμένο segment. TCP SACK Το SACK (Selective Acknowledgment) TCP είναι μια ακόμα δημοφιλής παραλλαγή του Reno TCP, που προσθέτει στο ACK μήνυμα ένα μεταβλητού μήκους block δεδομένων, το SACK block. Το SACK block αποθηκεύει τα sequence numbers των segments που έλαβε ο παραλήπτης. Έτσι, ο αποστολέας μπορεί να συμπεράνει άμεσα ποια πακέτα χάθηκαν, τα οποία και επαναμεταδίδει όλα μαζί, στο ίδιο round. Επίσης μειώνει μόνο μια φορά στο μισό το παράθυρό του, ακόμα κι αν χάθηκαν περισσότερα του ενός πακέτα στο ίδιο round. Η προσθήκη του Sack block δεν καταργεί το βασικό αλγόριθμο αποφυγής συγκρούσεων που υπάρχει στο Reno TCP. Ο retransmit timer, και τα Timeout events εξακολουθούν να χρησιμοποιούνται, σαν τελευταία λύση (για παράδειγμα αν στο ίδιο round χαθεί όλο το congestion window, επομένως το timeout είναι αναπόφευκτο). Το Sack TCP εμφανίζει μετρήσιμες διαφορές στην απόδοσή του σε σχέση με το Reno TCP μόνο στην περίπτωση πολλαπλών segment losses στο ίδιο round. Ο αποστολέας διατηρεί μια δομή δεδομένων που λέγεται scoreboard, η οποία αποθηκεύει τα sequence numbers που λαμβάνει μέσω του Sack block των πακέτων επιβεβαίωσης. Μέσω του scoreboard και με τη χρήση ειδικού αλγόριθμου, ο αποστολέας συμπεραίνει ποια είναι τα πακέτα που δεν έχουν φτάσει στον παραλήπτη, και τα ξαναστέλνει στο ίδιο round (εφ όσον το επιτρέπει το cwnd φυσικά). Στη συνέχεια περνά στο congestion avoidance phase, μειώνοντας μία φορά στο μισό το παράθυρό του. 222 Απώλεια πακέτων στις TCP υλοποιήσεις Όπως είδαμε στην προηγούμενη παράγραφο, οι ουσιώδεις διαφορές μεταξύ των TCP υλοποιήσεων εστιάζονται κυρίως στον τρόπο που χειρίζονται τα segment losses. Η αποδοτικότητα με την οποία οι TCP υλοποιήσεις χειρίζονται τις (απλές ή πολλαπλές) απώλειες πακέτων καθορίζουν και τη μέση απόδοσή τους, σε ένα δίκτυο με συγκεκριμένη πιθανότητα απώλειας. Απώλεια ενός πακέτου Η Εικόνα 10 δείχνει την εξέλιξη των παράθυρων συμφόρησης μιας Reno πηγής, η οποία αντιμετωπίζει ένα segment loss. Στη εικόνα έχουν σημειωθεί τα σημεία ενδιαφέροντος. Στο σημείο (1) η συμβαίνει η απώλεια ριπής, η οποία έχει μόνο ένα segment από την TCP πηγή που εξετάζουμε. Αν το παράθυρο συμφόρησης είναι αρκετά μεγάλο, και άλλα segments θα φτάσουν στον προορισμό μετά την απώλεια, μέσω άλλων ριπών. Όταν τουλάχιστον 3 εκτός σειράς segments φτάσουν στον προορισμό, τότε αυτός θα έχει απαντήσει με τρία Duplicate ACKs (ένα για κάθε

25 segment) πυροδοτώντας τους μηχανισμούς fast recovery και fast retransmit. Όταν το τρίτο Duplicate ACK φτάσει στην πηγή, αυτός μειώνει το παράθυρό του στην τιμή flightsize/2 + 3 στο σημείο (2). Τότε, το χαμένο segment μεταδίδεται και στη συνέχεια το TCP παράθυρο αυξάνεται κατά ένα για κάθε duplicate ACK που λαμβάνεται (σημείο 3). Τέλος, όταν φτάνει το ACK από το segment που επαναμεταδώθηκε, το TCP window μειώνεται στην τιμή flightsize / 2 (σημείο 4). Εικόνα 10: Απώλεια και αναμετάδοση πακέτου σε TCP Reno πρωτόκολλο Στην Εικόνα 11 βλέπουμε τη συμπεριφορά του πρωτοκόλλου TCP SACK μετά την απώλεια ενός TCP πακέτου (Σημείο 1). Όταν τα τρία Duplicate ACKs φτάνουν, το παράθυρο συμφόρησης μειώνεται στην τιμή flightsize/2 (σημείο 2) και το χαμένο segment επαναμεταδίδεται. Στη συνέχεια, νέα Duplicate ACKs φτάνουν στην πηγή (σημείο 3). Μετά από χρόνο RTT, φτάνει στην πηγή το ACK από το segment που επαναμεταδώθηκε, και τότε αρχίζει η φάση αποφυγής συμφόρησης (σημείο 4). Το συμπέρασμα είναι ότι τόσο το TCP SACK όσο και το TCP Reno μπορούν να ανακάμψουν σχετικά γρήγορα από την απώλεια ενός πακέτου, μέσα σε χρόνο RTT, και η απόδοσή του είναι παρόμοια.

26 Εικόνα 11: Απώλεια και αναμετάδοση ενός πακέτου στο TCP SACK πρωτόκολλο Απώλειες πολλαπλών πακέτων Στη συνέχεια, θα εξετάσουμε πώς συμπεριφέρνονται στην περίπτωση δύο ή περισσότερων χαμένων segments στον ίδιο γύρο δύο TCP υλοποιήσεις (TCP Reno και SACK). Στην περίπτωση του TCP Reno, δύο διαδοχικά χαμένα segments πολλές φορές είναι ικανά να οδηγήσουν σε ένα time-out event, όπως στο παράδειγμα της Εικόνα 12. Εδώ η πηγή έχει «στον αέρα» τόσα πακέτα όσα επιτρέπει το TCP window, από τα οποία χάνονται 2. Στο σημείο 1 ο αποστολέας επαναμεταδίδει το πρώτο χαμένο segment, και μειώνει το παράθυρό του σε flightsize/2 + 3 (σημείο 2). Τότε, καθώς νέα Duplicate ACKs φτάνουν, το παράθυρο συμφόρησης αυξάνει κατά 1 (σημείο 3) μέχρι να φτάσει το ACK για το πρώτο χαμένο πακέτο όπου το παράθυρο συμφόρησης «ξεφουσκώνει» στην τιμή flightsize/2. Στη συνέχεια θα πρέπει να ληφθούν ακόμα τρία Duplicate ACKs ώστε το TCP Reno να αναμεταδώσει και το δεύτερο χαμένο segment. Στο παράδειγμά μας θεωρούμε ότι flightsize/2 < 3, επομένως ο αποστολέας δεν είναι σε θέση να μεταδώσει 3 out-of-order segments για να λάβει και τρία Duplicate ACKs, με αποτέλεσμα να περιμένει μέχρι να συμβεί το timeout event. Αυτήν ακριβώς την αδυναμία του TCP Reno αντιμετωπίζει το TCP New Reno, το οποίο για την αναμετάδοση του δεύτερου (και των επόμενων) χαμένων segments αρκείται σε ένα μόνο Partial ACK. Εικόνα 12: Απώλεια και αναμετάδοση πολλαπλών πακέτων στο πρωτόκολλο TCP Reno Στην περίπτωση του TCP SACK (Εικόνα 13), μετά την αναγνώριση της απώλειας πακέτου με το μηχανισμό των Duplicate ACKs (σημείο 1) το παράθυρο συμφόρησης μειώνεται στην τιμή flightsize/2 (σημείο 2), και παραμένει σταθερό καθώς φτάνουν τα επόμενα duplicate ACKs (σημείο 3). Τα ACKs του SACK πρωτοκόλλου περιέχουν πληροφορία που επιτρέπει στον αποστολέα να συμπεράνει άμεσα ποια πακέτα έχουν χαθεί και τα επαναμεταδίδει όλα σε ένα RTT. Στη συνέχεια, η μετάδοση των δεδομένων συνεχίζει με τη φάση Congestion Avoidance (σημείο 4). Η ίδια περίπου διαδικασία ακολουθείται ανεξαρτήτως του αριθμού των segments που θα χαθούν ανά round, αρκεί να φτάσει στον προορισμό του ένα segment από όλο το

27 congestion window. Λόγω της αποδοτικότητάς του στην αναμετάδοση πολλαπλών χαμένων segments το TCP SACK προτείνεται για χρήση σε OBS δίκτυα. Εικόνα 13: Απώλεια και αναμετάδοση πολλαπλών πακέτων στο πρωτόκολλο TCP SACK 222 Παράμετροι απόδοσης TCP πηγών πάνω από OBS Οι δύο πιο κρίσιμες παραμάτρετροι που καθορίζουν το throughput ενός TCP Flow όταν αυτό μεταδίδεται πάνω από ένα OBS δίκτυο κορμού, είναι το congestion window και το Round Trip Time (RTT). Έτσι, το maximum throughput ενός TCP flow cwnd ( bytes) είναι throughput (max) =. Προφανώς υπάρχει ένα σημαντικό overhead που RTT προκαλείται από την απώλεια πακέτων, και την αναμετάδοση. Αυτό το overhead διαφέρει ανάλογα με το TCP implementation που χρησιμοποιείται. Σημαντικό πλεονέκτημα παρουσιάζουν οι παραλλαγές του TCP που χειρίζονται αποδοτικά τα πολλαπλά χαμένα segments σε ένα round, χωρίς να μεταβαίνουν στη φάση slow start. Το γεγονός ότι πολλαπλά πακέτα συναρμολογούνται σε μια ριπή (τα οποία αναμένουν για κάποιο χρονικό διάστημα σε μια ουρά πριν μεταδοθούν) έχει σαν αποτέλεσμα η κίνηση των ριπών να έχει διαφορετικά στατιστικά χαρακτηριστικά από τα χαρακτηριστικά της TCP κίνησης. Τα στατιστικά στοιχεία των ριπών (π.χ. η κατανομή του μεγέθους τους και το interarrival time) έχουν επίπτωση στην πιθανότητα απόρριψης των ριπών, που είναι και η πιο κρίσιμη παράμετρος απόδοσης στα OBS δίκτυα. Επομένως, έχει εξαιρετικό ενδιαφέρον η αναζήτηση αλγόριθμων συναρμολόγησης ριπής και χρονοπρογραμματισμού που θα μειώσουν τον ανταγωνισμό των ριπών. Στη συνέχεια θα δούμε πώς επηρεάζεται και από τι εξαρτάται η απόδοση ενός TCP flow σε ένα OBS δίκτυο που χρησιμοποιεί τον T MAX burst-assembly αλγόριθμο. Delay Penalty και loss Penalty Όταν χρησιμοποιείται ένας timer-based αλγόριθμος συναρμολόγησης ριπών, η μέση καθυστέρηση δύο κατευθύνσεων (χρόνος RTT) εξαρτάται από το χρόνο διάδοσης (που είναι σταθερός) αλλά και από το χρόνο συναρμολόγησης (παράμετρος T). Δηλαδή RTT = RTT 0 + 2T, όπου η έννοια του delay penalty ταυτίζεται με το RTT. Δεν υπάρχει κάποια άλλη απρόβλεπτη καθυστέρηση, από τη στιγμή που δεν υπάρχουν ουρές. Προφανώς, όσο μεγαλύτερο το T τόσο μεγαλύτερο και το delay penalty. Τυπικές τιμές

28 για την παράμετρο T είναι μερικές εκατοντάδες nanoseconds, μέχρι μερικές δεκάδες milliseconds. Στη βιβλιογραφία έχουν προταθεί και κάποιες δυναμικές μέθοδοι καθορισμού της παραμέτρου Τ, βάσει των χαρακτηριστικών των TCP πηγών. Προφανώς το Delay Penalty είναι μια σημαντική παράμετρος απόδοσης των TCP πηγών, ενώ διαισθητικά αναμένουμε ένα μεγαλύτερο Delay Penalty να οδηγεί πάντοτε σε μικρότερο TCP throughput. Όπως θα δούμε στη συνέχεια, αυτό δεν συμβαίνει πάντα. Εξίσου σημαντικό για την απόδοση των TCP flows σε ένα OBS δίκτυο είναι το burst loss ratio. Τα burst losses ακολουθούν μια εντελώς διαφορετική λογική απ ότι τα packet losses στα packet switched δίκτυα. Στα OBS δίκτυα, συμβαίνουν απώλειες ριπών λόγω ανταγωνισμού, λόγω της μη ύπαρξης ουρών, ακόμα και σε συνθήκες μέτριας κίνησης. Επίσης, η απώλεια μίας ριπής έχει σαν αποτέλεσμα την απώλεια πολλών πακέτων. Τυπικά η επαναμετάδωση των bursts δεν υποστηρίζεται, οπότε οι TCP πηγές θα πρέπει να αναλάβουν να ξαναστείλουν τα χαμένα πακέτα, μειώνοντας παράλληλα το ρυθμό αποστολής τους (υποδιπλασιάζοντας το congestion window). Αν μάλιστα χαθούν πολλά segments υπάρχει πιθανότητα μια TCP πηγή να οδηγηθεί στο slow start phase, μηδενίζοντας το παράθυρό της. Το συμπέρασμα είναι ότι όσο μεγαλύτερο το burst loss ratio, τόσο μικρότερα (κατά μέσο όρο) θα είναι και τα congestion windows των TCP flows, με αποτέλεσμα να μειώνεται αναλογικά και το μέσο throughput. Delay First Loss (DFL) Gain Στα OBS δίκτυα με ένα burst loss ratio p συμβαίνει το «παράδοξο» οι TCP πηγές να εμφανίζουν καλύτερη απόδοση απ ότι σε αντίστοιχο packet switched δίκτυο με το ίδιο packet loss ratio p, παρά το πρόσθετο delay penalty του OBS δικτύου. Αυτό οφείλεται στο Delayed First Loss φαινόμενο που συμβαίνει στα OBS δίκτυα. Αυτό σημαίνει ότι σε ένα OBS δίκτυο με burst loss ratio p ο χρόνος που μεσολαβεί ανάμεσα σε δύο διαδοχικές απώλειες πακέτων είναι μεγαλύτερος από τον αντίστοιχο χρόνο σε ένα packet switched δίκτυο με το ίδιο packet loss ratio. Αυτό συμβαίνει γιατί κατά μέσο όρο στα packet switched και στα burst switched δίκτυα χάνεται το ίδιο ποσοστό μονάδων μετάδοσης (όπου μονάδες μετάδοσης στα packet switched δίκτυα είναι τα πακέτα, ενώ στα burst switched δίκτυα είναι οι ριπές). Άρα, κατά μέσο ο αριθμός επιτυχημένων μεταδόσεων ριπών σε ένα OBS δίκτυο ταυτίζεται με τον αριθμό των επιτυχηένων μεταδόσεων πακέτων σε ένα packet switched δίκτυο με τον ίδιο λόγο απώλειας. Λόγω του ότι σε μία ριπή συναρμολογούνται πολλαπλά TCP πακέτα, στο OBS δίκτυο μεταδίδονται τελικά περισσότερα πακέτα μέχρι να συμβεί κάποια απώλεια. Αυτό έχει σαν αποτέλεσμα μεγαλύτερα κατά μέσο όρο congestion windows στις TCP πηγές των OBS δικτύων. Όσο περισσότερα πακέτα συναθροίζονται σε μια ριπή τόσο αυξάνει και ο χρόνος ανάμεσα στις απώλειες πακέτων. Άρα το DFL gain αυξάνει όταν μεγαλώνει ο χρόνος T MAX. Το DFL gain έχει αποδειχθεί ότι αυξάνει ανάλογα με την τετραγωνική ρίζα του μέσου μεγέθους ριπής. Αντίστοιχα όμως αυξάνει και το Delay Penalty (DP), οπότε αντιλαμβανόμαστε ότι υπάρχει ένα trade-off μεταξύ DFL και DP. Έτσι, μπορούμε να φανταστούμε ότι για ένα συγκεκριμένο burst loss ratio υπάρχει ένα T MAX που μεγιστοποιεί την απόδοση του δικτύου, και εξαρτάται από το μέσο μέγεθος του cwnd. Αυτή η ιδέα (του T MAX που μεγιστοποιεί το throughput) απεικονίζεται στην παρακάτω γραφική παράσταση.

29 Εικόνα 14: Επίδραση του T MAX αλγόριθμου στο TCP throughput Επίδραση του Access bandwidth στην απόδοση Κάθε πελάτης ενός OBS δικτύου κορμού συνδέεται σε κάποιον edge router μέσω μιας διεπαφής δικτύου, η οποία έχει ένα συγκεκριμένο access bandwidth. Αυτό περιορίζει τον αριθμό των πακέτων που μπορούν να μεταδοθούν από τον πελάτη, μέσα στο χρόνο συναρμολόγησης T. Βάσει του αριθμού πακέτων που εισάγουν οι TCP πηγές στις ριπές και του congestion window, διακρίνονται σε τρεις κατηγορίες: Σε Fast, Medium και Slow πηγές. Έτσι, οι πηγές που εισάγουν μέχρι ένα πακέτο σε κάθε ριπή χαρακτηρίζονται Slow, αυτές που εισάγουν όλο το TCP window χαρακτηρίζονται Fast, και αυτές που εισάγουν έναν ενδιάμεσο πακέτων αριθμό medium. Ο αριθμός των segments που εισάγει η κάθε πηγή (και κατ επέκτασιν και ο χαρακτηρισμός της) εξαρτάται από το access bandwidth, αλλά και από το χρόνο T. Έτσι, για παράδειγμα, ένα (σχετικά) μικρό access bandwidth σε συνδυασμό με ένα μικρό T θα οδηγήσει σε ένα Slow flow. Η κατηγοριοποίηση μιας πηγής σε fast, medium, slow έχει σημασία γιατί καθορίζει κατά κάποιο τρόπο και τη συμπεριφορά της. Έτσι: Οι Slow πηγές έχουν παρόμοια συμπεριφορά με τις πηγές των packetswitched δικτύων συγκρίσιμου loss ratio (δεν έχουν DFL Gain). Το throughput τους μειώνεται όσο αυξάνεται το T MAX, καθώς έτσι αυξάνεται το Delay Penalty. Οι Fast πηγές αντίθετα εμφανίζουν μέγιστο DFL Gain, αλλά δεν έχουν το περιθώριο να εισάγουν άλλα πακέτα στο ίδιο burst αν αυξηθεί ο χρόνος T (τις περιορίζει το congestion window) και άρα κάθε αύξηση του T τις οδηγεί σε μείωση του throughput. Οι Medium πηγές έχουν τη συμπεριφορά που παρατηρούμε στην Εικόνα 14, όπου για κάποια τιμή του T έχουν βέλτιστη απόδοση. 222 Σύγκριση TCP υλοποιήσεων Σε αυτή την ενότητα θα συγκρίνουμε την απόδοση των τριών βασικών υλοποιήσεων του TCP, δηλαδή των TCP Reno, New-Reno, και Sack σε ένα OBS δίκτυο. Σε γενικές γραμμές και οι τρεις υλοποιήσεις χρησιμοποιούν τους ίδιους slowstart και congestion avoidance αλγόριθμους, ενώ το DFL gain και το Delay penalty είναι παρόμοιο, αν χρησιμοποιηθεί το ίδιο OBS δίκτυο. Επομένως, η βασική διαφορά είναι η διαδικασία επαναμετάδοσης πακέτων (φάσεις fast retransmit / fast recovery). Στη συνέχεια παραθέτουμε αποτελέσματα προσομοιώσεων που απεικονείζουν τη συμπεριφορά των τριών υλοποιήσεων μετά από burst losses. Παράμετροι των προσομοιώσεων είναι το μέγεθος του congestion window, καθώς και το είδος των TCP πηγών (οι προσομοιώσεις περιλαμβάνουν medium και fast πηγές). Απόδοση των medium Flows

30 Σε αυτή την ενότητα παραθέτουμε πειραματικά αποτελέσματα από την προσομοίωση medium Reno flows. Στην Εικόνα 15 βλέπουμε την επίδραση ενός burst loss στο congestion window, στην περίπτωση όπου χάνονται 5 segments από το ίδιο flow. Όταν το congestion window είναι μικρό, π.χ. W=20 (Εικόνα 15α) μετά τη μετάδοση των πρώτων χαμένων segments το παράθυρο μειώνεται κάτω από 3 segments, κάνοντας το TO event αναπόφευκτο (χρειάζεται να μεταδοθούν τουλάχιστον 3 out-of-order segments για να πυροδοτηθεί ένα fast retransmit event). Αντίθετα όταν το congestion window είναι αρκετά μεγάλο, π.χ. W=200 (Εικόνα 156β) το TCP Reno μπορεί να ανακάμψει χωρίς κανένα timeout event. Εικόνα 15: Επίδραση του congestion window στην απόδοση του Reno TCP Στη συνέχεια (Εικόνα 16α) θα δούμε πώς συμπεριφέρονται στο ίδιο σενάριο και οι άλλες δύο TCP υλοποιήσεις, δηλαδή οι TCP New-Reno και TCP Sack. Βλέπουμε ότι στο συγκεκριμένο σενάριο (σχετικά μικρό congestion window, μικρός αριθμός χαμένων segments) το New-Reno TCP συμπεριφέρεται πολύ καλύτερα από το Reno, και το TCP Sack αισθητά καλύτερα από τα άλλα δύο. Το New-Reno TCP ανακάμπτει πολύ πιο γρήγορα από ένα burst loss σε σχέση με το TCP Reno, αφού μειώνει μόνο μια φορά στο μισό το παράθυρό του, ενώ μετά το πρώτο χαμένο segment δεν περιμένει Triple Duplicate ACKs αλλά ένα μόνο partial ACK για την επαναμετάδωση των υπολοίπων. Τέλος, το Sack έχει το σημαντικό πλεονέκτημα ότι μεταδίδει όλα τα χαμένα segments στο ίδιο round, χωρίς να «χρεώνεται» ένα ολόκληρο RTT για κάθε χαμένο segment. Τέλος, θα δούμε μια περίπτωση που το TCP New-Reno μπορεί να έχει χειρότερη απόδοση από το TCP Reno (Εικόνα 16β). Αυτή η περίπτωση συμβαίνει όταν χάνεται ένα μεγάλο burst (πολλά χαμένα segments) και το RTT είναι σχετικά μεγάλο. Τότε, υπάρχει περίπτωση ο χρόνος για τη επαναμετάδοση όλων των χαμένων segments να υπερβαίνει το χρόνο που απαιτείται για ένα Timeout Event. Θυμίζουμε ότι η επαναμετάδοση ενός segment «κοστίζει» χρόνο RTT, άρα για n χαμένα segments απαιτείται χρόνος τουλάχιστον n * RTT. Άρα, το TCP Reno ξεπερνά σε απόδοση το TCP New Reno όταν n * RTT > TO. Αυτή η περίπτωση απεικονίζεται στην Εικόνα 16 β, όπου n=15 και T MAX = 0.5s

31 Εικόνα 16: (a) Απόδοση υλοποιήσεων TCP (b) Απόδοση για πολλά segment losses Απόδοση των Fast και Slow flows Υπενθυμίζουμε ότι σαν fast χαρακτηρίζουμε ένα TCP Flow το οποίο εισάγει ολόκληρο το TCP window του σε ένα burst. Αυτό συμβαίνει όταν αυτό το flow έχει ένα αρκούντως μεγάλο access bandwidth, σε συνδυασμό με ένα αρκούντως μεγάλο T MAX. Στην περίπτωση των fast flows, ένα burst loss έχει σαν αποτέλεσμα ένα time out event, που οδηγεί σε ένα slow start phase. Το συμπέρασμα είναι ότι για τα Fast flows όλα τα TCP implementations εμφανίζουν την ίδια απόδοση, αφού στο slow start phase δεν παρουσιάζουν κάποια ουσιώδη διαφορά στη λειτουργία τους. Τα slow flows (τα οποία εισάγουν το πολύ ένα segment σε κάθε ριπή) επίσης δεν εμφανίζουν διαφορές στην απόδοσή μεταξύ των TCP implementations. Ο fast retransmit μηχανισμός δεν έχει ουσιώδεις διαφορές όταν χάνεται μόνο ένα segment από ένα flow. Σε κάθε περίπτωση το παράθυρο μειώνεται στο μισό, και το χαμένο segment αναμεταδίδεται μετά από τη λήψη τριών out-of-order segments. Απόδοση στη μέση περίπτωση Στις προηγούμενες ενότητες, εξετάσαμε τη συμπεριφορά των τριών TCP implementations στην περίπτωση ενός burst loss. Δεν συζητήσαμε όμως πώς σχετίζεται η μέση απόδοσή τους, αν γνωρίζουμε τις βασικές παραμέτρους του δικτύου (burst loss ratio, RTT, T MAX, κλπ). Σε σχέση με την πιθανότητα απόρριψης ριπών, μπορούμε να πούμε ότι όταν αυτή παίρνει ακραίες τιμές (είτε πολύ μικρή, είτε πολύ μεγάλη) τότε και οι τρεις υλοποιήσεις εμφανίζουν παραπλήσια απόδοση. Αυτό εξηγείται αν θυμηθούμε ότι οι όποιες διαφορές στην απόδοση δικαιολογούνται με βάση τις διαφορετικές προσεγγίσεις των υλοποιήσεων κατά την αναμετάδοση χαμένων πακέτων. Όταν η πιθανότητα απόρριψης ριπών είναι πολύ μικρή, οι αναμεταδόσεις συμβαίνουν σπάνια, και άρα δεν επηρεάζουν σημαντικά την απόδοση. Όταν πάλι η πιθανότητα απόρριψης είναι πολύ μεγάλη, τότε τα TCP Flows μπαίνουν συχνά σε slow start phase, κατά τη διάρκεια του οποίου επίσης όλες οι υλοποιήσεις έχουν συγκρίσιμη απόδοση. Αντίθετα, στις ενδιάμεσες πιθανότητες απόρριψης αναδεικνύονται οι διαφορές ανάμεσα στις υλοποιήσεις, και γίνεται προφανής η πολύ καλύτερη απόδοση μέσης περίπτωσης του Sack TCP. Υπενθυμίζουμε ότι μεταξύ των New-Reno και Reno δεν υπάρχει ξεκάθαρος νικητής, αλλά εξαρτάται από τις παραμέτρους του δικτύου (RTT, RTO και T MAX ). Γενικά το New Reno επωφελείται από μικρά bursts, ώστε να μην είναι υποχρεωμένο να επαναμεταδώσει μεγάλο αριθμό από segments σε περίπτωση burst loss. Άρα απαιτεί και μικρό T MAX (της τάξης των 4ms) που οδηγεί σε μικρά bursts. Αντίθετα το Reno TCP επωφελείται από μεγαλύτερα T MAX (της τάξης των 20ms).

32 Συμπεράσματα για την απόδοση του TCP πάνω από OBS Μέχρι στιγμής, έχουν γίνει ξεκάθαρες οι αδυναμίες του TCP πρωτοκόλλου όταν αυτό χρησιμοποιείται για τη μετάδοση δεδομένων πάνω από OBS δίκτυα. Πολλές από αυτές τις αδυναμίες οφείλονται στο ότι το TCP σχεδιάστηκε για packet-switched δίκτυα, που ακολουθούν μια εντελώς διαφορετική φιλοσοφία από το OBS. Μια θεμελιώδης διαφορά των packet switched δικτύων είναι ότι χρησιμοποιούν buffers, οι οποίοι είναι σε θέση να απορροφούν παροδικές αυξομοιώσεις τις κίνησης και υπερχειλίζουν μόνο όταν υπάρχει συμφόρηση στο δίκτυο. Η υπερχείλιση των buffers είναι η πιο σημαντική αιτία απώλειας πακέτων στα packet switched δίκτυα, και αποτελεί ένδειξη συμφόρησης, στην οποία το TCP πρωτόκολλο αντιδρά μειώνοντας στο μισό το παράθυρό του. Η απώλεια πολλαπλών πακέτων στο ίδιο round είναι ένδειξη σημαντικής συμφόρησης, το οποίο εκλαμβάνεται από το TCP σαν ανάγκη να μηδενίσει το παράθυρό του και να κάνει μια νέα εκτίμηση για το διαθέσιμο throughput. Οι παραπάνω υποθέσεις όμως δεν ισχύουν στα OBS δίκτυα, όπου έχουμε burst losses ακόμα και όταν δεν υπάρχει σοβαρή συμφόρηση, λόγω ανταγωνισμού μεταξύ των bursts. Μάλιστα, είναι πολύ πιθανό σε κάποιο χαμένο burst ένα fast flow να έχει εισάγει όλο το congestion window του, κάτι που θα το οδηγήσει σίγουρα σε ένα timeout event.

33 2 Ανάλυση μετάδοσης TCP κίνησης πάνω από OBS Δίκτυα Σε αυτή την ενότητα παρουσιάζεται μια εκτεταμένη ανάλυση της TCP κίνησης, όταν χρησιμοποιείται το OBS σαν τεχνολογία μετάδοσης. Ο στόχος είναι μέσω της ανάλυσης να προκύψει πώς μεταβάλλονται οι διάφορες παράμετροι απόδοσης όταν μεταβάλλονται οι παράμετροι της αρχιτεκτονικής OBS (και πιο ειδικά η παράμετρος T MAX ). Επίσης, μέσα από αυτή την ανάλυση θα προκύψουν συμπεράσματα και θα προταθούν τεχνικές για τη βελτίωση της τεχνολογίας OBS όσον αφορά τη μετάδοση TCP κίνησης. Συγκεκριμένα, θα προταθεί ένας νέος αλγόριθμος συναρμολόγησης ριπής ο οποίος τροποποιεί το κατώφλι συναρμολόγησης βάσει του TCP congestion window. Αν και στη βιβλιογραφία υπάρχουν αρκετές μελέτες απόδοσης για OBS δίκτυα, πολύ λίγες εστιάζουν στην κατανομή πακέτων και TCP συνόδων στις ριπές. Σε αυτό το σημείο θα εστιάζεται η μελέτη μας, παρουσιάζοντας τέτοιες κατανομές για διαφορετικές τιμές της παραμέτρου T MAX. Οι κατανομές προέκυψαν μέσω προσομοιώσεων, που πραγματοποιήθηκαν στον προσομοιωτή Network Simulator (ns-2). Ο Network Simulator χρειάστηκε να επεκταθεί γι αυτό το σκοπό, προκειμένου να μπορεί να προσομοιώσει ένα OBS δίκτυο. Σημαντική προσπάθεια απαιτήθηκε για τη βελτιστοποίηση των modules που προστέθηκαν στον ns, τα οποία υλοποιήθηκαν σε C++, ώστε να γίνει δυνατή η προσομοίωση εκατοντάδων TCP συνδέσων όπως προέβλεπαν τα πειραματικά μας σενάρια. Στη συνέχεια θα δούμε τις παραμέτρους και το μοντέλο δικτύου που χρησιμοποιήθηκαν στα πειράματα που εκτελέστηκαν. 2.1 Παράμετροι Προσομοίωσης Στα πειράματα που εκτελέστηκαν χρησιμοποιήθηκε το NSFnet δίκτυο κορμού 14 κόμβων, οι οποίοι διακρίθηκαν σε κόμβους κορμού και κόμβους περιφερειακούς (core/edge nodes) όπως φαίνεται στην Εικόνα 17. Το μοντέλο κίνησης που υιοθετήσαμε είναι συνθετικό (βασίζεται δηλαδή σε τυχαίες κατανομές) αλλά επιχειρήσαμε να είναι κατά το δυνατόν ρεαλιστικό, και να ανταποκρίνεται σε πραγματική χρήση του δικτύου. Βάσει του μοντέλου αυτού, σε κάθε περιφερειακό δρομολογητή του δικτύου κορμού φτάνουν TCP αιτήσεις σύνδεσης βάσει της κατανομής Poisson και μεταφέρουν ένα αρχείο με μέγεθος που ακολουθεί την Pareto κατανομή. Οι παράμετροι προσομοίωσης φαίνονται συγκεντρωτικά στον Πίνακα 1. Εικόνα 17: NSFNet backbone 14 κόμβων

34 Παράμετρος Προσομοίωσης Τιμή Παραμέτρου Τοπολογία Δικτύου NSFNet 14 κόμβων (8 core, 6 edge) Αριθμός Μηκών Κύματος 2 (1 κανάλι ελέγχου, 1 δεδομένων) Εύρος ζώνης ανά κανάλι 10 Gbps Ρυθμός Πρόσβασης Πελατών 100 Mbps Κατανομή Άφιξης TCP συνδέσεων Poisson, με λ=50 Κατανομή Μεγέθους του μεταδιδόμενου αρχείου Pareto, με minimum 50KB και μέση τιμή 700KB Χρόνος Προσομοίωσης 200s Πίνακας 1: Παράμετροι Προσομοίωσης. 2.2 Επίδραση της συναρμολόγησης ριπών στην κατανομή πακέτων και ροών Σε αυτή την παράγραφο θα διερευνήσουμε πώς επηρεάζεται η κατανομή των πακέτων (ή TCP segments) και των ροών δεδομένων (ή TCP flows) από τη διαδικασία συναρμολόγησης ριπής. Για το σκοπό αυτό θα παρουσιαστούν τα πειραματικά δεδομένα που προέκυψαν από σειρά προσομοιώσεων στη μορφή γραφικών παραστάσεων. Στην Εικόνα 18 απεικονίζεται ο αριθμός των ενεργών TCP πηγών στο δίκτυο συναρτήσει του file size και της παραμέτρου T MAX. Ο αριθμός αυτός δεν είναι ελεύθερη παράμετρος της προσομοίωςης, αφού εξαρτάται κυρίως από το μέσο file size και το ρυθμό άφιξης TCP συνδέσεων. Όπως βλέπουμε στην Εικόνα 18 επηρεάζεται ελαφρά και από την παράμετρο T MAX. Επίσης στην Εικόνα 18 βλέπουμε το ρυθμό απώλειας ριπών, ο οποίος επίσης εξαρτάται από το φορτίο του δικτύου (αυξάνεται όταν αυξάνεται το file size και ο ρυθμός άφιξης των TCP πηγών). Στα πειράματα που ακολουθούν, χρησιμοποιούμε την τιμή 700KB για την παράμετρο file size, ενώ ο ρυθμός απώλειας ριπών κυμαίνεται στο 2%. Εικόνα 18: (α) Αριθμός ενεργών TCP πηγών ως προς το TCP file size, και (β) ο αντίστοιχος ρυθμός απώλειας ριπών Στο πρώτο πείραμα που πραγματοποιήθηκε, υπολογίστηκαν δύο κατανομές: Η κατανομή πυκνότητας πιθανότητας (PDF) του αριθμού των segments ανά ριπή καθώς και η αθροιστική κατανομή (CDF) του αριθμού διακριτών πηγών ανά ριπή. Οι δύο κατανομές που φαίνονται στην Εικόνα 19 υπολογίστηκαν βάσει όλων των ριπών που μεταδόθηκαν στο δίκτυο κατά τη διάρκεια της προσομοίωσης. Η Εικόνα 19 μας παρέχει μια διαίσθηση για το OBS δίκτυο που μελετάμε, αναφορικά με τον αριθμό των segments που θα χαθούν με κάθε χαμένη ριπή, αλλά και τον αριθμό των TCP πηγών που θα επηρεαστούν (π.χ. θα υποδιπλασιάσουν το παράθυρό τους). Επίσης μας δίνει μια διαίσθηση για το πώς επηρεάζεται το δίκτυό μας από τις διαφορετικές τιμές της παραμέτρου T MAX. Πιο συγκεκριμένα, στην εικόνα παρατηρούμε ότι για 1ms timers

35 κάθε ριπή περιέχει πακέτα από 2 κατά μέσο όρο διαφoρετικές TCP πηγές. Ο αριθμός αυξάνεται σε 4 και 6 πηγές κατά μέσο όρο για 5ms και 10ms timers αντίστοιχα.το συμπέρασμα είναι ότι ο μεγαλύτερος αριθμός segments που μεταδίδονται ανά ριπή όταν χρησιμοποιούνται μεγάλοι timers μεγιστοποιεί το DFL gain αλλά αντίστοιχα αυξάνει και τον αριθμό των πηγών που επηρεάζονται από μια απώλεια ριπής. Εικόνα 19: Κατανομή (α) πακέτων και (β) πηγών ανά μεταδιδόμενη ριπή Από τη Εικόνα 19 (α) προκύπτει ότι η αύξηση του T MAX δεν συνεπάγεται αναλογική αύξηση του αριθμού των segments που μεταφέρονται, καθώς αυτός εξαρτάται και από τα congestion windows των TCP πηγών. Έτσι για παράδειγμα ενώ ένας 10ms timer επιτρέπει σε μία πηγή με 100Mbps access rate να εισάγει μέχρι 121 segments στην ίδια ριπή, μόλις το 5% των ενεργών TCP πηγών έχουν cwnd > 120. Αυτό οφείλεται στον αρκετά υψηλό ρυθμό απώλειας ριπών (2%) ο οποίος έχει σαν αποτέλεσμα ένα μεγάλο ποσοστό πηγών να μεταβαίνει στη φάση slow start και το παράθυρό τους να μηδενίζεται. Έτσι, μέσω αυτής της ανάλυσης προκύπτει ότι ένα τόσο μεγάλο T MAX δεν έχει νόημα γι αυτό το δίκτυο αφού καθυστερεί ένα μεγάλο ποσοστό των TCP πηγών οι οποίες δε μπορούν να μεταδώσουν άλλα segments. Αντίθετα, ο 1ms timer που επιτρέπει σε μία πηγή να εισάγει μέχρι 13 segments ανά ριπή φαντάζει πιο κατάλληλος αφού βάσει των προσομοιώσεών μας ένα αρκετά υψηλό ποσοστό 33% των πηγών έχει cwnd >=13. Τέλος, σε αυτή τη σειρά πειραμάτων μετρήθηκε ο αριθμός των ριπών που απαιτούνται κατά μέσο όρο για να ολοκληρωθεί μια TCP σύνδεση καθώς και πόσες κατά μέσο όρο ριπές χάνονται κατά τη μετάδοση μίας TCP σύνδεσης (Εικόνα 20α και β). Οι μετρήσεις βασίστηκαν σε ένα τυχαία επιλεγμένο ζεύγος πηγών πηγήςπροορισμού. Τα πειραματικά δεδομένα απεικονίζονται με τη μορφή γραφικών παράστασων, στην Εικόνα 20 όπου βλέπουμε την CDF του αριθμού των ριπών που απαιτούνται για την ολοκλήρωση μιας TCP σύνδεσης, και τη CDF των αντίστοιχων χαμένων ριπών. Το συμπέρασμα είναι ότι ένας μικρός timer μπορεί να αυξήσει σημαντικά τον αριθμό των μεταδιδόμενων ριπών, αυξάνοντας την επιβάρυνση τπυ δικτύου. Αντίστοιχα, οι μικροί timers αυξάνονουν και τις χαμένες ριπές ανά TCP σύνδεση, οδηγώντας έτσι σε μικρότερο DFL gain.

36 Εικόνα 20: Κατανομή (α) αριθμού πηγών για την ολοκλήρωση ενός TCP session και (β) αριθμός χαμένων ριπών ανά session. Επειδή ο αριθμός των ριπών αυξάνεται αναλογικά με το μέγεθος του file size, και για να υπάρχει άμεση σύγκριση, στην Εικόνα 21 απεικονίζουμε το μέσο αριθμό μεταδιδόμενων και χαμένων ριπών ανά TCP σύνδεση, συναρτήσει του TCP file size. Έτσι βλέπουμε για παράδειγμα ότι ένα 2 MB αρχείο χρειάζεται 3.5 φορές περισσότερες ριπές να μεταφερθεί αν χρησιμοποιηθεί ο 1ms timer σε σχέση με τον 5ms timer, αφού τότε όπως είδαμε στην Εικόνα 21 το 80% των των ριπών μεταφέρουν μέχρι 13 segments της ίδιας πηγής. Όμως, οι μικροί timers έχουν το πλεονέκτημα της μικρής καθυστέρησης, που ευνοεί τις πηγές με μικρό congestion window. Στην επόμενη ενότητα θα εξετάσουμε πώς επηρεάζεται ένα συγκεκριμένο TCP flow από το burstification delay, βάσει του TCP congestion window. Εικόνα 21: (α) Αριθμός ριπών για την ολοκλήρωση ενός session, και (β) αριθμός χαμένων ριπών 2.3 Ανάλυση απόδοσης TCP πηγών Στη συγκεκριμένη ενότητα, θα εξετάσουμε ποσοτικά πώς μεταβάλλεται το throughput μιας TCP πηγής ανάλογα με το τρέχον congestion window και την τιμή της παραμέτρου T MAX. Το μέσο throughput μιας πηγής δεν είναι μια ρεαλιστική μετρική για την πραγματική της απόδοση. Γι αυτό στα αποτελέσματα που ακολουθούν περιλαμβάνεται το στιγμιαίο throughput, το variance καθώς και οι μέγιστες και ελάχιστες τιμές τυχαία επιλεγμένων TCP πηγών. Στην Εικόνα 22 (α) βλέπουμε τη γραφική παράσταση του μέσου throughput, και στην Εικόνα 22 (β) τη γραφική παράσταση του maximum - minimum throughput και variance ως προς την τιμή του T MAX. Παρατηρούμε ότι οι μεγάλες τιμές του T MAX οδηγούν σε μικρότερες τιμές μέσου και μέγιστου throughput, αλλά και σε μικρότερο variance αυξάνοντας τη δικαιοσύνη μεταξύ των TCP πηγών. Γενικότερα μια συγκεκριμένη τιμή του T MAX είναι βέλτιστη για μια κλάση TCP πηγών με κάποια κοινά χαρακτηριστικά και (κοινό RTT και κοινό

37 cwnd). Για παράδειγμα, TCP πηγές με μικρό TCP window (π.χ. πηγές που έχουν μεταβεί στη φάση slow start) ωφελούνται από μικρούς timers. Αυτό εξηγείται καλύτερα στο παράδειγμα που ακολουθεί. Εικόνα 22: (α) Μέση και (β) μέγιστη τιμή του throughput των TCP πηγών ως προς το T MAX Εικόνα 23: Εξέλιξη του Congestion Window 3 lossless TCP πηγών Στην Εικόνα 23 βλέπουμε πώς εξελίσσεται το congestion window από τρία lossless TCP flows, αν χρησιμοποιηθούν οι τρεις διαφορετικοί timers {1, 5, 10}ms. Και τα τρία flows έφτασαν το ίδιο maximum throughput των ~65Mbps. Όμως, στην περίπτωση του 1ms timer όπως βλέπουμε το παράθυρο αυξάνεται πολύ γρηγορότερα, και η πηγή φτάνει το maximum throughput σε χρόνο 0.194s. Αντίθετα όταν χρησιμοποιοείται ο 5ms ή ο 10ms timer αυτός ο χρόνος αυξάνεται στα 0.350s και 0.405s αντίστοιχα. Η εξήγηση είναι απλή αν σκεφτούμε τον τρόπο λειτουγίας του TCP πρωτοκόλλου. Η αύξηση του congestion window στη φάση slow start γίνεται εκθετικά, σε rounds. Στο πρώτο round ένα segment σέλνεται στον προορισμό, όταν επιστρέψει το ACK το παράθυρο διπλασιάζεται και 2 νέα segments στέλνονται, όταν επιστρέψουν τα ACKs το παράθυρο διπλασιάζεται εκ νέου κ.ο.κ. Επομένως, όσο μικρότερος είναι ο timer τόσο μικρότερη είναι και η διάρκεια του round, και άρα το παράθυρο αυξάνεται με μεγαλύτερο ρυθμό.

38 2.4 Αλγόριθμος συναρμολόγησης ριπής βασισμένος στο TCP παράθυρο Η ως τώρα ανάλυση έχει καταδείξει την αδυναμία των αλγόριθμων συναρμολόγησης ριπής που βασίζονται σε ένα σταθερό κατώφλι χρόνου, ίδιο για όλες τις TCP πηγές. Ένας πραγματικά βέλτιστος αλγόριθμος συναρμολόγισης ριπής θα πρέπει να λαμβάνει υπ όψιν του την τιμή του congestion window. Γι αυτό προτείνουμε ένα νέο πολλαπλών κλάσεων αλγόριθμο συναρμολόγησης ριπής, ο οποίος λαμβάνει υπ όψιν του την τιμή του congestion window των TCP πηγών. Η ιδέα είναι ότι η τιμή του congestion window μπορεί να λειτουργήσει σαν κριτήριο για την ποιότητα υπηρεσίας που απαιτεί η κάθε πηγή, και άρα βάσει αυτού γίνεται η κατηγοριοποίηση των TCP πηγών σε κλάσεις.οι TCP πηγές που ανήκουν στην ίδια κλάση (και έχουν κοινό προορισμό), τοποθετούνται στην ίδια ουρά συναρμολόγησης και άρα τα πακέτα τους συναρμολογούνται στις ίδιες ριπές. Μια υλοποίηση ενός αλγόριθμου συναρμολόγησης πολλαπλών κλάσεων που βασίζεται στο congestion window είναι η εξής: Έστω CW η τιμή του congestion window μιας TCP πηγής, και B, C κατώφλια στο μέγεθος του congestion window εκφρασμένο σε segments με B < C. Τότε η πηγή εισάγεται σε μια κατηγορία και της ανατίθεται ένα T assembly time ως εξής: 1ms, CW < B 5ms, B < CW < C T assembly time = 10ms, CW > C Έτσι, μια πηγή με παράθυρο μικρότερο από B segments χαρακτηρίζεται slow και τα πακέτα της συναρμολογούνται με 1ms timer, όταν το παράθυρο ξεπεράσει το κατώφλι B χαρακτηρίζεται medium και τα πακέτα της συναρμολογούνται με έναν 5ms timer και όταν ξεπεράσει τα C segments αναβαθμίζεται σε fast και πλέον χρησιμοποιεί τον 10ms timer. Στη συνέχεια παραθέτουμε πειραματικά δεδομένα για διαφορετικές τιμές των παραμέτρων B, C όπου προκύπτει ότι για το υπό μελέτη δίκτυο ότι τα ζεύγη τιμών B=16, C=64 και.β=32, C=128 εμφανίζουν πολύ καλή μέση απόδοση, που ξεπερνά τον απλό T MAX. Ιδανικά, οι βέλτιστες τιμές των παραμέτρων θα μπορούσαν να προκύπτουν από κάποιο αναλυτικό μοντέλο το οποίο θα λαβάνει υπ όψιν του τις ακριβείς παραμέτρους του δικτύου. Εμπειρικά όμως συνειδητοποιούμε ότι υπερβολικά μικρές τιμές του Β ή υπερβολικά μεγάλες τιμές του C (πάντα σε σχέση με τις παραμέτρους του δικτύου και κυρίως του ρυθμού απώλειας και του access rate) θα οδηγούσαν στην πράξη σε κλάσεις που θα χρησιμοποιούνταν σπάνια, με την πλειοψηφία των πηγών για παράδειγμα να κατατάσσονται στην κατηγορία medium. Στην προκείμενη περίπτωση τα πειράματα χαρακτηρισμού της κίνησης που προηγήθηκαν, μας έδωσαν μια ιδέα για τις ενδεδειγμένες τιμές των παραμέτρων B και C, οι οποίες επαληθεύτηκαν μέσω προσομοίωσης (βλέπε Εικόνα 24).

39 Εικόνα 24: Μέση τιμή και τυπική απόκλιση του throughput για διαφορετικές τιμές των παραμέτρων B, C.

40 3 Συγχρονισμός TCP πηγών στα OBS δίκτυα Το πρόβλημα του συγχρονισμού των TCP πηγών είναι ένα γνωστό πρόβλημα, που έχει παρατηρηθεί στα ηλεκτρονικά δίκτυα. Όταν συμβαίνει συγχρονισμός πολλών TCP πηγών, παρατηρείται η σχεδόν ταυτόχρονη αύξηση / μείωση στο TCP παράθυρο. Το αποτέλεσμα είναι ένα «πριωνωτό» προφίλ κίνησης το οποίο μπορεί να δημιουργήσει στιγμιαίες υπερφορτώσεις του δικτύου. Συγχρονισμός στα ηλεκτρονικά δίκτυα συμβαίνει μετά από την υπερχείλιση κάποιων buffers, όταν χάνονται πολλαπλά πακέτα από περισσότερες της μίας πηγές. Αν αυτές οι πηγές τυχαίνει να έχουν το ίδο RTT οι πιθανότητες να συγχρονιστούν είναι μεγάλες. Αναμένεται ο συγχρονισμός να αποτελεί πρόβλημα και στα OBS δίκτυα, αν και αυτά δε διαθέτουν buffers στον κορμό τους. Η συνάθροιση πακέτων από πολλές πηγές στην ίδια ριπή, καθώς και η αυξημένη πιθανότητα απώλειας ριπών είναι αυτά που οδηγούν σε συνθήκες συγχρονισμού στα OBS δίκτυα, και μάλιστα ενδεχομένως σε μεγαλύτερη έκταση συγκριτικά με τα ηλεκτρονικά δίκτυα. Η έκταση του φαινομένου εξαρτάται σε μεγάλο βαθμό από το ρυθμό απώλειας ριπών, και από τον αριθμό των διαφορετικών flows που συναθροίζονται σε μια ριπή. Στη συνέχεια του κεφαλαίου θα μελετηθεί σε βάθος το πρόβλημα του συγχρονισμού στα OBS δίκτυα, και θα προταθούν λύσεις για την αντιμετώπισή του. 3.1 Μέτρηση του φαινομένου του συγχρονισμού Ο συγχρονισμός μπορεί να μετρηθεί παρατηρώντας την εξέλιξη των παραθύρων των TCP πηγών. Εναλλακτικά, αν πρόκειται για πηγές με διαφορετικό RTT μπορεί να μετρηθεί το αθροιζόμενο throughput στην έξοδο του περιφερειακού δρομολογητή, ο οποίος πραγματοποιεί τη συναρμολόγηση ριπών. Οι δύο βασικές μετρικές που μας ενδιαφέρουν είναι το μέσο αθροιζόμενο throughput καθώς και η τυπική απόκλιση του αθροιζόμενου εύρους ζώνης. Η τυπική απόκλιση ποσοτικοποιεί τις διακυμάνσεις στο throughput, που είναι χαρακτηριστικό δείγμα συγχρονισμού. Για την ποσοτικοποίηση της τυπικής απόκλισης ορίζεται μια νέα μετρική συγχρονισμού, ως εξής: Παίρνουμε δείγματα από το congestion window κάθε TCP πηγής ανά σταθερά χρονικά διαστήματα, και συμπεραίνουμε ποιες πηγές είχαν απώλεια πακέτου στο χρονικό παράθυρο ανάμεσα σε δύο διαδοχικές δειγματοληψίες. Αθροίζουμε τον αριθμό των πηγών που είχαν τουλάχιστον ένα χαμένο πακέτο σε ένα χρονικό παράθυρο (N di ). Στη συνέχεια διαιρούμε με το γινόμενο του αριθμού των χρονικών παράθυρων που παρουσιάστηκε τουλάχιστον μια απώλεια πακέτου (Ns di) επί τον αριθμό των πηγών (N F ). Δηλαδή, η μετρική του συγχρονισμού ορίζεται ως εξής: N di i I = N * Ns F i di Εμπειρικά, η μετρική του συγχρονισμού εκφράζει τι ποσοστό κατά μέσο όρο των πηγών είχαν απώλειες στο ίδιο χρονικό παράθυρο. Αν όλες οι πηγές έχουν πάντα απώλειες στο ίδιο χρονικό παράθυρο, τότε η μετρική του συγχρονισμού παίρνει την μέγιστη τιμή 1.0, που υποδηλώνει πλήρη συγχρονισμό. 3.2 Πειραματική μελέτη του φαινομένου του συγχρονισμού Σε αυτή την ενότητα θα μελετηθούν τα ιδιαίτερα χαρακτηριστικά του συγχρονισμού μέσω προσομοιώσεων στον Network Simulator (ns-2). Για αυτές τις

41 προσομοιώσεις χρησιμοποιήθηκε ένα απλό πειραματικό σενάριο με δύο OBS περιφερειακούς δρομολογητές και πολλαπλές TCP πηγές συνδεδεμένες στον καθένα. Οι OBS περιφεριακοί δρομολογητές υλοποιούν μια παραλλαγή του βασισμένου σε χρονικά κατώφλια αλγόριθμο συναρμολόγησης ριπών. Οι TCP πηγές υλοποιούν το SACK TCP πρωτόκολλο και τροφοδοτούνται με σταθερή ροή κίνησης (CBR traffic). Στα πειράματα που έγιναν προσομοιώθηκαν τρεις στρατηγικές συναρμολόγησης ριπής πολλαπλών κλάσεων υπηρεσίας. Μόνο τα πακέτα των πηγών που ανήκουν στην ίδια κλάση υπηρεσίας ενός περιφερειακού δρομολογητή, τοποθετούνται στην ίδια ουρά συναρμολόγησης. Οι στρατηγικές συναρμολόγησης ριπής που προσομοιώθηκαν είναι οι εξής: Per Flow (PF): Χρησιμοποιεί μια ουρά συναρμολόγησης ανά TCP πηγή, καταργώντας τη συνάθροιση πακέτων από διαφορετικές πηγές στην ίδια ριπή. Είναι η θεωρητικά βέλτιστη στρατηγική για την αντιμετώπιση του συγχρονισμού, που θα χρησιμεύσει σαν σημείο αναφοράς για την αξιολόγηση των υπόλοιπων στρατηγικών. Όμως δεν έχει πρακτική αξία καθώς η υλοποίησή της θεωρείται ανέφικτη, λόγω του τεράστιου αριθμού TCP πηγών που υπάρχουν σε ένα πραγματικό δίκτυο. Multi Queue (MQ): Χρησιμοποιεί ένα σταθερό αριθμό ουρών, ανεξαρτήτως του αριθμού των TCP πηγών. Η ανάθεση των πηγών στις ουρές γίνεται είτε με σταθερή ανάθεση (SMQ) όπου ένα flow id πάντα τοποθετείται στην ίδια ουρά, είτε με δυναμική ανάθεση (DMQ) που συνυπολογίζονται και άλλα κριτήρια. Mixed Flow (MF): Πρόκειται για το γνωστό αλγόριθμο T MAX που χρησιμοποιεί μία ουρά ανά ζεύγος περιφεριακών δρομολογητών. Οι Εικόνα 25α και β απεικονίζουν το αθροιζόμενο throughput για διαφορετικό αριθμό πηγών N F = {10, 15, 25} πηγές στις περιπτώσεις των MF και PF στρατηγικών. Παρατηρούμε ότι στην PF στρατηγική το αθροιζόμενο throughput έχει ένα σχεδόν επίπεδο προφίλ, σε αντίθεση με την MF στρατηγική που εμφανίζει ένα ξεκάθαρα πριωνωτό προφίλ. Ειδικά για N F = 25 οι διακυμάνσεις γίνονται πιο απότομες, αφού αντίστοιχα αυξάνεται και ο αριθμός των πηγών που επηρεάζονται από μια απώλεια ριπής. Συγκεκριμένα, όπως προκύπτει από την Εικόνα 26 που απεικονίζει την κατανομή των πηγών σε ριπές, για N F = 25 το 30% των ριπών περιέχει πακέτα από όλες τις πηγές. Αυτό το ποσοστό κρίνεται ως ιδιαίτερα υψηλό, και εξηγεί τα υψηλά επίπεδα συγχρονισμού που οδηγούν σε μια εκρηκτική χρησιμοποίηση της χωρητικότητας. Το συμπέρασμα είναι δηλαδή ότι ο μεγάλος αριθμός διαφορετικών πηγών στην ίδια ριπή οδηγεί σε συγχρονισμό. Στην επόμενη ενότητα θα παρουσιαστεί μια μέθοδος για την αντιμετώπιση αυτού του φαινομένου.

42 Εικόνα 25: Αθροιζόμενο throughput για NF={10, 15, 25} και για στρατηγικές συναρμολόγησης (α) PF και (β) MF. Εικόνα 26: Κατανομή TCP πηγών σε ριπές δεδομένων. 3.3 Στρατηγική συναρμολόγησης SMQ Μια πρώτη προσέγγιση για την αντιμετώπιση του συγχρονισμού, που αποσκοπεί στην μείωση των TCP πηγών που συναρμολογούνται στην ίδια ριπή. Η συγκεκριμένη στρατηγική χρησιμοποιεί πολλές ουρές για το ίδιο ζεύγος πηγής-προορισμού, ενώ η ανάθεση μιας πηγής σε μια ουρά γίνεται βάσει του flow id. Έτσι, σε ένα σύστημα με n ουρές μια πηγή με flow id k θα τοποθετηθεί στην ουρά n % k. Η Εικόνα 27 δείχνει το αθροιζόμενο throughput για τη στρατηγική SMQ, για n=2. Παρατηρούμε ότι σε σχέση με την Εικόνα 26 (β) η μείωση της εκκρηκτικότητας την TCP παραθύρων είναι εμφανής, ιδιαίτερα στην περίπτωση των 25 πηγών και τείνει στη συμπεριφορά της PF στρατηγικής, που απεικονίζεται στην Εικόνα 26 (α).

43 Εικόνα 27: Αθροιζόμενο throughput για NF={10, 15, 25} για στρατηγική συναρμολόγησης SMQ Για την παιρετέρω ανάδειξη των διαφορών στο συγχρονισμό θα καταφύγουμε σε μια πιο αντικειμενική μετρική σύγκρισης, που είναι η μέση τιμή και η τυπική απόκλιση του αθροιζόμενου throughput για τις τρεις στρατηγικές MF, PF και SMQ. Οι Εικόνα 28 (α) και (β) απεικονίζουν τα αποτελέσματα για N F = {10, 15, 25}. Βλέπουμε ότι ενώ το μέσο αθροιζόμενο throughput είναι παρόμοιο και για τις τρεις στρατηγικές, η τυπική απόκλιση διαφέρει σημαντικά. Η τυπική απόκλιση του αθροιζόμενου throughput αναπαριστά την εκκρηκτικότητα της κίνησης, και είναι πολύ μεγαλύτερη στην MF στρατηγική απ ότι στην SMQ και την MF στρατηγική. Μάλιστα, στην MF στρατηγική η τυπική απόκλιση αυξάνεται με την αύξηση του αριθμού των πηγών. Αντίθετα στην PF στρατηγική η τυπική απόκλιση είναι σταθερή, ενώ στην SMQ στρατηγική αυξάνεται πολύ πιο ομαλά. Εικόνα 28: (α) μέσο αθροιζόμενο throughput και (β) τυπική απόκλιση ως προς τον αριθμό των TCP πηγών 3.4 Συγχρονισμός σε μεγάλα δίκτυα Έχοντας παρουσιάσει τις βασικές αρχές που διέπουν το φαινόμενο του συγχρονισμού, θα ακολουθήσει αξιολόγηση του φαινομένου σε μεγάλα δίκτυα κορμού, με εκατοντάδες ενεργές TCP πηγές. Τα πειράματα εκτελέστηκαν στο NSFnet δίκτυο κορμού 14 κόμβων, οι οποίοι διακρίθηκαν σε κόμβους κορμού και κόμβους περιφερειακούς (core/edge nodes). Το μοντέλο κίνησης που χρησιμοποιήθηκε, προβλέπει σε κάθε περιφερειακό δρομολογητή του δικτύου κορμού να φτάνουν TCP αιτήσεις σύνδεσης βάσει της κατανομής Poisson και να μεταφέρουν ένα αρχείο με μέγεθος που ακολουθεί την Pareto κατανομή με μέση τιμή 4MB. Σταθερές στα

44 πειράματα που εκτελέστηκαν ήταν η χωρητικότητα των γραμμών που ορίστηκε 10Gbps, ο ρυθμός πρόσβασης των πηγών που ορίστηκε στα 100Mbps, ο ρυθμός άφιξης των πηγών στις 50 πηγές/second και η παράμετρος T MAX στα 3ms. Αυτό το σύνολο παραμέτρων οδηγεί σε ~2000 ενεργές πηγές στο δίκτυο, και ένα ρυθμό απώλειας ριπών 2%. Η Εικόνα 29 (α) απεικονίζει το αθροιζόμενο throughput για τις στρατηγικές MF και SMQ για όλες τις TCP πηγές ενός τυχαίου ζεύγους περιφερειακών δρομολογητών πηγής-προορισμού, το οποίο λειτουργεί σαν το απόλυτο κριτήριο συγχρονισμού. Η εκκρηκτικότητα της κίνησης για τη στρατηγική MF είναι προφανής. Η τυπική απόκλιση μετρήθηκε 61.1 για τη στρατηγική MF, και 54 για τη στρατηγική SMQ. Αντίστοιχα, η μετρική συγχρονισμού μετρήθηκε 0.26 και Παρατηρούμε λοιπόν ότι σε μεγάλα δίκτυα όπου ο αριθμός των πηγών είναι μεγάλος, το φαινόμενο του συγχρονισμού είναι ακόμα πιο σοβαρό. Βασικό μας συμπέρασμα ήταν ότι καθοριστικός παράγοντας συγχρονισμού είναι η κατανομή των TCP πηγών στις ριπές. Όταν οι ίδιες πηγές συναρμολογούνται μαζί στις ίδιες ριπές, αυτό οδηγεί σε ταυτόχρονες απώλειες πακέτων και άρα σε συγχρονισμό των πηγών. Ο δεύτερος καθοριστικός παράγοντας συγχρονισμού είναι ο ρυθμός απώλειας ριπών. Η συνεισφορά του στο φαινόμενο του συγχρονισμού αξιολογήθηκε μεταβάλλοντας τεχνητά το ρυθμό απώλειας ριπών σε κάθε κύκλο προσομοίωσης και υπολογίζοντας τη μετρική συγχρονισμού. Ο ρυθμός απώλειας ριπών μεταβάλλεται σε κάθε πείραμα, εισάγοντας μερική, ή καθόλου δυνατότητα μετατροπής μήκους κύματος. Στον Πίνακα 2 παρουσιάζεται ένας συγκεντρωτικός πίνακας Εικόνα 29: Αθροιζόμενο throughput για στρατηγικές συναρμολόγησης MF και SMQ 3.5 Στρατηγική συναρμολόγησης DMQ Για την πιο αποτελεσματική αντιμετώπιση του φαινομένου του συγχρονισμού, σε αυτή την παράγραφο προτείνεται μια δυναμική στρατηγική συναρμολόγησης ριπής. Η στατική μέθοδος συναρμολόγησης δεν είναι αρκετά αποτελεσματική, καθώς απαιτεί ένα σχετικά μεγάλο αριθμό ουρών για την αντιμετώπιση του συγχρονισμού. Αυτό συμβαίνει γιατί τίποτα δεν αποτρέπει τις πηγές που ανήκουν στην ίδια ουρά να συγχρονιστούν, επομένως ένας μικρός αριθμός πηγών ανά ουρά γίνεται ανεκτός. Στη δυναμική στρατηγική που προτείνεται, ο αριθμός των ουρών είναι ανεξάρτητος από τον αριθμό των πηγών. Στόχος είναι να μη συναρμολογούνται τα πακέτα των ίδιων πηγών στις ίδιες ριπές. Αυτή η στρατηγική αναμένεται να αποσυγχρονίσει δύο πηγές που έτυχε να συγχρονιστούν (π.χ. λόγω ενός ταυτόχρονου time-out event). Οι πηγές αντιστοιχίζονται στις ουρές συναρμολόγησης μέσω μιας στρατηγικής ανάθεσης, η

45 οποία μπορεί να λειτουργεί είτε προληπτικά είτε εκ των υστέρων. Στην εκ των υστέρων στρατηγική αποφεύγεται η συναρμολόγηση δύο πηγών που είχαν ταυτόχρονα απώλεια πακέτου στην ίδια ριπή. Στην προληπτική στρατηγική, η ανάθεση μιας πηγής σε κάποια ουρά συναρμολόγησης γίνεται με την άφιξη του πρώτου πακέτου της πηγής στον περιφερειακό δρομολογητή και μένει σταθερή για όσο χρόνο διαρκεί η συναρμολόγηση της ριπής. Έτσι, αποφεύγεται πιθανή αναδιάταξη των TCP πακέτων. Επίσης, η πληροφορία κατάστασης που διατηρεί ο περιφερειακός δρομολογητής περιορίζεται στις πηγές που μετέδωσαν κάποιο πακέτο κατά τη διάρκεια συναρμολόγησης ριπής, η οποία μηδενίζεται με την μετάδοση της ριπής. Στα πειράματα που εκτελέστηκαν για την αξιολόγηση της στρατηγικής DMQ υλοποιήθηκε η προληπτική εκδοχή της στην απλούστερη μορφή της, όπου η ανάθεση των πηγών σε ουρές γίνεται με τυχαίο τρόπο. Η Εικόνα 30 απεικονίζει τις διακυμάνσεις στο αθροιζόμενο throughput όλων των TCP πηγών για ένα τυχαίο ζεύγος περιφερειακών δρομολογητών πηγής-προορισμού για τη στρατηγική DMQ με 2 και 4 ουρές. Είναι φανερό ότι η τυχαία ανάθεση πηγών σε ουρές μπορεί πραγματικά να τις αποσυγχρονίσει. Από τα αποτελέσματα που απεικονίζονται στον πίνακα 2 παρατηρούμε ότι η στρατηγικη DMQ ξεπερνά τη στρατηγική SMQ στην αντιμετώπιση του συγχρονισμού. Με τον ίδιο αριθμό ουρών, εμφανίζει σημαντικά μικρότερες τιμές τόσο στην τυπική απόκλιση του αθροιζόμενου throughput όσο και στη μετρική συγχρονισμού. Εικόνα 30: Αθροιζόμενο Throughput για στρατηγικές DMQ-2 και DMQ-4 Πίνακας 2: Απόδοση στρατηγικών συναρμολόγησης.

46 4 Υβριδική οπτική μεταγωγή ριπής Μια πολλά υποσχόμενη προσέγγιση στην τεχνολογία OBS είναι η τεχνολογία hybrid OBS, ή υβριδικη οπτική μεταγωγή ριπής, που συνδυάζει χαρακτηριστικά από άλλες βασικές αρχιτεκτονικές (Wavelength Routing, Optical Packet Switching, κλπ). Έτσι, συνδυάζονται τα πλεονεκτήματα από περρισσότερες της μίας αρχιτεκτονικές, και είναι εφικτή η παροχή διαφοροποιημένων υπηρεσιών QoS. Για παράδειγμα, η τεχνολογία wavelength routing μπορεί να χρησιμοποιηθεί για υψηλής προτεραιότητας δεδομένα, αφού εγγυάται την παράδοση των δεδομένων, ενώ η τεχνολογία OBS που δεν παρέχει εγγυήσεις μπορεί να χρησιμοποιηθεί για best-effort κίνηση. Σε γενικές γραμμές, στόχος των υβριδικών αρχιτεκτονικών είναι η μεταφορά ενός κατά το δυνατό μεγάλου μέρους του φόρτου εργασίας από το ηλεκτρονικό πεδίο στο οπτικό. Αυτό εμπεριέχει τα εξής βήματα, με σειρά αύξουσας δυσκολίας: (Α) Τα δεδομένα ενός πακέτου να στέλνονται από την πηγή στον προορισμό στο οπτικό πεδίο. (Β) Η πληροφορία της διεύθυνσης να διατηρείται στο οπτικό πεδίο (δηλαδή να μη μετατρέπεται στο ηλεκτρονικό πεδίο ώστε να αναζητηθεί σε κάποιο lookup table). (Γ) Η control πληροφορία να διατηρείται στο οπτικό πεδίο (π.χ. η δημιουργία του εικονικού κυκλώματος να γίνεται οπτικά). Το τελευταίο είναι το πιο δύσκολο να υλοποιηθεί, αφού απαιτεί την ύπαρξη οπτικού επεξεργαστή. Κάνοντας μια απόπειρα να κατηγοριοποιήσουμε τις υβριδικές αρχιτεκτονικές, μπορούμε να τις χωρίσουμε σε δυο μεγάλες ομάδες. Μοναδικής τεχνολογίας μεταγωγής: Σε αυτές τις αρχιτεκτονικές μετάγεται όλη η κίνηση με την ίδια τεχνολογία μεταγωγής. Σε λειτουργικό επίπεδο, αυτές ξεκινούν από μια βασική αρχιτεκτονική (π.χ. wavelength-routing) και την τροποποιούν, συνήθως παίρνοντας κάποια χαρακτηριστικά από μια άλλη βασική αρχιτεκτονική (π.χ. OPS). Το αποτέλεσμα είναι μια αρχιτεκτονική που συνδυάζει πλεονεκτήματα από δύο άλλες, και έχει βελτιωμένες επιδόσεις, ή και κόστος. Φυσικά, πολλές φορές δημιουργούνται παρενέργειες με αποτέλεσμα μια υβριδική αρχιτεκτονική να προκαλεί περισσότερα προβλήματα από όσα λύνει. Πολλαπλών τεχνολογιών μεταγωγής: Σε αυτή την κατηγορία υπάγονται όλες οι υβριδικές αρχιτεκτονικές που χρησιμοποιούν ταυτόχρονα δύο ή περισσότερες βασικές αρχιτεκτονικές για τη μεταγωγή της κίνησης. Έτσι υπάρχει η δυνατότητα παροχής διαφοροποιημένων υπηρεσιών μεταφοράς δεδομένων. Αυτές συνήθως διαφέρουν στο παρεχόμενο εύρος ζώνης, στην καθυστέρηση και γενικότητα στην ποιότητα υπηρεσίας, και έτσι είναι σε θέση να ικανοποιήσουν μια ευρεία γκάμα εφαρμογών. Συνήθως οι περιφερειακοί δρομολογητές επιλέγουν μια από αυτές τις υπηρεσίες για την εξυπηρέτηση μιας αίτησης, βασιζόμενοι στις απαιτήσεις των clients. Οι πόροι του δικτύου μοιράζονται στις διαφορετικές υπηρεσίες μεταφοράς με στατικό ή δυναμικό τρόπο. Ο συνδυασμός δύο διαφορετικών αρχιτεκτονικών μεταγωγής κατά κανόνα αυξάνει τη στατιστική πολυπλεξία, αλλά εισάγει την απαίτηση οι κόμβοι μεταγωγής να ικανοποιούν τις τεχνολογικές απαιτήσεις της πιο απαιτητικής αρχιτεκτονικής (π.χ. ο συνδυασμός WR και OBS εισάγει την απαίτηση γρήγορων οπτικών διακοπτών, που απαιτεί η τεχνολογία OBS). Στη συνέχεια θα παρουσιαστεί μια πρωτότυπη υβριδική οπτική αρχιτεκτονική συναρμολόγησης ριπής (Hybrid Optical Burst Switching, HOBS) η οποία ανήκει στην

47 κατηγορία των υβριδικών αρχιτεκτονικών πολλαπλών τεχνολογιών μεταγωγής. Συνδυάζει την τεχνολογία OBS και την τεχνολογία OCS σε μια ενοποιημένη μονάδα ελέγχου, και παρέχει διαφοροποιημένες υπηρεσίες. Η προτεινόμενη αρχιτεκτονική εκμεταλλεύεται την αχρησιμοποίητη χωρητικότητα των οπτικών κυκλωμάτων κατά τη φάση εγκατάστασης των OCS κυκλωμάτων για να μεταδώσει ριπές δεδομένων που ανήκουν σε μια κλάση υπηρεσίας χαμηλότερης προτεραιότητας. Έτσι, Ο όρος OCS χρησιμοποιείται για όλες τις περιπτώσεις εγκατάστασης ενός end-to-end μονοπατιού πριν τη μετάδοση των δεδομένων. Στην προτεινόμενη αρχιτεκτονική μας ενδιαφέρει κυρίως το Dynamic OCS, του οποίου τα εικονικά κυκλώματα είναι short-lived, και το two-way OBS που εμφανίζουν και το μεγαλύτερο ποσοστό αχρησιμοποίητης χωρητικότητας. Στα υψηλής χωρητικότητας δίκτυα κορμού που χρησιμοποιούν δυναμική εγκατάσταση οπτικών κυκλωμάτων, η κενή χρονική περίοδος πριν την εγκατάσταση των κυκλωμάτων είναι σημαντική και οδηγεί σε μη αποτελεσματική χρησιμοποίηση της χωρητικότητας. Για παράδειγμα, η μετάδοση ενός αρχείου 200KB πάνω από ένα 10Gb/s οπτικό κύκλωμα μήκους 1500 km που θα εγκατασταθεί με ένα πρωτόκολλο άμεσης δέσμευσης πόρων οδηγεί σε χρησιμοποίηση μόνο 57%. Στην προτεινόμενη υβριδική αρχιτεκτονική οι δύο βασικές αρχιτεκτονικές δεν ανταγωνίζονται για τους πόρους του δικτύου, ενώ παρέχεται διαφοροποιημένη ποιότητα υπηρεσίας (η υψηλής προτεραιότητας κίνηση μεταδίδεται μέσω OCS και η χαμηλής προτεραιότητας μέσω OBS). Τέλος, χρησιμοποιείται μόνο ένα SETUP μήνυμα σηματοδοσίας και για τις δύο αρχιτεκτονικές. Δηλαδή, το SETUP μήνυμα που μεταφέρει τη σηματοδοσία εγκατάστασης του οπτικού κυκλώματος, λειτουργεί και σαν το πακέτο ελέγχου κατά τη μετάδοση της ριπής. Στη συνέχεια παρουσιάζονται τα βασικά στοιχεία της αρχιτεκτονικής HOBS, τα μηνύματα σηματοδοσίας καθώς και μια εκτενής αξιολόγηση απόδοσης μέσω προσομoιώσεων. 4.1 Μοντέλο Δικτύου αρχιτεκτονικής HOBS Η προτεινόμενη αρχιτεκτονική HOBS σχεδιάστηκε για να εκμεταλευτεί τη μη αποτελεσματική αξιολόγηση της χωρητικότητας που παρατηρείται στα two-way πρωτόκολλα δρομολόγησης άμεσης δέσμευσης, όπως το RSVP. Στην Εικόνα 31(α) απεικονίζεται η διαδικασία δέσμευσης μονοπατιού σε ένα οπτικό δίκτυο οπτικής μεταγωγής κυκλώματος, και οι προκύπτουσες κενές περίοδοι. Συγκεκριμένα όταν μια αίτηση εγκατάστασης lightpath φτάνει σε έναν edge router s 0 για τον προορισμό s h, αυτός δημιουργεί ένα SETUP πακέτο και το στέλνει στον downstream γειτονικό του κόμβο που οδηγεί στον s h για να δεσμεύσει τους απαραίτητους πόρους. Το μονοπάτι που θα πρέπει να ακολουθήσει το SETUP πακέτο καθορίζεται μέσω μιας ακολουθίας αναγνωριστών (L 1, L 2, L h ) που αντιστοιχούν στις ακμές που θα πρέπει να διασχίσει το SETUP πακέτο ώστε να προωθηθεί από τον κόμβο s 0 στον κόμβο s h. Όταν ένας ενδιάμεσος κόμβος s i τη χρονική στιγμή t i λάβει το SETUP πακέτο, δεσμεύει κάποιο εξερχόμενο μήκος κύματος στον εξερχόμενο σύνδεσμο L i αμέσως. Ο ενδιάμεσος κόμβος s i γνωρίζει ότι τα WR-δεδομένα θα φτάσουν στο σύνδεσμο L i τουλάχιστον o s h μετά από μια round-trip καθυστέρηση ( T ). Στην HOBS αρχιτεκτονική ο κόμβος s RTT s i εκμεταλεύεται την αχρησιμοποίητη χωρητικότητα για τη μετάδοση best-effort δεδομένων. Παρόμοια, ο κόμβος s i+1 (όπως και κάθε ενδιάμεσος κόμβος στο μονοπάτι s 0 -s h ) λαμβάνοντας το setup πακέτο μπορεί να χρησιμοποιήσει τη χωρητικότητα της

48 o h γραμμής L i+1 επίσης για χρόνο s s T για τη μετάδοση δεδομένων χαμηλής RTT προτεραιότητας. Κατά τη διάρκεια αυτής της χρονικής περιόδου τα best effort δεδομένα εξάγονται από μια τοπική FIFO και εισάγονται στο lightpath που μόλις δημιουργήθηκε. Αν η διαδικασία εγκατάστασης του lightpath ήταν επιτυχής, και το setup μήνυμα φτάσει στον κόμβο προορισμού, ένα μήνυμα επιβεβαίωσης (ACK ) δημιουργείται και στέλνεται πίσω στην πηγή. Το ACK πακέτο ενημερώνει τους ενδιάμεσους κόμβους για την επιτυχημένη εγκατάσταση του lightpath. Κατά τη λήψη του ACK πακέτου, ο κόμβος s i ενημερώνεται ότι ολόκληρο το οπτικό μονοπάτι, μέχρι τον κόμβο s h έχει δημιουργηθεί. Από αυτή τη στιγμή, μπορεί να μεταδώσει με διαφάνεια ριπές στον τελικό προορισμό s h. Όμως, προκειμένου όλοι οι ενδιάμεσοι κόμβοι να μεταδώσουν μια ριπή στον προορισμό απαιτείται αυστηρός συγχρονισμός αυξάνοντας την πολυπλοκότητα της αρχιτεκτονικής. Επίσης, ο διαθέσιμος χρόνος που έχει ένας ενδιάμεσος κόμβος s i για τη μετάδοση best-effort πληροφορίας είναι σχετικά μικρός, o s i της τάξης του s T δηλαδή αρκετά μικρότερος από s s RTT T. Γι αυτό το λόγο η RTT συγκεκριμένη στρατηγική δε χρησιμοποιείται σε ο,τι ακολουθεί. Η προτεινόμενη στρατηγική απαιτεί ελαφρύ συγχρονισμό των ριπών σε επίπεδο o h s s T ενώ η πληροφορία για τη χρονοδρομολόγηση των ριπών (μέγεθος και χρόνος RTT άφιξης) μεταφέρεται στο SETUP μήνυμα της οπτικής μεταγωγής κυκλώματος. Αυτή είναι μια βασική διαφοροποίηση της προτεινόμενης αρχιτεκτονικής από την οπτική μεταγωγή ριπής, καθώς δεν χρησιμοποιεί ένα πακέτο ελέγχου για κάθε μεταδιδόμενη ριπή. Στην Εικόνα 31(β) βλέπουμε ένα παράδειγμα από τη λειτουργία της προτεινόμενης αρχιτεκτονικής: Ένας περιφερειακός δρομολογητής δημιουργεί ένα SETUP μήνυμα μετά από μια αίτηση εγκατάστασης lightpath και προσπελαύνει από ένα τοπικό buffer μία ριπή με προορισμό τον προορισμό του lightpath. Το μέγεθος και ο χρόνος εκκίνησης της ριπής αποθηκεύονται στο SETUP μήνυμα. Στη συνέχεια το SETUP μεταδίδεται προς τον προορισμό του, και μετά από χρονικό διάστημα Τ off μεταδίδεται και η ριπή. Ο ενδιάμεσος κόμβος s i λαμβάνει το SETUP και επεξεργάζεται τα πεδία του, ενώ προωθεί τη ριπή (ή ριπές) που ακολουθούν στο οπτικό πεδίο. Στη συνέχεια, μπορεί να προσθέσει στο τέλος τη δική του ριπή (ή ριπές) που κατευθύνονται στον προορισμό ή σε κάποιον άλλο ενδιάμεσο κόμβο του υπό εγκατάσταση μονοπατιού. o h

49 Εικόνα 31: (α) Χρονισμός και κενή χωρητικότητα κατά τη διαδικασία εγκατάστασης μονοπατιού, και (β) Παράδειγμα λειτουργίας της προτεινόμενης αρχιτεκτονικής Στην περίπτωση που η δέσμευση πόρων αποτύχει σε κάποιον ενδιάμεσο κόμβο, ένα REJECT πακέτο στέλνεται πίσω στην πηγή για να ενημερώσει για την αποτυχία. Τότε, η απώλεια best-effort ριπών είναι επιβεβλημένη, προκειμένου να εξασφαλιστεί ότι δε θα υπάρχει ανταγωνισμός ανάμεσα σε μια (χαμηλής προτεραιότητας) ριπή και τα υψηλότερης προτεραιότητας OCS δεδομένα. Η μετάδοση ριπών όταν η εγκατάσταση των οπτικών κυκλωμάτων επιτυγχάνει είναι εγγυημένη, όσο δεν ξεπερνιέται η κενή χωρητικότητα κατά τη διαδικασία εγκατάστασης. Στη συνέχεια, παρουσιάζονται τρεις διαφορετικές πολιτικές προώθησης δεδομένων για τα δεδομένα χαμηλής προτεραιότητας (τα οποία μεταδίδονται σε ριπές): Μετάδοση ριπών με κοινό προορισμό από τον δρομολογητή πηγής: Είναι η απλούστερη δυνατή περίπτωση, που περιγράψαμε παραπάνω. Για κάθε αίτηση εγκατάστασης lightpath, μόνο μια ριπή με δεδομένα χαμηλής προτεραιότητας δημιουργείται και στέλνεται από την πηγή στον ίδιο προρισμό με το lightpath. Μετάδοση ριπών με κοινό προορισμό από όλους τους ενδιάμεσους κόμβους: Σε αυτή την πολιτική, κάθε ενδιάμεσος κόμβος του οπτικού μονοπατιού που εγκαθίσταται μπορεί να προσθέσει μια ριπή με κοινό προορισμό με το lightpath. Οι νέες ριπές προστίθενται στο τέλος, και έτσι δημιουργείται ένα τραίνο ριπών που μετάγεται στο οπτικό πεδίο μέχρι τον προορισμό. Το SETUP μήνυμα ενημερώνεται σε κάθε ενδιάμεσο κόμβο με το αθροιζόμενο μέγεθος των ριπών. Μετάδοση ριπών από όλους τους ενδιάμεσους κόμβους σε οποιοδήποτε downstream κόμβο του υπό εγκατάσταση μονοπατιού. Είναι η πλέον πολύπλοκη περίπτωση, όπου κάθε κόμβος προσθέτει / τερματίζει ριπές προς / από οποιονδήποτε άλλο κόμβο του μονοπατιού. Η υλοποίηση απαιτεί πιο αυστηρό χρονοπρογραμματισμό, ενώ ο οπτικός πυρήνας μεταγωγής θα πρέπει να είναι σε θέση να τερματίζει κάποιες ριπές τοπικά, και να προωθεί τις υπόλοιπες στο οπτικό πεδίο. Οι λεπτομέρεις της σηματοδοσίας ελέγχου

50 αλλά και της αρχιτεκτονικής του οπτικού πυρήνα θα αναλυθούν στη συνέχεια. 4.2 Αρχιτεκτονική HOBS κόμβων Σε αυτή την ενότητα θα συζητηθεί μια κατάλληλη αρχιτεκτονική κόμβου για την υλοποίηση της αρχιτεκτονικής HOBS, ικανή να διαχειριστεί δύο κλάσεις κίνησης οπτικής μεταγωγής κυκλώματος και οπτικής μεταγωγής ριπής. Το πρόσθετο υλικό που απαιτείται, σε σχέση με μια κλασική αρχιτεκτονική οπτικής μεταγωγής κυκλώματος, είναι ένα set από 1x2 και 2x1 οπτικούς διακόπτες και ένα set από δέκτες και ρυθμιζόμενους πομπούς για την εισαγωγή και τον τερματισμό ριπών. Ένα μοντέλο της προτεινόμενης αρχιτεκτονικής βρίσκεται στην Εικόνα 32, και αφορά ένα κεντρικό δρομολογητή. Η περισσότερη «δουλειά» γίνεται στη μονάδα ελέγχου, όπου ένας agent υπολογίζει τα κενά χρονικά διαστήματα και λειτουργεί σαν timer, αρχικοποιώντας και τερματίζοντας τη διαδικασία μετάδοσης ριπών. Οι μονάδες που απαρτίζουν τον συγκεκριμένο agent είναι οι εξής: Χρονοπρογραμματιστής: Επεξεργάζεται τα SETUP μηνύματα, και συγκεκριμένα τις πληροφορίες που αφορούν τις ριπές (μέγεθος και χρόνος άφιξης). Λαμβάνοντας ένα τέτοιο μήνυμα ο χρονοπρογραμματιστής κάνει τα εξής: Θέτει τον οπτικό διακόπτη τερματισμού ριπών στην κατάσταση ON για τον τερματισμό των επερχόμενων ριπών, εφ όσον ο τρέχον κόμβος είναι ο τελικός προορισμός τους. Ο χρόνος άφιξης των ριπών είναι αποθηκευμένος στο SETUP μήνυμα. Θέτει τους οπτικούς διακόπτες τερματισμού και εισαγωγής στην κατάσταση OFF για να προωθήσει στο οπτικό πεδίο τις επερχόμενες ριπές στον επόμενο κόμβο του μονοπατιού. Θέτει τον διακόπτη εισαγωγής στην κατάσταση ON για να εισάγει νέες ριπές. Η εισαγωγή ριπών πραγματοποιείται μόνο αν δεν έχει ξεπεραστεί η διαθέσιμη αχρησιμοποίητη χωρητικότητα. Ουρά δεδομένων: Είναι μια ηλεκτρονική μνήμη αποθήκευσης για την OBS κίνηση που φτάνει από το δίκτυο πρόσβασης. Είναι οργανωμένη σαν μια VOQ, δηλαδή δημιουργείται μια FIFO ανά περιφερειακό δρομολογητή του οπτικού δικτύου κορμού.

51 Εικόνα 32: Αρχιτεκτονική υβριδικού HOBS κόμβου 4.3 Διαμόρφωση SETUP μηνύματος Για την υλοποίηση της προτεινόμενης αρχιτεκτονικής απαιτείται ένα ειδικά τροποποιημένο SETUP μήνυμα σηματοδοσίας. Εκτός από την εγκατάσταση του οπτικού κυκλώματος, το τροποποιημένο SETUP θα πρέπει να μεταφέρει και τις πληροφορίες για τις ριπές δεδομένων χαμηλής προτεραιότητας. Αυτές οι πληροφορίες αποθηκεύονται σε μια τριπλέτα (s, B, TO) για κάθε τέτοια ριπή μαζί με τα πεδία που αφορούν την εγκατάσταση lightpath. Το πεδίο s υποδεικνύει τον κόμβο προορισμού, το πεδίο Β το μέγεθος της ριπής και το πεδίο ΤΟ τη χρονική της απόστραση (Time Offset) από την αρχή του SETUP μηνύματος. Η Εικόνα 33 Δείχνει τη μορφή του SETUP στην περίπτωση (α) της μετάδοσης μίας ριπής στον προορισμό του lightpath (πολιτική προώθησης 1) και (β) της μετάδοσης πολλαπλών ριπών (πολιτικές 2 και 3). Η διαδρομή που θα ακολουθήσει το SETUP καταγράφεται σαν μια ακολουθία από αναγνωριστές συνδέσμων (L 1, L 2,... L h ). Στην πολιτική προώθησης και 2 υπάρχει μόνο μια τριπλέτα(s, B, TO) για όλες τις ριπές, όπου μάλιστα το s ταυτίζεται με τον προορισμό του SETUP και άρα είναι πλεονάζον. Στην πρώτη πολιτική μεταδίδεται μόνο μία ριπή από τον περιφερειακό δρομολογητή πηγής, η οποία προωθείται στο οπτικό πεδίο μέχρι τον προορισμό. Οι ενδιάμεσοι κόμβοι δεν εισάγουν ριπές, και άρα δεν προσθέτουν και κάποια σχετική πληροφορία στο SETUP. Στην πολιτική 2 κάθε ενδιάμεσος κόμβος μπορεί να προσθέσει μία ριπή με προορισμό ίδιο με τον προορισμό του Lightpath, και μία τριπλέτα με την αντίστοιχη πληροφορία ελέγχου. Στην πολιτική προώθησης 3, που κάθε ενδιάμεσος κόμβος μπορεί να προσθέσει μία ριπή προς οποιονδήποτε κόμβο του μονοπατιού, οι τριπλέτες με την πληροφορία ελέγχου οργανώνονται βάσει προορισμού, ως εξής:

52 Όπου οι δείκτες και εκθέτες υποδεικνύουν την πηγή και τον προορισμό της πηγής αντίστοιχα. Τα πεδία TO i j και B i j αναφέρονται στο χρόνο άφιξης και το μέγεθος της ριπής που ξεκίνησε από τον κόμβο πηγής s i με κόμβο προορισμού τον s j. Τα πεδία αυτά αξιοποιούνται από τους κεντρικούς δρομολογητές για τη ρύθμιση των διακοπτών εισαγωγής / εξαγωγής ριπών. Για παράδειγμα, ο κόμβος s i που λαμβάνει ένα SETUP επεξεργάζεται μόνο τη γραμμή s i [(B 0i,TO 0i ), (B 1i,TO 1i ),..., (B i-1i,to i-1i )] και βάσει αυτής ρυθμίζει τους διακόπτες για τον τερματισμό των ριπών με προορισμό τον ίδιο, και την προώθηση των ριπών με προορισμό κάποιο άλλο κόμβο του μονοπατιού. Αν θέλει ο s i μπορεί να προσθέσει τις δικές του ριπές στο τέλος (εφ' όσον υπάρχει κενή χωρητικότητα). Τότε θα πρέπει να προσθέσει και τα κατάλληλα πεδία στο SETUP, που θα είναι κάπως έτσι: s i [(B i i+1,to i i+1 ), (B i i+2,to i i+2 ),..., (B ih,to ih ). Εικόνα 33: Μορφή του HOBS SETUP μηνύματος 4.4 Αξιολόγηση απόδοσης αρχιτεκτονικής HOBS Η απόδοση της αρχιτεκτονικής HOBS αξιολογήθηκε μέσω προσομοιώσεων, που πραγματοποιήθηκαν με τον Network Simulator (ns-2). Στον ns-2 υλοποιήθηκε η σηματοδοσία ελέγχου και η αρχιτεκτονική μεταγωγής που περιγράψαμε στην προηγούμενη ενότητα, με σκοπό να αξιολογηθεί πόσο αποδοτικά αξιοποιείται η κενή χωρητικότητα από την αρχιτεκτονική HOBS. Σε ο,τι ακολουθεί, η κίνηση του δικτύου διακρίνεται σε δύο κλάσεις: την OCS κίνηση που μεταδίδεται πάνω από οπτικά κυκλώματα που εγκαθίστανταιμέσω κάποιου two-way πρωτοκόλλου και την OBS κίνηση που μεταδίδεται μέσω κάποιου one-way πρωτοκολόλλου χωρίς εγγυήσεις στην ποιότητα υπηρεσίας. Η μελέτη απόδοσης της HOBS αρχιτεκτονικής εστιάζει στην απόδοση της OBS κίνησης, και συγκεκριμένα στο μέσο bit-rate και burst-rate που μπορεί να επιτευχθεί, καθώς και το ποσοστό απώλειας ριπών και τη μέση καθυστέρηση μετάδοσης μιας ριπής. Η απόδοση της HOBS αρχιτεκτονικής εξαρτάται από το φορτίο του δικτύου, και συγκεκριμένα από το ρυθμό άφιξης αιτήσεων εγκατάστασης οπτικών κυκλωμάτων. Όσο περισσότερες είναι οι αιτήσεις που φτάνουν, τόσο περισσότερες είναι και οι κενές περίοδοι οι οποίες αξιοποιούνται για τη μετάδοση ριπών. Στη συνέχεια θα μελετηθεί

53 μέσω προσομοιώσεων η απόδοση των τριών πολιτικών προώθσης που έχουν παρουσιαστεί σε προηγούμενη ενότητα, διατηρώντας σταθερό το ρυθμό άφιξης αιτήσεων. Οι προσομοιώσεις πραγματοποιήθηκαν στην τοπολογία του NSFnet δικτύου κορμού 14 κόμβων. Όλοι οι σύνδεσμοι του δικτύου θεωρήθηκαν δύο κατευεθύνσεων με W μήκη κύματος, και 10 Gbps χωρητικότητα ανά μήκος κύματος. Η κίνηση ανάμεσα σε κάθε ζεύγος πηγής-προορισμού μοντελοποιήθηκε με δύο πηγές κίνησης. Η μία πηγή κίνησης παράγει τις αιτήσεις εγκατάστασης lightpaths για μετάδοση της OCS κίνησης υψηλής προτεραιότητας, και η άλλη παράγει τις ριπές της OBS κίνησης χαμηλής προτεραιότητας. Η πηγή OCS κίνησης μοντελοποιείται με μια Poisson διαδικασία, με μέσο ρυθμό άφιξης λ OCS και εκθετικά κατανεμημένη διάρκεια, με μέση τιμή 1/μ = 100msec. Η πηγή OBS κίνησης μοντελοποιείται βάσει μιας Pareto διαδικασίας, με μέσο ρυθμό άφιξης λ OBS και μέσο μέγεθος 1MB. Στα πειράματα που εκτελέστηκαν ο ρυθμός άφιξης λ OBS μεταβάλλεται ανάλογα με την τιμή της τιμής p burstsize *8 [0,1] με λ =, όπου η παράμετρος ρ εκφράζει το φορτίο της OBS access _ rate * p κίνησης. Διευκρινιστικά αναφέρουμε ότι ο ρυθμός απώλειας ριπών στον κορμό ακολουθεί το ρυθμό απώλειας των OCS αιτήσεων, που είναι 1%. Αυτό συμβαίνει γιατί ένα χαμένο SETUP οδηγεί σε απώλεια των ριπών που ακολουθούν. Όμως, οι περισσότερες ριπές χάνονται λόγω υπερχείλισης των buffers ή εκπνοής του ορίου αναμονής των ριπών στους buffers μέχρι να φτάσει κάποιο κατάλληλο SETUP. Στα πειράματα που πραγματοποιήθηκαν οι buffers είχαν μέγεθος 1GB, ενώ το όριο εκπνοής τέθηκε στα 0,7 sec. Ο χρόνος επεξεργασίας διατηρήθεκε σταθερός στα 10ms, και είναι και η ελάχιστη επιτρεπόμενη απόστασαση μεταξύ των ριπών. Τέλος, έγινε η υπόθεση ότι όλα τα μήκη κύματος των συνδέσμων είναι σε θέση να μεταφέρουν best effort κίνηση, και ότι υπάρχει μια διεπαφή δικτύου για κάθε Ο/Ε μετατροπή για κάθε μήκος κύματος, ώστε να μην τίθεται θέμα ανταγωνισμού. 4.5 Πειραματική αξιολόγηση πολιτικών προώθησης Σε αυτή την παράγραφο θα μελετηθεί η απόδοση των τριών πολιτικών προώθησης. Η Εικόνα 34 ως προς το ρυθμό άφιξης ριπών λ OBS, για W=8 μήκη κύματος και λ OCS = 30 αιτήσεις / sec. Παρατηρούμε ότι η πολιτική 1 έχει τη χειρότερη απόδοση έχοντας μεγαλύτερο ρυθμό απώλειας χειρότερης περίπτωσης (17.5%) και μεγαλύτερη καθυστέρηση από τις άλλες δύο. Την καλύτερη απόδοση παρουσιάζει η πολιτική 3. Οι διαφορές στην απόδοση οφείλονται στο χρόνο αναμονής των ριπών στις ουρές μέχρι να βρεθεί κάποιο κατάλληλο SETUP μήνυμα. Ο χρόνος αυτός είναι μεγαλύτερος π.χ. στην πολιτική 1, λόγω της απαίτησης να βρεθεί κάποιο SETUP με πηγή τον κόμβο που αποθηκεύει την ριπή και προορισμό τον προορισμό του lightpath. Οι διαφορές είναι μικρότερες ανάμεσα στην πολιτική 2 και 3, αν και η τελευταία επιτρέπει ο προορισμός να είναι ένας οποιοσδήποτε κόμβος του οπτικού μονοπατιού. Η εξήγηση είναι ότι η πολιτική 2 είναι ήδη σε θέση να εκμεταλευτεί σχεδόν το σύνολο της κενής χωρητικότητας, με αποτέλεσμα η χρήση της αρκετά πιο πολύπλοκης πολιτικής 3 να μην δίνει σημαντικά μικρότερο ρυθμό απώλειας ριπών Οι διαφορές στην καθυστέρηση είναι πολύ πιο ξεκάθαρες από τις διαφορές στο throughput, με την πολιτική 3 να έχει σχεδόν τη μισή καθυστέρηση σε σχέση με την πολιτική 1, και την πολιτική 2 να είναι περίπου 40% χειρότερη από την πολιτική 3. Αυτό το αποτέλεσμα ήταν αναμενόμενο, καθώς η καθυστέρηση μετάδοσης μιας ριπής κυριαρχείται από το χρόνο αναμονής της στη FIFO, μέχρι να βρεθεί το κατάλληλο SETUP. Οι περισσότερες ευκαιρίες που έχουν οι ριπές να μεταδοθούν στην πολιτική 3, οδηγεί σε σημαντικά μικρότερη καθυστέρηση. Τέλος, το μέγιστο throughput που

54 μπορεί να επιτευχθεί στις πολιτικές 2 και 3 στο μέγιστο φορτίο αγγίζει τα 270Mbps ανά ζεύγος πηγής-προορισμού, και τα 200Mbps στην πολιτική 1 αλλά με σχετικά αυξημένο ρυθμό απώλειας, πάνω από 10%. Εικόνα 34: Σύγκριση απόδοσης των τριών πολιτικών συναρμολόγησης, ως προς: (a) ρυθμό απώλειας, (b) Χρόνο αναμονής στην ουρά, (c) Throughput και (d) ρυθμός αποστολής ριπών Στη συνέχεια μελετήθηκε η αποδοτικότητα της αρχιτεκτονικής HOBS, αναφορικά με το βαθμό αξιοποίησης της κενής χωρητικότητας. Για το σκοπό αυτό μετρήθηκε το μέσο μέγεθος της ακολουθίας ριπών που μεταδίδονται με ένα SETUP μήνυμα. Προέκυψε ότι το μέσο μέγεθος ήταν για τις τρεις πολιτικές 10, 14 και 15 MB αντίστοιχα, τη στιγμή που η μέση κενή χωρητικότητα για όλα τα ζεύγη κόμβων πηγήςπροορισμού μετρήθηκε στα 32 MB κατά μέσο όρο. Επομένως, η προτεινόμενη αρχιτεκτονική είναι σε θέση να εκμεταλευτεί την κενή χωρητικότητα σε ποσοστό έως 50%. Για την παιρετέρω διερεύνηση του όγκου της OBS κίνησης που μεταδίδεται με την αρχιτεκτονική HOBS, υπολογίστηκε η η κατανομή πυκνότητας πιθανότητας (PDF) του συνολικού μεγέθους των ριπών που μεταδίδονται μαζί με ένα SETUP και απεικονίζεται στην Εικόνα 35. Φαίνεται ότι στο 90% των περιπτώσεων μεταδίδονται τουλάχιστον 30 ριπές δεδομένων χαμηλής προτεραιότητας. Μάλιστα, η κατανομή στην περίπτωση της πολιτικής 3 έχει πολύ μεγαλύτερη «ουρά», και ένα μικρό ποσοστό SETUP (0.4%) μεταφέρουν μέχρι και 60MB δεδομένων χαμηλής προτεραιότητας.

55 Εικόνα 35: Κατανομή αριθμού ριπών ανά SETUP, για τις πολιτικλες #1 και # Εξαρτήσεις απόδοσης Σε ο,τι ακολουθεί μελετήθηκε η επίδραση διαφόρων παραμέτρων του δικτύου στην απόδοση της αρχιτεκτονικής HOBS. Βασικές παράμετροι που μελετήθηκαν είναι η παράμετρος λ OCS, και ο αριθμός των μηκών κύματος ανά σύνδεσμο W. Τα αποτελέσματα αφορούν τις πολιτικές 2 και 3, που έχουν παρόμοια απόδοση. Η Εικόνα 36 δείχνει το ρυθμό απώλειας ριπών και τη μέση καθυστέρηση για λ OCS = {8, 12, 16, 20, 30} αιτήσεις / second και WL = 8. Είναι φανερό ότι η αύξηση του λ OCS οδηγεί σε σημαντική μείωση του ρυθμού απώλειας και της καθυστέρησης. Αυτό ήταν αναμενόμενο, αφού η αύξηση του ρυθμού άφιξης αυξάνει τις κενές περιόδους και άρα την αχρησιμοποίητη χωρητικότητα που εκμεταλεύεται η αρχιτεκτονική HOBS για τη μετάδοση ριπών. Εικόνα 36: Εξάρτηση απόδοσης από τον ρυθμό άφιξης αιτήσεων (λ OCS) Τέλος, μελετήθηκε η επίδραση του αριθμού των μηκών κύματος (WL) στην απόδοση. Η Εικόνα 37 δείχνει τα αποτελέσματα για WL = {2, 4, 6, 8, 12} διαθέσιμα μήκη κύματος ανά γραμμή. Παρατηρούμε ότι η πιθανότητα απόρριψης των WRαιτήσεων μειώνεται ελαφρώς όταν μεταβαίνουμε από το WL=4 στο WL=14, ενώ από το WL=2 σε 4 το κέρδος είναι μεγαλύτερο. Η ίδια επίδραση παρατηρείται και στην απ άκρη σ άκρη καθυστέρηση. Προκύπτει ότι η επίδραση του WL είναι σχετικά αδύναμη, και αυτό οφείλεται στο ότι επηρεάζει έμμεσα την απόδοση, επιτρέποντας ένα μεγαλύτερο ποσοστό SETUP μηνυμάτων (και άρα και ριπών χαμηλής προτεραιότητας) να γίνεται αποδεκτό. Βάσει των πειραματικών αποτελεσμάτων, προκύπτει όρτι η προτεινόμενη αρχιτεκτονική είναι σε θέση να εκμεταλευτεί αποδοτικά την αχρησιμοποίητη χωρητικότητα που προκύπτει κατά την εγκατάσταση των οπτικών κυκλωμάτων. Για το NSF δίκτυο που προσομοιώθηκε, αυτό μεταφράζεται σε κατά μέσο όρο 12 MB ανά

56 αίτηση σύνδεσης, που είναι ένα σημαντικό κέρδος. Όμως, θα πρέπει να τονιστεί ότι η απόδοση εξαρτάται από το φορτίο της OCS κίνησης, και μάλιστα αυξάνεται ανάλογα με το ρυθμό άφιξης των SETUP μηνυμάτων. Η προτεινόμενη αρχιτεκτονική μπορεί να χρησιμεύσει για τη μεταφορά overspill κίνησης, η οποία διαφορετικά θα χανόταν, ή για τη μετάδοση δεδομένων χαμηλής προτεραιότητας. Εικόνα 37: Εξάρτηση απόδοσης από τον αριθμό των μηκών κύματος (WL).