В. Столлингс - Современные компьютерные сети (2-е издание, 2003) (1114681), страница 125
Текст из файла (страница 125)
Таким образом, если вес данного потока равен 5, тогда, если очередь не пуста, в каждом цикле будет передано 5 бит. Мы можем смоделировать этот процесс, модсифицируя формулу (17.1) следующим образом: ' виервые коииешиш схемы иеО была иредстазлсиа в !70), причем там аиа упоминается лишь вскользь, а аббревиатура 1ЧЕО ис зсссссисьзуется. Псрзый иссдробссыс1 анализ схемы ус'ЕО иояаился з гштьях 1173! и !1741, в которых оиа называется поиакетиым сбсбшеииым разделением ироисссора (Рас!сес-Ьу-рас!ссС Сеиега!асс! Ргосешог хьаний РСРВ). 544 Глава 17. Интегрированные и дифференцированные службы В результате мы установим эффективную длину пакета равной 1/<р„от насте ет(длиныпак 'НетРУД в е чтовлюб й енгвРе ен КОР» б лу живания я; для непустого потока 1 равна (17.3) а Здесь сумма вычисляется по всем активным очередям, а С представляет соб„й скорость передачи данных по выходящей динии.
Привлекательность схемы СРЯ обьясняется тем, что она предоставляет сред ство удовлетворения запросов с различными уровнями обслуживания. Если источ ник запрашивает для потока обслуживание со скоростью да узел может удовлетворить этот запрос при наличии достаточного объема доступных ресурсов. В этом случае для ' для гарантированного обслуживания потоку назначается соответствующий вес. Кроме того, потоку с правильным поведением схема СРЯ предоставляет гарантии того, что величины задержек не превысят определенного уровня.
Рассмотрим множество потоков, обслуживаемых в соответствии со спецификацией маркерного ведра„описанной в разделе 17.1, где В; и Гй представляют собой, соответственно, объем ведра и скорость маркеров для потока 6 Пусть теперь вес, назначенный каждому потоку, будет равен скорости маркеров, то есть 55 = Ва В этом случае задержка О, потока (ограничивается в соответствии со следующей формулои: (17.4) 17.2. Дисциплина очередей 545 поток 1 посылает подряд 11 пакетов начиная в момент времени 0 а остальные по токи в момент времени 0 посылают по одному пакету.
В схеме Г1ГО пересылается один пакет из каждого потока, а затем передшотся оставшиеся 10 пакетов потока 1~, В схемеЪТЯ, поскольку у первых 10 пакетов потока 1 время окончания передачи меньше, чем у пакетов других соединений, узел передаст эти пакеты первыми, В обоих случаях каждый поток получает гарантированную скорость передачи данных за интервал 20 единиц времени, но в схеме тт'ГЯ относительные задержки изменяются в пользу потока 1. На рис. 17.6, б пакеты потока 1 прибывают равномерно с нужной скоростью. В схеме Г1 ГО все пакеты, кроме первого, зддержившотся другим трафиком, который должен получить определенную часть пропускной способности. Схема ЪЪ'ГО является близким приближением к ситуации получения каждым потоком однородного и приемлемого обслуживания. Поток 1 Поток 2 Поток 11 Е1ЕО ' 2 3 4 5 6 7 б 9 101151!,'Т.
'Ж:.ттт 1а.'л)т1 тф Доказательство этого соотношения приводится в 11741; здесь мы ограничилюя лишь интуитивно понятным аргументом. Рассмотрим ситуацию, в которой все потоки в течение некоторого времени бездействовали или работали не на полную мощность, а все пакеты полны. Затем все пакеты начинают передаваться с максимальной скоростью. Сеть сконфигурирована так, чтобы для каждого потока поддерживать кгаксимальнук> скорость В,. На этой скорости маркеры добавляются в ведро с той же скоростью, с которой они нз него вытекают.
Если узел успевает об абатывать поток, тогда длина очереди на узле не превысит объема ведра. а, Поэтому задержка каждого потока, проходящего через узел, не превысит объема р б вед а, деленного на скорость маркеров, что и утверждается в формуле (17.4). Взвешенная справедливая организация очередеи Как и ранее, желательно перейти от передачи о~дельных битов к передаче целых пакетов. Так же как схема ВЕКА эмулирует схему РБ, упомянутая выше схема Ъ'Щ эмулирует схему СР6.
Применяется та же самая стратегия. Каждый раз, когд завершается передача пакета, для передачи выбирается пакет с наименьшим значе вием 1',.". В этом случае для вычисления значения Г,." используется формула ( (17.2 Рисунок 17.6, основанный на примерах из 1246], иллкастрирует схему тт'Г' в сравнении со схемой Г1ГО. У всех пакетов одинаковый размер 1, и скорость иер дачи данных в линии также равна 1.
Гарантированная скорость передачи данцта для соединения 1 равна 0,5, а для остальных 10 соединений — 0,05. На рис. 1 .07 70 РУЕО '- '.-.';;Ф . '.';.. 1 $''5: 2 3 4 5 б 7 В 9 10 11'-;' Поток 1 Поток 2 Поток 11 Е!ЕО ',Р 2 3 4 5 б 7 В 9 10 11''1'-:..а ° .1 71 аа'.Ф'.'ВФ4' ттеО Г 2 а41 3 ' 4 тк 5:. б 4ъ 7 .Ф. В '.
' 9 "В 10: 11 м~ ! б Рмо. 17.6. Сравнение схем НЕО и ттЕО Как было отмечено, привлекательность схемы СРВ связана с тем, что для гарантированного обслуживания она позволяет гааршрутизатору назначать каждому ' Обрел ее алимапве па та, что тат же реаультат можно получить а схеме ЕО. Это верно и ллл рис. 17.6, 4 546 Глава 17. Интегрированные и дифференцированные службы 17.3. Случайное раннее обнаружение 547 потоку соответствующий вес.
а также с возможностью гарантировать верхнюю ю границу задержки. Этими качествами также обладает и аппроксимация схемы ОР5 которой является схема АУГЕ. В этом случае формула (17.4) должна быть измен~ на следующим образом; Р< — '+ ' +~ В (К 1)7 к й В| В> .н С. ' (17 5) 17.3. Случайное раннее обнаружение Другой подход к борьбе с перегрузкой в объединенных сетях представляет собой упреждающее отбрасывание пакетов. При этом подходе в целях повышения производительности сети маршрутизатор отбрасывает один или несколько входящих Здесь: + Р, — максимальная задержка потока г; + В; — объем маркерного ведра для потока |; + В, — скорость маркеров для потока г; + К> — количество узлов на пути потока | через объединенную сеть; + Б> — максимальный размер пакета для потока й + 7.
„„— максимальный размер пакета для всех потоков, проходящих по всем узлам пути потока |'; + С вЂ” пропускная способность исходящей линии в узле эг. Первое слагаемое взято из схемы ОР5 и учитывает задержку, вызванную размерами ведра, что то же самое, что и задержка, вызванная перегрузкой. Второе слагаемое пропорционально задержке каждого па||ета этого потока на каждом узле. Последнее слагаемое отражает применение попакетной передачи вместо побитовой. 1»1ы снова приведем интуитивно понятное разъяснение.
В обеих схемах (ВКРУГ и ЮГЯ) пакет может покинуть узел несколько позднее, чем при побитовой обраГютке (Р5 или ОР5). Причина заюгючается в том, что узел может выбирать пакет для передачи только из уже прибывших пакетов. Если следующий выбранный пакет оказывается относительно большим н во время его передачи прибывает маленький пакет, может случиться, что в схеме ОР5 у этого маленького пакета окажется меныцее значение времени окончания передачи, и поэтому в схеме %Щ он должен быть перелан первым. А если пакет еще не прибыл, то и его передачу приходится откладывать, но не болыце чем на полную длину самоп> болыцого пакета, проходящего через этот узел.
Формула (17.5) важна для разработки архитектуры 15А. Утверждается, что сушествует простой способ установки параметров в маршрутизаторе, гарантирующий заданную скорость обслуживания. Более того, па этой скорости пользователю может быть предоставлен верхний предел задержки. Наконец, в [174[ показано, что максимальный размер очереди, необходимый для каждого узла, пропорционален максимальной величине задержки, определенной в формуле (17.5); в частности, он стремится к я>Р>. Таким образом, узел может леп«о определить резервируемые ресурсы. пакетов прежде, чем переполнится выходной буфер. Эта техника разработана для одной очереди Г1ГО и может применяться в любой архитектуре объединенных сетей. В контексте архитектуры 15А в целях повышения производительности эластичного графика упреждающее отбрасывание пакетов может быть реализовано в одной или нескольких очередях на каждом маршрутизаторе.
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
