В. Столлингс - Современные компьютерные сети (2-е издание, 2003) (1114681), страница 96
Текст из файла (страница 96)
Этого как раз достаточно, чтобы приноровиться к тому, что данные передаются в ячейках, и поэтому каждое время прибытия будет кратно Ь, в то время как значение приращения окажется на отметке 0,5. Поскольку величина допуска невелика, время прибытия ячейки никогда не сможет сильно отклониться от ТАТ. При увеличении СЪ'тлТ и т время прибытия ячеек может сместиться от ТАТ на большее значение. Что еще важнее, при атом увеличивается вероятность слипания ячеек, что создает дополнительное давление на сетевые ресурсы.
Слипание ячеек достигает наибольшей степени, когда источник может передавать много ячеек подряд (то есть с максимальной для данной линии связи скоРостью передачи данных). Это возможно при условии, что значение т превышает Т вЂ” Ь. В частности, при т > Т- Ь максимальное количество идущих впритык друг к другу ячеек, удовлетворяющих договору о графике, можно вычислить по следующей формуле: 1З 4. управление графиком 425 1 (1) 1„(1) 1 (2] Цз) Ц4) Цб) Время Х+ (.СТ (ТАТ) г — ~Ф: — г Идеальное прибытие ячеики (т — 0,56) увеличение на 1 дпп кехсюи ячеики теетстеующей договору о графике Время Х+ 1.СТ (ТАТ) МтМ г Всзмскное прибытие ячейки (т = 1,66) )и ()тбресыеается любая входящая ячейка. еьеызеющеп переполнение ведре размер ведРа (ь ')) Текущее соде)зги мое ведре Время Х+ ьСТ (ТАТ) 14 — т — и) Всзмшкнсе прибытие ячейки (т = 6,66) уменьшение не 1 еединицу времени рис 1З В работа алгоритма дыряесгс еедРе Время Х+1СТ (ТАТ) ВсгмсжнОе прибытие ячейки (т = '76) 424 Глава 13.
Управление графиком и борьба с перегрузкой в сетяхАТ66 рис. 1 З.в. Поступление ячеек е интерфейс пользователь — сеть (Т= 4 5 Е Здесь | х( означает целую часть х. Передачу ячеек впритык друг к другу иллюстрируют рис. 13.8, в и г. Возврагцаясь к диаграмме потока на рис. 13.8, а, обратите внимание на то, что такая схема не позволяет накапливать кредиты. Если ячейка прибывает поздно, это означает, что в соединении был период бездействия.
Однако следующее значение ТАТ устанавливается относптельно текущего времени прибытия ячейки, а не относительно текущего значения ТАТ. Если бы атого правила не существовало и к значенито ТАТ просто прибавлялась величина Т после каждого прибытия ячейки, тогда после долгого периода простоя источник мог бы отправить длинную сериго ячеек на максимальной скорости канала.
Такая лавина ячеек могла бы вызвать серьезные проблемы в сети. Общий алгоритм скоростти ячеек (ОСКА) может быть также выражен через агат)лгпьи рявого ве пьи дырявого вефа (1еа)гу Ъцс)ге( а)8ог)гЬш), показанный на рис. 13.6, б. Принцип работы алгоритма дырявого ведра иллюстрирует рис.
13.9. Алгоритм хранит суммарное к л рное количество посланных данных в счетчике Х. Счетчик уменьшается на единицу через у через равные интервалы времени до нуля. Это эквивалентно дырявому , из которого вытекает жидкость с единичной скоростью. При поступлении ведру, из кото кзждои ячейк " ячейки значение счетчика увеличивается на Е но при этом не может превысить)+ Ь. Как уже упоминалось, алгоритм, показанный на рис. 13.6, б, эквивалентен алгоритму, показанному па рис. 13 6, а; оба они являются вариантами алгоритма ОСКА. Алгоритм дырявого ведра определяет ведро конечной еьптости, содержимое которого вытекает с постоянной скоростью 1 за единицу времени и увеличивается на величину Т при каждом получении ячейки, удовлетворяющей договору о графике. Объем ведра равен Т+ т.
После прибытия )г-й ячейки в момент времени г,(я) алгоритм проверяет, не переполнилось ли ведро. Если нет, содержимое ведра увеличивается. Величина, на которую увеличивается содерткимое ведра, зависит от того, было ли ведро полностью опустошено между по ту с плениями ячеек. Работу этого алгоритма иллюстрирует рис. 13.7, 6, в левой части которого показано состояние ведра после обработки ячейки, а в правой — после прибытия новой ячейки. Алгоритм установившейся скорости ячеек Алгоритм установившейся скорости ячеек, во-первых, служит дл ра я бочего определения взаимоотношентий между установившейся скоростью яч д секи оп скомна всплеск (Вцгьт То1егапсе, ВТ) ячеек и, во-вторых, может использоваться функцией 1)РС, чтобы следить за соответствием договору о трафике. 1З.4.
Управление графиком 427 МВЗ= 1е (13.г) чеикв отбрасывается Пометка ячеек не выполняется (13.4) Пометка ячеек Рис. 13.10. Возмоткные действия функции ОРС 42Е Глава 1Э. Управление графиком и борьба с перегрузкой в сетях АТМ Тот же алгоритм, который используется для мониторинга пиковой с скорости ячеек, подходит и для мониторинга установившейся скорости ячеек.
В э к. этом случае при установившейся скорости ячеек Рч значение Т, = 1/А, представляет соб„," вляетс оой интервал времени между поступающими с этой скоростью ячейками .—.„и от при отсутствии всплесков. Допуск на всплеск обсктначается как т,. Этот параметр соотв е соответствует интервалу времени, в течение которого допускаются флуктуации скорост сти ячеек. Смысл допуска на всплеск должен проясниться по мере обсуждения. Ал ия. тгориткт установившейся скорости ячеек обозначается как ССРА( Т„т,). В отличие от допуска С1)'ттТ, допуск ВТ не выбирается вслепую. Вместо этого он выводится из понимания неравнолтерности потока данных. В частност, ости, пусть Тявляется временем между поступлениями ячеек с пиковой скоростью.
Ес т с ти поток ограничен пиковой скоростью ячеек при помощи алгоритма ССЙА(т, т) и установившейся скоростью ячеек при помощи алгоритма С СР.А(Тч т,), тогда максимальный размер всплеска (Махшппв Вцгзг оие, МВо), по которому можно определить пнковую скорость ячеек, вычисляется по формуле В сигнэльнолт сообщении допуск ВТ передается в виде размера МВЗ, задаваемого количеством ячеек. Затем по значению МВЗ можно вычислить величину т„ которая, в свою очередь, используется в алгоритме ССттА для наблюдения за установившейся скоростью ячеек. Г1ри заданных значениях МВВ, Ти Т, величина т, может принимать любые значения в интервале [(МВЗ вЂ” 1)(Т, — Т), МВЗ(т„— Т)1.
(13.3) Для однородности используется минимальное аначение ВТ=,=(МВЗ вЂ” 1)(т,— т)= (МВЗ 1)~ [ ЗСК РСК)' Допуск на всплеск (ВТ), отражающий глубину ведра, не идентичен размеру МВ 3. Это вызвано тем, что ведро опустошается со скоростью 3 С В. Формула (13.4) показывает глубину ведра для МВЗ ячеек, наполняющих ведро со скоростью РСК и вытекающих из него со скоростью ИСК. Действия функции ЦРС Алгоритм ССРА или подобный ему алгоритм используется сетью, чтобы гарантировать соблюдение договора о графике. Простейшая стратегия заключается в том, что ячейки, удовлетворяющие соглашению, пропускаются дальше, а ячейки, нарушающие договор, отбрасываются прямо в точке приложения функции 13РС. Если для потока с С(.Р = 1 не выделяется дополнительных ресурсов, ячейки с С1.Р= 0 считаются нарушаюшими соглашение о трафике и отбрасываются.
Е ели пользователь договорился о двух уровнях приоритетов потерь ячеек, тогда ситуация оказывается более сложной. Применяются следующие правила: 1. Ячейка с С1.Р = О, соответствующая договору о трафшсе для С1.Р = О. пропускается. г. Ячейка с С1.Р = О, не соответствующая договору о графике для С1.Р = О, но соответствующая договору о графике для (С1.Р = 0 + 1), полтечается и пропускается.
3„Ячейка с С1.Р = О, не соответствующая договору о трафике для С1.Р = 0 и не соответсгвуюн1ая договору о графике для (С1.Р = 0 ч- 1), отбрасывается. 4, ячейка с С1.Р = 1, соответствующая договору о трафике для (С(.Р = 0 +1), пропускается. б, Ячейка с СЕР = 1, не соответствующая договору о трафике для (СЕР = 0 +1), отбрасывается. Рисунок 13.10 иллюстрирует взаимоотношение между функцией 1)РС и значением бита С1.Р, Здесь Р? означает тест на соответствие договору о графике для параметра Р; Сначала функция БРС проверяет поток с СЕР = 0 на соответствие договору о графике, а затем проверяется комбинированный поток (С1 Р = 0+1), Если используется режим пометки, то ячейки с СЕР = О, не соответствующие договору о графике, помечаются, но все еше считаются частью потока (С[.Р = 0 +1) и подлежат повторной проверке.
Выборочное отбрасывание ячеек Метод выборочного отбрасывания ячеек задействуется, когда сеть в каком-то месте после точки применения функции ПРС отбрасывает ячейки (С1.Р = 1), Пель к этого действия заключается в том, чтобы, отбрасывая ячеики с низким приорите- 428 Глава ! 3. управление графиком и борьба о перегрузкой е сетях Атке ! З,б. Управление графиком е службе АВП 429 том, сохранить пропускную способность для высокоприоритетных ячеек. Обра Ратите внимание на то, что у сети нет способа отличить ячейки, помеченные источник иком как низкоприоритетные, от ячеек, приоритет которых понижен функпией ПРС Формирование трафика Алгоритм ССКА называют формой регулирования трафг<ки (гга(йс ро!!с;о„) Регулирование графика имеет место, когда ячейки (или кадры, или пакеты), цре вышающие определенный уровень пропускной способности, отбрасываются нлн помечаются.
Помимо политики регулирования графика может потребоваться политика формирования трафиха (гга(1!с зйар!оя), которая позволила бы сглаживать поток данных и уменьшать всплески пакетов. Формирование трафика может привести к более справедливому распределению ресурсов и снижению среднего значения задержки. Простой способ формирования трафика реализует одна из разновидностей алгоритма дырявого ведра, называемая маркерным ведром (го!<ец Ьцс1<е<).
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
