MỤC LỤC
THUẬT NGỮ VIẾT TẮT v
LỜI NÓI ĐẦU . 1
CHƯƠNG 1: TỔNG QUAN VỀ QoS 2
1. 1. Giới thiệu chung 2
1. 1. 1 Chất lượng dịch vụ của ATM . 3
1. 1. 2 Những dịch vụ QoS của hệ điều hành liên mạng Cisco 5
1. 1. 3 Chất lượng dịch vụ (QoS) trên Internet và Intranet . 7
1. 1. 4 Chất lượng dịch vụ trong viễn cảnh ứng dụng 8
1. 2. Khái niệm 9
1. 2. 1 Phân cấp QoS 11
1. 2. 2 Bảo đảm QoS 12
1. 2. 3 Các tham số QoS . 14
1. 2. 3. 1 Băng thông . 14
1. 2. 3. 2. Trễ 15
1. 2. 3. 3. Jitter 16
1. 2. 3. 4. Loss 17
1. 2. 3. 5. Độ khả dụng . 19
1. 2. 3. 6. Bảo mật . 20
1. 3. Kiến trúc QoS . 21
1. 3. 1 QoS nhận dạng và đánh dấu . 22
1. 3. 2 QoS trong một thiết bị mạng . 22
1. 3. 2. 1 Quản lý tắc nghẽn . 22
1. 3. 2. 2 Quản lý hàng đợi 23
1. 3. 2. 3 Hiệu suất liên kết 23
1. 3. 2. 4 Chính sách và định hình lưu lượng 23
1. 3. 3 Các mức QoS 24
1. 4 Bổ xung QoS vào mạng IP 25
1. 4. 1 Các giao thức và thuật toán sử dụng để thêm QoS vào mạng IP 27
1. 4. 1. 1 Tốc độ truy nhập cam kết. 27
1. 4. 1. 2 Xếp hàng trên cơ sở lớp 27
1. 4. 1. 3 Lớp dịch vụ 28
1. 4. 1. 4 Các dịch vụ phân biệt 28
1. 4. 1. 5 Quyền ưu tiên IP 28
1. 4. 1. 6 Chuyển mạch nhãn đa giao thức 29
1. 4. 1. 7 Xếp hàng theo VC. 29
1. 4. 1. 8 Định tuyến theo chính sách. 29
1. 4. 1. 9 Các hàng QoS. 30
1. 4. 1. 10 Loại bỏ sớm ngẫu nhiên. 30
1. 4. 1. 11 Giao thức dự trữ tài nguyên . 30
1. 4. 1. 12 Trường dịch vụ . 33
1. 4. 1. 13 Định hình lưu lượng 33
1. 4. 1. 14 Xếp hàng hợp lý theo trọng số 33
1. 4. 1. 15 Quản lý băng thông mạng con . 34
1. 4. 2 Báo hiệu QoS . 35
1. 5. Định tuyến QoS . 35
CHƯƠNG 2: KIẾN TRÚC CQS . 37
2. 1 Tổng quan về kiến trúc CQS 37
2. 2. Các chức năng của kiến trúc CQS . 39
2. 2. 1 Định hình lưu lượng . 39
2. 2. 2 Hợp đồng lưu lượng . 41
2. 2. 3 Phân mảnh hàng đợi . 41
2. 3. Đánh dấu và sắp xếp lại . 42
2. 4. Các ứng dụng của kiến trúc CQS 43
2. 4. 1. Router nguồn 43
2. 4. 2. Các dịch vụ ứng dụng . 45
2. 4. 2. 1 Dịch vụ Best Effort . 45
2. 4. 2. 2 Dịch vụ tích hợp IntServ . 47
2. 4. 2. 3 Dịch vụ DiffServ 51
2. 4. 2. 4 QoS và tunnel . 58
2. 4. 2. 5 QoS và MPLS 58
CHƯƠNG 3: SCHEDULING 61
3. 1. Khái niệm 61
3. 1. 1 Giới thiệu 61
3. 1. 2. Tốc độ định hình . 61
3. 1. 3 Quyền ưu tiên chặt . 62
3. 2. Lập lịch gói 63
3. 2. 1 Tổng quan . 63
3. 2. 2 Các thuật toán 64
3. 2. 2. 1 FIFO 64
3. 2. 2. 2 Leaky Buckets 65
3. 2. 2. 3 Round-Robin 66
3. 2. 2. 4 Stop-And-Go 67
3. 2. 2. 5 EDD Phí sớm nhất của ngày 69
3. 2. 2. 6 RCSP ưu tiên tốc độ điều khiển cố định . 70
3. 2. 2. 7 GPS . 72
3. 2. 2. 8 WFQ 74
3. 2. 2. 9 Đồng hồ ảo . 77
3. 2. 2. 10 SCFQ Xếp hàng hợp lý tự định giờ 79
3. 2. 2. 11 WF2Q 81
3. 2. 2. 12 WF2Q+ . 82
3. 2. 2. 13 Thuật toán trong trường hợp nhiều node . 83
3. 2. 2. 14 Thuật toán lập lịch không lõi . 84
CHƯƠNG 4: ĐỊNH HƯỚNG PHÁT TRIỂN MẠNG VIỄN THÔNG VIỆT
NAM 91
4. 1. Mạng mục tiêu . 91
4. 2. Mạng truyền dẫn . 92
4. 3. Mạng truy nhập . 93
4. 4. Sự phát triển của các mạng lên NGN 94
4. 4. 1 Sự hội tụ các mạng . 94
4. 4. 2 Sự tiến hoá của các mạng lên NGN . 94
4. 4. 3 Các chức năng tiến hoá 95
Mục Lục
4. 5. Một số dịch vụ bảo đảm QoS trong mạng . 96
4. 5. 1 Sử dụng các giao thức hỗ trợ 96
4. 5. 2 Sử dụng các mô hình dịch vụ 97
4. 5. 2. 1 Dịch vụ IntServ 97
4. 5. 2. 2 Dịch vụ DiffServ 97
4. 5. 3 Đo kiểm và đánh giá QoS trong mạng NGN 98
KẾT LUẬN 100
TÀI LIỆU THAM KHẢO
107 trang |
Chia sẻ: lvcdongnoi | Lượt xem: 3005 | Lượt tải: 1
Bạn đang xem trước 20 trang tài liệu Vấn đề chất lượng dịch vụ (QoS) trong mạng IP, để xem tài liệu hoàn chỉnh bạn click vào nút DOWNLOAD ở trên
t 1 khoảng thời
gian sẽ không trở nên thích hợp cho quá trình truyền nữa, cho đến khi khởi động thứ tự
Tg tiếp theo. Cũng như vậy đối với 2 gói tin có cỡ thứ tự khác nhau, gói tin có cỡ thứ
tự nhỏ hơn sẽ không được ưu tiên trước gói tin có cỡ thứ tự lớn hơn.
Đặc biệt, ở mỗi mắt xích, bất cứ một cấp g nào đến đầu vào liên kết i sẽ được
sắp đặt tới một cấp g ở đầu ra của liên kết j bởi sự đưa ra giữ chậm liên tục như được
thể hiện ở hình 3. 4
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 68
Hình 3. 4 Trễ khung ghép tại một node chuyển mạch
Kết quả là, nếu luồng lưu lượng của một kết nối mô tả đặc điểm của nguồn như
(r, Tg )- độ êm smoth, nó sẽ đáp ứng cả những dữ liệu có cùng đặc điểm thông suốt trên
mạng. Thời gian trễ cảu cấp g ở nút vòng, có thể được giới hạn trong khoảng
Tg ≤ trạng thái trễ <2Tg
Hơn nữa, thời trễ trong mỗi cấu trúc của gói tin ở nút vòng có thể hạn trong
khoảng ± Tg . Vì vậy, thời gian trễ của gói tin có thể giới hạn
0 < Tế bào giữ chậm<3Tg
Để có kết quả, bộ đệm cần phải được cung cấp một (r, Tg)- độ êm smooth có thể
được đưa ra bởi qui luật Litle được tính bằng 3Tg. r.
Với vòng tổ hợp Stop-And-Go, nó có thể cung cấp một thời gian trễ giới han
thấp cho một vài kênh bằng cách cho chúng vào khung với thời gian khung hẹp hơn.
Và để cung cấp băng thông đều đặn tới kênh khác bằng cách đưa chúng vào các mức
với khung thời gian rộng hơn. Tuy nhiên sự liên quan giữa trễ và băng thông ấn định
đều đặn vấn sẽ tồn tại trong mỗi khung.
Vòng Robin có thứ bậc
HRR giống với Stop-And-Go ở điểm, nó chỉ sử dụng những cấp chiến lược
phức tạp. Một nấc ở một cấp có thể được phục vụ quay vòng trong suốt cấu trúc và
những gói tin phục vụ và phù hợp với phần của nấc. Nếu người phục vụ xoay vòng
trong suốt một nấc xác định của một kết nối, một gói tin từ kết nối ấy được chuyển đi;
Nếu nó xoay vòng trong suốt một nấc xác định tới cấp thấp hơn, nó phục vụ một nấc từ
cấp thấp vào cùng một cấp.
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 69
Giống như Stop-And-Go, HRR chỉ duy trì lưu thông một cách trôi chảy trong
mạng. Tuy nhiên có những khác biệt quan trọng giữa HRR và Stop-And-Go . Ví dụ
như ta giả sử nguồn trong cùng một Frame. Ở Stop-And-Go, các gói tin dược truyền đi
trong cùng một frame ở cổng vào tới mạng sẽ được truyền đi trong cùng một frame ở
tất cả các liên kết truyền tải bởi tin nào từ nguồn tới người phục vụ bất kỳ được giới
hạn bởi T khoảng thời gian. Ở HRR, gói tin được truyền đi trong cùng một frame ở đầu
vào tới mạng không cần thiết ở lại trong cùng một frame ở mạng, tuy nhiên về chi tiết
không có gì hơn 3 gói tin từ kết nối được truyền trong suốt khoảng thời gian được giữ
xuyên suốt mạng.
Từ khi HRR sử dụng cấp chiến lược nó chỉ có vấn đề về sự liên kết giữa trễ và
băng thông ấn định đều đặn.
3. 2. 2. 5 EDD Phí sớm nhất của ngày
Ở lớp lập lịch EDD có thời gian chúng ta phân chia mỗi gói tin một đường giới
hạn và lập lịch phục vụ các gói tin trong lệnh của nó ở dòng giới hạn. Nếu thời hạn
vượt quá sự cho phép thì một vài gói tin sẽ lạc mất đường giới hạn của nó. Hiển nhiên
là, với EDD, gói tin đã được phân chia đường trễ nhỏ hơn so với những gói tin phân
chia theo giới hạn hơn từ thời gian đến của chúng.
Trễ EDD là một sự mở rộng của EDD với quá trình đặc biệt là thời hạn phân
chia đường giới hạn tới ở một tốc độ cao nhất. Lập lịch được thiết lập tại đường giới
hạn của một gói tin có thể được gửi đi vì nó nhận được không nhanh hơn là tốc độ đỉnh
của nó. Vì vậy mỗi gói từ một phiên bắt buộc phải tuân theo tốc độ đỉnh có giới hạn trễ
mà nó độc lập với băng thông dành riêng, nhưng ở giá trị của việc sử dụng tốc độ đỉnh
cung cấp sẽ loại bỏ thời gian thống kê lợi ích đa dạng.
Jitter EDD đưa ra trễ EDD để cung cấp giới hạn trễ Jitter ( một giới hạn trên
thời gian trễ lớn nhất khác biệt giữa 2 gói tin). Jitter EDD kết hợp chặt chẽ với một trễ
EDD có thời hạn trước bởi một máy điều chỉnh trễ Jitter. Sau khi một gói tin được
phục vụ bởi một người phục vụ, khoảng trống trong nó được đánh dấu với sự khác biệt
giữa đường giới hạn của nó và thời gian kết thúc thực. Một máy điều chỉnh ở đầu vào
của người phục vụ kế tiếp nắm lấy gói tin cho giai đoạn trước khi nó được làm cho
tương thích với thời hạn.
Một thời hạn thực hiện trễ jitter được điều chỉnh có thể gỡ bỏ kết quả hàng trễ
biến đổi ở nút trước vì vậy phải tránh sự phá vỡ cấu trúc của mạng chính xác hơn, nếu
akn và ekn là quá trình đến và sự thích hợp về thời gian cho K của gói tin ở nút thứ n,
tính riêng từng cái thì :
eko= aok (3. 1)
en+k= ekn + dn + ln, n+1
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 70
dn là giới hạn giữ chậm của nút trước và ln, n+1 là liên kết với giữ chậm với giữ
chậm truyền lại giữa nút n và nút n+1. Gói tin thứ k thích hợp cho việc phục vụ ở nút
sau nó chỉ thích hợp cho việc phục vụ sau khi một khoảng thời gian ấn định dài dn+ ln,
n+1, - là khoảng thời gian giữ chậm dài nhất có thể ở nút trước và liên kết phía trước.
Vì vậy, nếu một gói tin được phục vụ trước giới hạn trễ của nó ở nút trước, máy
điều khiển trễ jitter ở nút dòng dưói sẽ cộng đủ trễ để chuyển đổi gói tin này thành trễ
dài nhất có thể. Bởi thế cho nên, một mạng của lập lịch jitter EDD có thời hạn có thể
đưa ra băng thông end-to-end, trễ, và giới hạn trễ jitter. Tuy nhiên, máy trễ jitter rất
khó để thực hiện. Không chỉ nó đòi hỏi trễ trên mỗi liên kết, mà nó còn đòi hỏi mạng
phải bảo vệ thời gian đồng bộ ở nút liền kề trong tất cả thời gian. Từ đó ở thế giới thực,
đồng hồ thời gian trôi ra ngoài sự đồng bộ ngoại trừ chính xác, trễ jitter điều chỉnh bao
hàm cả hệ thống của máy móc thực hiện được.
3. 2. 2. 6 RCSP ưu tiên tốc độ điều khiển cố định
Khi thuật toán EDD có thể cung cấp linh hoạt giới hạn trễ và băng thông cung
cấp, nó dựa trên một hạng cơ cấu ưu tiên mà không đi với một phần cứng cơ khí, rất
khó để thực hiện mạng tốc độ cao . RCSP là mục đích để đạt được sự linh hoạt trong
cung cấp thời gian trễ và băng rộng tốt đẹp như việc thực hiện một việc đơn giản.
Như mô tả ở hình (4. 4) một RCSP phục vụ bao gồm tốc độ điều khiển và ưu
tiên thời hạn cố định một cách lôgíc, một tốc độ điều khiển phù hợp với mỗi phục vụ.
Khi gói tin đến người phục vụ, một thời gian thích hợp được tính toán để gắn vào gói
tin bởi máy điều chỉnh.
Hình 3. 5 Một bộ điều chỉnh với N đường truyền
Máy đc 1
Máy đc 2
Máy đc N
FIFO
FIFO
FIFO
Mức độ bất lợi Lưu lượng yêu cầu
Lưu lượng ra Lưu lượng vào
1
2
N
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 71
Ví dụ, một dòng lưu thông được mô tả bằng (Xmin, XAVCI) nếu thời gian giữa 2
gói tin bất kỳ trong dòng hơn Xmin và khoảng thời gian trung bình của gói tin trong suốt
quá trình truyền dài I và hơn XAVC. Ta có Xmin nhỏ hơn hoặc bằng Xavc <I.
Cho một (Xmin, XAVC, I) điều chỉnh, thời gian tương thích của gói tin thứ k từ i,
ei, k, là được vạch ra với sự liên quan tới thời gian tương thích của gói tin được chuyển
tới sớm hơn đến người phục vụ ở cùng một vùng có
ei, k= -1 với k ≤ 0
ei, 1=ai, 1 ( 3. 2)
ei, k =max (ei, k-1 + Xmin, ei, k-1+I, ai, k)
ai, k là thời gian mà gói tin thứ k từ vùng I chuyển đến người phục vụ.
Từ công thức trên đây chúng ta có thể thấy rằng ei, k luôn luôn lớn hơn hoặc
bằng ai, k. Thời gian tương thích của một gói tin ở chỗ phục vụ là liên tục thì nó luôn
luôn thoả mãn quá trình lưu thông (Xmin, Xave, I).
Lập lịch trong RCSP sử dụng một chính sách ưu tiên cố định (SP) nó luôn lựa
chọn gói tin ở đầu của mức ưu tiên cao nhất mà không rỗng . Đánh số của giới hạn
giữ chậm liên kết với mức ưu tiên P và d1, d2, . . ., d∞ (d1< d2< . . . <d∞) lẻ trong một
vòng RCSP.
Kết nối thứ j giữa chuyền tải i1 mức ưu tiên l có hàm đặc biệt (Xlmin, j, Xavel, Ijl )
Liên kết tốc độ với hệ thống được hoà hợp làm một. Zhang và Ferrari đã chứng minh
được rằng nếu:
∑∑
=
+
=
≤+⎥⎦
⎤⎢⎣
⎡m
l
i
j
m
r
m
dl
X
d
1 1 min
(3. 3)
Thì thời gian đợi của một gói tin ở mức m được giới hạn bởi dm, với 1 Pm ≤≤
Bất đẳng thức (3. 3) bảo đảm rằng gói tin mức m sẽ được truyền trong khoảng
dm, sau khi nó được thu vào bởi liên kết. Để Max Packets thay đổi mức l là tổng số lớn
nhất của mức gói tin có thể truyền đi trong thời gian dl . Chú ý rằng giá trị ban đầu của
Max Packets được đặt tới 1. Một cuộc gọi i với hàm mô tả l ≥ m
Maxpacketst + [dt/Xmint] ≤ dl (3. 4)
Từ trên, i được nhận được như gọi một cấp độ m, chúng ta đặt:
m m
min
axPackets axPackets
mdM M
X
⎡ ⎤
← + ⎢ ⎥⎣ ⎦
Nếu ta yêu cầu luồng đầu ra thoả mãn (Xmin, Xabe, 1), người lập lịch trình SP
phải đưa thời gian khởi hành của gói thứ k từ phần thứ i, di, k trở lại phần điều chỉnh
thông tin, vì vậy tính có thể chọn được thời gian thiết lập thuật toán đã được đưa ra
trong (4. 2) có thể biến đổi dưới dạng:
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 72
[ ]{ }
.
,1 ,1
, i,k min ,, 1/ 1
1,
,
ax d , ,
ave
i k
i i
i k i ki k X
e
e a
e m X d I a
− +
=−
=
= + +
với k≤ 0,
(3. 5)
với k > 1.
3. 2. 2. 7 GPS (Generalized Processor Sharing): Phân chia bộ xử lý
chung
GPS là một ý tưởng thực thi sáng suốt mà nó cung cấp một cặp max –
min chính xác được định rõ ở nơi chia sẻ. GPS là khá hợp lí mà nó định rõ toàn bộ khả
năng đưa tới tất cả các phần còn lại trong sự cân đối với giá trị yêu cầu băng thông.
Một cách cơ bản thì thuật toán này được xây dựng trên cơ sở một mẫu dòng lí tưởng.
Điều đó có nghĩa là chúng ta thừa nhận rằng một người lập lịch trình GPS có thể đáp
ứng tất cả các phần còn lại một cách tức thời và chỉ định tới các phần này. Nhưng trong
các hệ thống thực chỉ có một phiên có thể được đáp ứng tại một thời điểm và các gói
không thể bị cắt thành các thành phần nhỏ hơn được. Một lớp quan trọng mà được gọi
là thuật toán gói sắp xếp hợp lý (packet fair queuing – PFQ) có thể được định nghĩa
trong đó người lập lịch trình cố gắng sắp xếp các gói còn lại bằng một lịch trình gần
đúng GPS, như là sắp xếp hợp lý theo trọng lượng (weighted fair queuing – WFQ),
đồng hồ ảo, hay sắp xếp hợp lý theo đồng hồ riêng (self-clock fair queuing - SCFQ).
Những nội dung này sẽ được thảo luận trong chương sau. Trước tiên chúng ta đi vào
nghiên cứu ý tưởng thuật toán GPS.
Thừa nhận rằng một tập hợp các phiên N (kết nối), được đánh số 1, 2, . . .
N, chia sẻ các kết nối ngoài chung của một máy chủ GPS. Với i ∈ (1, 2, . . . N), đặt ri
là giá trị nhỏ nhất của của phiên i. Bằng phương pháp quy nạp có thể bảo đảm rằng:
1
N
i
i
r r
=
≤∑ (3. 6)
ở đây r là công suất của đường liên kết ngoài.
Đặt B(t) là sự thiết lập phiên sau tại thời điểm t, theo GPS [15], phiên sau i sẽ
được định rõ bởi một chỉ số phục vụ gi(t) tại thời điểm t là:
( )
( ) ii
jj B t
rg t r
r
∈
= ×∑ (3. 7)
Chúng ta sẽ dùng một ví dụ để minh hoạ cho chỉ số phục vụ chỉ rõ nguyên lí của
hệ thống GPS. Đặt Ai(τ, t) là số cuộc khởi hành của phiên thứ i trong khoảng (τ, t).
Wi(τ, t) là số dịch vụ nhận được bởi phiên i trong cùng khoảng, và Qi(t) là số phiên lưu
thông i sắp xếp trong máy chủ tại thời điểm t, nghĩa là:
Qi(t)= Ai(τ, t) - Wi(τ, t).
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 73
Chú ý rằng, hệ thống trở thành rỗi (không thực hiện) thì tất cả các tham số có
thể được reset khởi tạo về 0.
Định nghĩa 3. 1: Một chu kỳ bận của hệ thống là khoảng thời gian lớn nhất mà
trong đó máy chủ luôn luôn bận với các gói luôn được truyền qua.
Định nghĩa 3. 2: Chu kỳ đợi của phiên i là bất kỳ chu kỳ thời gian nào mà trong
đó các gói của phiên i được tiếp tục xếp hàng trong hệ thống
Định nghĩa 3. 3: Chu kỳ bận của phiên i là khoảng thời gian lớn nhất (τ1, τ2) mà
đối với bất kỳ t ∈ (τ1, τ2] các gói của phiên i rời đi lớn hơn hoặc bằng so với ri nghĩa là:
Ai(τ1, t) ≥ ri(t – τ1) với t ∈ (τ1, τ2).
Sau khi xem xét hình 4. 5 chúng ta thấy rằng công suất của máy chủ là r = 1, và
với 3 kết nối được đánh số 1, 2, và chia sẻ tới cùng một liên kết ra của máy chủ thì ở đó
có: 1 2 3
1 1 1; ;
6 3 2
r r r= = =
r1 = 1/6
r r= 1
r2 = 1/3
r2 = 1/2
Hình 3. 6 GPS server với mức nhập vào
Giả sử rằng mỗi một gói có độ dài xác định và cần đúng một đơn vị thời gian để
truyền qua. Tại thời điểm t = 0, phiên 1 bắt đầu một chu kỳ bận phiên trong đó từ phiên
1 rời đi khỏi máy chủ với tốc độ 1 gói trên một đơn vị thời gian. Tại thời điểm t = 1,
các gói từ phiên 2 cũng bắt đầu rời khỏi máy chủ với cùng một tốc độ như vậy. Phiên 3
bắt đầu một chu kỳ bận phiên tại t = 3, với tốc độ rời đi của các gói là tương tự.
Máy chủ GPS sẽ chỉ rõ một tốc độ dịch vụ cho mỗi phiên theo công thức sau:
1
2
3
1,0 1
( ) 1/ 3,1 3
1/ 6, 3
0,0 1
( ) 2 / 3,1 3
1/ 3, 3
0,0 3
( )
1/ 2, 3
t
g t t
t
t
g t t
t
t
g t
t
< ≤⎧⎪
= ⎩
< ≤⎧⎪
= ⎩
< ≤⎧
= ⎨
>⎩
Chú ý là gi(t) cũng là độ dốc của đường cong phục vụ của phiên i tại thời điểm t.
Hơn nữa, tại bất kỳ thời điểm nào trong chu kỳ bận của hệ thống, luôn có:
Ser
ver
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 74
1
( )N ii g t r= =∑ do thuộc tính bảo toàn công việc. Thời điểm khởi hành của của gói đầu
tiên của các phiên 1, 2, 3 theo thứ tự là 1, 2. 5, và 5.
Chỉ số tính chất tốt của phần tồn phiên i có thể được định nghĩa là 1 2( , ) /i iW rτ τ .
Điều này có nghĩa là trong bất kỳ khoảng thời gian nào (τ1, τ2], đối với bất kỳ hai phần
tồn nào của phiên i và j lịch trình được gọi là hoàn thiện khi và chỉ khi:
1 21 2
( , )( , ) ji
i j
WW
r r
τ ττ τ
=
Lúc này máy chủ GPS là đạt hiệu quả hoàn thiện.
Theo một cách khác, PFQ là một sấp xỉ của lịch trình GPS mà không tạo ra một
giả định GPS của kích cỡ gói rất nhỏ. Một cách trực quan, PFQ dựa trên cơ sở duy trì
một hàm chức năng toàn cục. Hàm chức năng toàn cục này được sử dụng để tính toán
thời gian kết thúc ảo cho mỗi gói hoặc cho gói HOL của mỗi phiên trong hệ thống.
Biểu thời gian của một gói là tổng thời gian bắt đầu ảo của chúng và thời gian cần để
truyền gói tại băng thông riêng của chúng. Các gói được cung cấp việc tăng bậc trong
biểu thời gian của chúng.
3. 2. 2. 8 WFQ
Mặc dù GPS cung cấp nguyên tắc một cách hoàn hảo mô hình lưu lượng chất
lỏng lí tưởng khoảng có ích để thực hành. Ngoài ra chúng ta có thể dựa theo GPS cung
cấp và sau đó làm biểu đồ gói tin dự trữ trong sự phù hợp với hoạt động dựa theo sự
cung cấp của GPS. Một WFQ ( cũng gọi là nhóm GPS) hệ thống là xác định đặc điểm
với khía cạnh hệ thống GPS thông tin của nó. Để GPS được là thời gian mà gói nhỏ đi
khỏi (phục vụ xong) dưới GPS. Sự xấp xỉ gần đúng AP của GPS sẽ được một biểu đồ
mà cung cấp gói nhỏ trong thứ tự đang tăng lên của dpGPS . Ngoài ra không luôn luôn
có thể không có nguyên nhân thực hiện là không có công việc. Đó là nguyên nhân khi
hệ thống gói nhỏ sẵn sang lựa chọn gói nhỏ tiếp theo được lưu thông, gói nhỏ tiếp theo
tới dưới GPS không thể đến hệ thống gói nhỏ đựơc mở đòi hỏi nhận biết trong tương
lai và nguyên nhân hệ thống không có công việc trong WFQ, thời gian khởi hành cung
cấp đơn giản của 1 gói là dựa theo sự cung cấp của GPS. Giống như lịch thời gian của
gói kia.
Trong thứ tự đang tăng lên của của lịch thời gian này. Khi dịch vụ cung cấp sẵn
sàng vận chuyển gói tiếp theo vào thời gian ح, nó lựa chọn gói đưa đến mà sẽ cung cấp
đầy đủ trong hệ thống GPS tương ứng nếu không có gói nhỏ đến sau ح
WFQ dùng khái niệm của thời gian thực tế để tìm sự phát triển của GPS mà sẽ
dẫn dắt sự thực hiện từ gói đến gói GPS. Định nghĩa một sự việc giống như một vật
mới hoặc sự khởi hành của một nhóm từ GPS cung cấp và mặc dù tj là thời gian mà sự
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 75
kiện xảy ra. Đặt thời gian của vật mỗi lần đến bị bận trong một chu kỳ là ti= 0. Bây giờ
xét cho mỗi j=2, 3, … kết quả của lần gặp mà bận trong khoảng (tj-1, tj) là không đổi.
Chúng ta chứng minh kết quả là Bj. Thời gian thực tế V(t) là xác định tới 0 khi tất cả
thời gian cung cấp là không thực hiện. Coi như thời kì bận và đặt thời gian mà nó bắt
đầu là thời gian không. Sau đó rút ra như sau.
V(0)= 0 (3. 8)
V(tj-1, tj)= V(tj-1) + rτ /∑
∈Bii
ir trong đó ≤τ tj – tj-1, j= 2, 3…
Tốc độ thay đổi của V là dV(tj+τ )/dτ , r/∑
∈Bii
ir và mỗi cuộc gặp chưa thực hiện I
thu một cung cấp
Bây giờ giả thiết k gói tin từ cuộc gặp I tới đúng ai, k và dài Li, k. Sau đó hiển thị
thực tế thời gian mà gói tin này bắt đầu và cung cấp trọn vẹn. SI, k gọi là thời gian thực
[15] hoặc thế bắt đầu [19] và Fi, k thời gian hoàn thành thực tế 15 hoặc thế hoàn thành
[19] riêng từng cái. Định nghĩa Fi, 0 cho với mọi i, ta có
Si, k=max(Fi, k-1, V(ai, k))
Fi, k=Si, k +
i
ki
r
L, (3. 9)
Vai trò của V(ai, k) là bỏ lại gía trị của Si, k khi xếp hàng i tới. Chủ đông (i, e thu
một gói sau trở nên rỗng ). Sau khi tnhs đến cung cấp nó đọc [19, 29]. Thời gian bắt
đầu của dự trữ xếp hàng có thể đóng với nhau chúng có thể cùng trong nhãn (i, diGPS, k)
là thời gian đi khỏi gói này dựa theo dịch vụ GPS. Gói rời khỏi theo đúng thời gian
khởi hành như là các gói tin cung cấp bởi dịch vụ GPS. Các gói tin mà có cùng thời
gian xuất thì được đáp ứng tùy ý .
Hình 3. 7 Hàm đồng hồ ảo
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 76
Mặt khác, mỗi gói tin được ghi nhãn ( kiFi ,, ). )(tFi biểu diễn hàm bậc thang
của thời gian t với kiii FkaF .),( = ; kia , là thời gian đi tới của gói tin thứ k của phiên i
và được tính theo (3. 9) . Chú ý rằng bậc xuất phát giống như ở hình 3. 7 .
Trong [15], Pareckh và Gallager thiết lập mối quan hệ giữa hệ thống GPS và
gói tin hệ thống WFQ tương ứng của nó :
r
L
dd GPSki
WFQ
ki
max
,, ≤− ki,∀ (3. 10)
max),0(),0( LWW WFQiGPSi ≤− ττ τ,i∀ (3. 11)
Tại WFQkid , và GPSkid , thời gian mà tại đó gói tin thứ k trong phiên thứ i đi ra WFQ
và GPS một cách lần lượt; ),0( τWFQiW và ),0( τGPSiW là tổng số các dịch vụ nhận được
bởi phiên i (số bit của phiên i truyền) trong thời gian τ ở WFQ và GPS một cách lần
lượt ; và maxL là độ dài tối đa giữa tất cả các phiên .
Tham số khác, gọi là độ trễ [19], có thể định nghĩa và sử dụng để so sánh với sự
thực thi của phục vụ WFQ và GPS .
Định nghĩa 3. 4: Độ trễ của một phục vụ ϕ , ϕiΘ là số không âm nhỏ nhất thoả mãn
)}(,0max{),(, ϕϕ ττ iiji trtW Θ−−≥ (3. 12)
Trong phục vụ GPS, phiên mới ùn lại có thể nhận được sự phục vụ ngay với tốc
độ bằng hoặc lớn hơn tốc độ truyền mà nó cần đến . Kết quả là độ trễ bằng không .
Trong máy chủ WFQ tuy no, độ trễ trường hợp xấu nhất của gói đầu tiên chu kỳ
dồn đầy của phiên i là di ở đây ai là thời gian đến của gói đó. Từ bất đẳng thức (3. 10)
chúng ta có:
r
L
r
Ca
r
L
dad m
i
i
i
mGPS
iii +≤−+≤− 1,1,1,
¦
Ở đây Li là kích thước gói cực đại của phiên I. Như vậy chung ta có thể kết luận
rằng sự tăng của phiên i trong WFQ có được giới hạn bởi Li/n + Lmax
Thuật toán WFQ có thời gian hoàn thành Q(N) vì ở đoạn đầu phần tương thích
của tập hợp là Bj (là bản chất sự dồn phiên trong máy chủ. Tuy nhiên, chúng ta có thể
tìm hàm thời gian khác để xấp xỉ hoá hàm thời gian ảo mà có độ phức tạp tính toán của
bộ lệnh thuật toán có thể được giảm hơn nữa. Như biểu diễn trong phần tiếp theo, tất cả
thuật toán PFQ dùng mô phỏng ưu thế dòng máy mà sự sắp xếp gói truyền tăng dần
theo thời gian mẫu của chúng nhưng chúng khác nhau trong các lựa chọn hệ thống hàm
thời gian ảo và gói lựa chọn kiểm tra.
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 77
3. 2. 2. 9 Đồng hồ ảo .
Bộ lệnh đồng hồ ảo (VC) dùng hàm thời gian thực để tiệm cận hàm thời gian ảo
như vậy, bộ lệnh được chia là:
Vvc(t) = t khi t ≥ 0 (3. 13)
K gói tin phiên i sẽ được chia theo mẫu thời gian Fi, k từ (3. 9) và (3. 13), cụ thể
là:
Fi, k =max{Fi, k, ai, k}+Li, k/ri (3. 14)
Ở đây ai, k là thời gian đến của k gói phiên i hình 3. 8 biểu diễn đường cong
V(t) và Vvc(t), hình (3. 9) biểu diễn đường cong dịch vụ và mức xuất phát của gói ở ví
dụ trước . Từ thời gian thực luôn nhỏ hơn hay bằng thời gian đến, bộ dịch Vvc(t) có thể
luôn cung cấp phiên dồn mới với sự tăng nhỏ hơn hay bằng với sự cung cấp bởi máy
chủ WFQ. Tuy nhiên phương pháp dịch vụ Vc được định nghĩa tham chiếu tới hệ
thống thờ gian đỉnh và sự tính toán thời gian mẫu là độc lập với cách tính của các phiên
khác. Như vậy, nếu liên kết các gói đã gửi nhiều hơn đã định thì nó có thể bị xấu đi bởi
Vc, không kể đến có phải hiệu quả xấu hay tốt thì các kết nối được thực hiện ví dụ, cho
là có hai phiên 1 và 2 như trong 3. 8, tất cả các gói từ cả hai phiên cùng kích thước
lượng kết nối thông thường là 1 gói cho một khoảng thời gian và r1 = r2 =0, 5 giây,
như vậy thời gian mẫu của một phiên sẽ được chuyển lên trước bằng hai rãnh mỗi lúc .
Hình 3. 8 :Lập lịch VC sử dụng thời gian thực gần như thời gian ảo
VVC(t)
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 78
Hình 3. 9 Thời gian kết thúc ảo và xuất phát của các gói lập lịch đồng hồ ảo
Hình 3. 10 Ví dụ về sự không công bằng của đồng hồ ảo
Ban đầu tại thời điểm 0 F10 = F20 = 0. Phiên 1 nguồn tiếp tục phát các gói từ
thời điểm 0, trong khi phiên 2 nguồn bắt đầu gửi các gói tiếp tục tại thời điểm 700
(trong các đơn vị của rãnh), như minh hoạ trong (3. 10) F1 gói = 1802 tại thời điểm
900, trong khi F1, 2 = 902.
Như vậy, Những gói nhỏ chuyển đến từ phiên 1 tại thời điểm gói chia thành
(1082)không thể tạo thành dịch vụ cho các gói thứ 449 từ phiên 2(đến tại thời điểm
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 79
1449 và chưa thành 1800) đã kết thục dịch vụ của nó. Nói cách khác, các gói của phiên
1 đến trong khoảng từ [900, 1500] đã dùng máy chủ trong khoảng từ [0, 900]. Sự dùng
riêng máy chủ như vậy không xảy ra đối với các gói của phiên 2. Hình 3. 9 cho thấy sự
tổn thất bởi bộ lập lịch VC. Trong trường hợp này, các phiên một phải đợi máy chủ
phục vụ phiên mới cho đến khi các gói HOL có một chu kì mẫu lớn hơn hay bằng với
chu kì mẫu của các gói phiên cũ. Khi đó, bộ lập lịch VC không có giới hạn biên mà
biên không là | Wi( 21,ττ )/ri – Wj( 21,ττ )/rj/rj|, lúc này cả hai phiên I và J đều dở dang. .
3. 2. 2. 10 SCFQ Xếp hàng hợp lý tự định giờ
Bộ lập lịch SCFQ có chức năng cập nhật các giá trị thời gian ảo khi một gói
xuất phát và ấn định thời gian ngang nhau cho các tem thời gian của gói đó. Đó là việc
ấn định lập lịch
Hình 3. 11 Lập lịch SCFQ sử dụng thời gian ảo
nếu gói tin thứ i của phiên j xuất phát tại thời gian t ≥ 0
VSCFQ (t)=Fj, i (3. 15)
Tương tự gói tin thứ k từ phiên i sẽ được ấn định a tem thời gian Fi, k. Từ (3. 9)
và (3. 15) suy ra :
Fi, k=max ( ){ }kaVF iSCFQki ,(,1, − +Li/ri (3. 16)
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 80
Hình 3. 12 Thời gian kết thúc và xuất phát của gói tin trong lập lịch SCFQ
Hình 3. 13 Sự thiếu cân bằng của SCFQ và của VC.
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 81
Đồ thị 3. 11 cho thấy đường cong tương ứng với V(t) và VSCFQ (t) và hình 3. 12
cho thấy các tem thời gian và lệnh xuất phát của các gói ở các ví dụ trước. Hình 3. 13
chứng minh rằng SCFQ có thể cung cấp một giá trị đảm bảo công bằng như thế nào thì
ở vị trí tương tự trong hình 3. 10 ở đó VC cũng không có khả năng làm được như vậy.
Khi xem xét hình 3. 13, chúng ta có thể thấy rằng dưới SCFQ các gói từ cả hai phiên
đã đến trong một kiểu RR thoả hiệp để các tem thời gian của chúng sau khi phiên 2 đến
là tại thời gian 900. So với bộ lập lịch VC, SCFQ có thể gần giống với WFQ hơn. Tuy
nhiên đó cũng là vấn đề mà VSCFQ(t) có thể lớn hơn V(t) như trong hình 3. 11 và do đó
trễ cũng có thể rất lớn. Xét trường hợp xấu nhất, tại các phiên N-1 có hiện tượng ùn tắc
và tại các giá trị F cũng vậy. Giả sử rằng khi một gói hoàn thành việc truyền dẫn tại
thời gian τ, thời gian ảo là thời gian được cập nhật từ lúc các gói khởi hành cho tới thời
gian ảo kết thúc F, được gọi là VSCFO(τ). Cũng giả sử rằng phiên i đến tạm thời tại thời
gian τ và N-2 HOL, các gói từ các phiên tạm thời khác cũng có các giá trị tem thời gian
là VSCFQ(τ). Khi gói đầu tiên của phiên tạm thời gần đây có tem thời gian với giá trị
nhỏ nhất là VSCFQ(τ) + Li, t/ri nó có thể là thời gian trễ trong trường hợp xấu nhất Li, t/ri
+(N-1)Lmax/r [19, 20]. Giá trị đầu tiên (N-2)Lmax/r là cho các gói (N-2) đã truyền và giá
trị tiếp theo Li, t/ri + Lmax/r là giá trị giống như latency trong WFO. Kết quả latency của
bộ lập lịch SCFQ là Li, t/ri +(N-1)Lmax/r.
3. 2. 2. 11 WF2Q Hàng đợi hợp lý theo trọng số trong trường hợp xấu
nhất
Từ kết quả (3. 10) và (3. 11) có thể dễ dàng thấy rằng WFQ và GPS cung cấp
hầu hết tính đúng đắn của một gói Parekh đã cung cấp rằng WFQ không thể sụp đổ sau
GPS ở khía cạnh các dịch vụ cung cấp bởi một gói có kích thước lớn nhất . Xét hình 3.
14, ở đó 11 phiên được phân thành các liên kết giống nhau. Trục ngang là thời gian,
trục dọc là đường đi đơn giản của mỗi phiên. Để đơn giản, giả sử tất cả các gói cùng có
kích cỡ là 1 và tốc độ là 1. Đặt tốc độ bảo đảm của phiên 1 là 0. 5 và tốc độ của 10
phiên còn lại là 0. 05
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 82
Hình 3. 14 Ví dụ
Phiên 1 gửi 11 gói lặp lại bắt đầu từ thời gian là 0, trong khi mỗi phiên của 10 phiên
khác chỉ gửi 1 gói cũng tại thời gian là 0. Nếu dịch vụ là GPS nó sẽ giữ 2 đơn vị thời gian cho
gói của phiên 1 và 20 đơn vị thời gian cho các gói của các phiên còn lại. Còn nếu server là
WFQ, tại thời gian 0, tất cả 11 phiên có các gói gửi đi sẽ được xử lý. Khi gói p1, 1(gói đầu tiên
của phiên 1) kết thúc tại thời gian 2, trong khi tất cả các gói khác sẽ kết thúc ở thời gian 20
trong hệ thống GPS. WFQ sẽ phục vụ gói p1, 1 trước, vì thế 10 gói trong phiên 1 sẽ có thời
gian xử lý nhỏ hơn các gói từ các phiên khác. Tức là 10 gói trong phiên 1 sẽ được phục vụ lặp
lại trước khi các gói trong phiên khác được truyền đi.
Định nghĩa 3. 5 : Một dịch vụ s được gọi là hợp lý nhất cho phiên i nếu tại thời gian τ
trễ của gói đến tại τ được giới hạn bởi Qis(τ )/ri+cis đó là :
Dsi, k<ai, k+Qsi(ai, k)/ri+csi (3. 17)
Trong đó ri là giới hạn băng thông nhỏ nhất của phiên i, Qis(τ ) là kích thước của hàng
đợi của phiên i tại thời gian ai, k khi gói thứ k của phiên i đến, cis là hằng số
C’i=rici’/r (3. 18)
C’=max{cis} (3. 19)
Định l ý 3. 1: Cho một hệ thống WF2Q và một hệ thống GPS tương ứng, th ì các thuộc
tính sẽ giữ cho mỗi i, k, τ là:
DWFQi, k–di, kGPS ≤ Lmax/r (3. 20)
Wi, kWFS(0, 0)-WiWFQ ≤ Lmax (3. 21)
WiW2FQ(0, 0)-WiGPS ≤ (1–ri/r)Li (3. 23)
3. 2. 2. 12 WF2Q+
WF2Q cung cấp giới hạn trễ chặt và nhỏ nhất WFI của tất cả các thuật toán PFQ,
nó có thời gian phức tạp giống như trường hợp xấu nhất, O(N), như WFO vì chúng cần
cả hai để tính toán thời gian ảo hay hệ thống thời gian ảo V(t) bằng dấu hiệu hệ thống
GPS lỏng. WF2Q+ và SPFQ cho thấy có các đặc tính tương tự như WF2Q nhưng chúng
thực hiện đơn giản hơn bằng việc đưa ra hàm thời gian ảo của hệ thống như sau:
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 83
V(t+τ )=max{ }))(( min),( tStV iτ+ i
∧
∈ β (t) (3. 23)
trong đó β(t) là tập hợp các phiên tạm thời trong hệ thống tại thời gian t, và Si(t)
là thời gian bắt đầu ảo của phiên tạm thời của gói tin HOL. Gọi W(t, t+τ) là tổng số
lượng các dịch vụ được cung cấp bởi các server hoặc số bit đã được truyền dẫn trong
khoảng thời gian (t, t+τ). Trong trường hợp đặc biệt của một server tốc độ không đổi, τ
= W(t, t+τ)/r, trong đó r là khả năng kết nối. Thời gian phức tạp được giảm tới O (log
N), các thuộc tính này được vận hành cho việc tìm kiếm giá trị thời gian bắt đầu nhỏ
nhất trong số các phiên N. Gần giống với GPS, thuật toán PQF, như WF2Q+ và SPFQ
duy trì một hệ thống hàm thời gian ảo V(t), hàm thời gian bắt đầu ảo Si(t) và hàm thời
gian kết thúc ảo (hoặc tem thời gian) Fi(t) cho mỗi hàng đợi i. Si(t) và Fi(t) được cập
nhật khi các gói HOL đến mỗi hàng đợi. Một gói thực sự khởi hành khi các bit cuối
của nó được gửi ra ngoài khi một gói đến xuất hiện trong hai trường hợp sau : Trường
hợp 1, một hàng đợi trước rỗng ngay lập tức có một gói HOL đến ; trường hợp 2 gói
tiếp theo của gói HOL trong một hàng đợi không rỗng ngay lập tức trở thành gói HOL
khi nó xuất phát. Hiển nhiên, trong trường hợp 2 gói xuất phát và gói đến tại cùng một
thời điểm, vì thế:
Si(t) = max{V(t), Fi(t -)} ; đối với gói đến trong trường hợp 1 (3. 24)
Si(t) = Fi(t -) ; đối với gói đến trong trường hợp 2
Fi(t) = Si(t) + LiHOL/ri
Ở đây, Fi(t -) là thời gian kết thúc của hàng đợi i trước khi cập nhật và LiHOL là
độ dài của gói HOL trong hàng đợi i. Cách chính để xác định V(t) là sử dụng thuật toán
PFQ [19, 29] đã đưa ra.
3. 2. 2. 13 Thuật toán trong trường hợp nhiều node
Một chú ý rất quan trọng của thuật toán PFQ, giống như WQF với điều khiển
truy nhập lưu lượng bằng gáo rò, có thể cung cấp trễ bảo đảm end-to-end trong trường
hợp xấu nhất. Để thấy điều đó, giả sử lưu lượng phiên i được điều chỉnh bằng một gáo
rò với tham số ( σi, ρi), trong đó σi là giá trị tràn lớn nhất và ρi là tốc độ nguồn trung
bình. Đó là tốc độ đến của phiên i tại đầu vào của mạng trong khoảng thời gian ( τ, t]
thoả mãn bất đẳng thức
Ai(τ, t)≤σi+ρi(t-τ) (3. 25)
Đó là K bộ lập lịch PFQ ; mỗi bộ lập lịch có tốc độ kết nối như nhau và cung
cấp một giá trị băng thông bảo đảm nhỏ nhất, ri ≥ ρi, cho mỗi phiên. Gọi Li và Lmax lần
lượt là gói lớn nhất trong phiên i và trong tất cả các phiên của mạng . Sau đó xử lý độc
lập các phiên khác(nếu chúng không bắt buộc có gáo rò), hàng đợi end-to-end trường
hợp xấu nhất và trễ truyền dẫn Di được giới hạn bởi:
Di≤σi/ri+(K-1)Li/ri+K. Lmax/r (3. 26)
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 84
Hình 3. 15 Giới hạn trễ của nhiều node
Hình 3. 15 minh hoạ việc tính toán độ trễ cực đại, độ trễ lớn nhất của gói tại
node 1, d1 là : σi/ri +Lmax/r . Tại node k, k = 2, 3, . . ., K, chúng ta có dk = Li/ri + Lmax/r .
Vì thế, chúng ta có Di = d1 + (k - 1)dk .
Mặc dù, qua phiên thực tế, một chuỗi các bộ lập lịch, nó có thể được xử lý nếu
nó được phục vụ bằng một bộ lập lịch với tốc độ ri, vì vậy khi nguồn gửi σi, trễ σi/ri
giống như trong dịch vụ GPS. Thời kì tiếp theo của mỗi bộ lập lịch, các gói khác từ
phiên i sẽ nhận được dịch vụ của nó trước khi bị “đuổi bắt”, vì thế các gói bị đuổi bắt
có trễ là Li/ri . Thời kì thứ 3, xét đến trường hợp đuổi bắt gói bằng một bộ lập lịch bận,
nó phải đợi một khoảng thời gian là Lmax/r trước khi được phục vụ. Bất đẳng thức (3.
26) có thể dễ dàng mở rộng cho các vị trí chung với tốc độ kết nối hỗn hợp. Định lý
Parekh và Gallager cho rằng, với một bảng lựa chọn các tham số, bộ lập lịch WFQ của
mạng có thể trễ bảo đảm end-to –end. Phiên j yêu cầu một giới hạn trễ đặc biệt chỉ cần
chọn một giá trị rj phù hợp. Đây là ý tưởng cơ bản của việc bảo đảm các dịch vụ
IntServ trong mạng Internet sử dụng RSVP và cho phép nhận để quyết định các mức
băng thông dành riêng nhằm đạt được giới hạn trễ tốt nhất.
3. 2. 2. 14 Thuật toán lập lịch không lõi
Đặc thù của đồng hồ ảo là thực hiện kết hợp đơn giản việc lập lịch với giá trị
WFI nhỏ nhất như trong WF2Q. Trong phần này chúng ta sẽ nghiên cứu một bộ lập lịch
không lõi đơn giản được gọi là thuật toán Core-Stateless Shaped Virtual Clock
(CSSVC) -Thuật toán đồng hồ ảo định dạng không lõi, nó gần giống với việc xử lý của
một mạng đồng hồ ảo được định dạng mà không giữ lại các thông tin trạng thái luồng
tại các node lõi.
Trong một mạng CSSVC, khi các gói đến tại node đầu vào, thì ở đó thông tin
trạng thái đầu vào được duy trì, các trạng thái kết hợp biến đổi được thiết lập giá trị ban
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 85
đầu bằng node đầu vào và được lưu trữ trong phần tiêu đề gói. Các node bên trong ở
trong mạng lõi không giữ thông tin trạng thái luồng nhưng các trạng thái biến đổi được
lưu trong phần tiêu đề để lập lịch các gói đến. Thêm vào đó, các node bên trong cập
nhật các rạng thái biến đổi trong các tiêu đề gói trước khi chúng được gửi tới node tiếp
theo. Chúng ta thấy rằng, CSSVC có thể cung cấp giới hạn trễ end-to-end và cung cấp
WFI nhỏ nhất cho mạng như đồng hồ ảo được định dạng đã làm.
Hình 3. 16 Các router và router lõi trong mạng CSSVC
Thuật toán đồng hồ ảo định dạng
Bằng cách sử dụng thuật toán đồng hồ ảo như một bộ lập lịch dưới đây, một
server đồng hồ ảo định dạng sử dụng đồng hồ thời gian thực giống như một hàm đồng
hồ thời gian ảo và các server có thể chọn được gói có thời gian kết thúc ảo F nhỏ nhất.
Gói thứ k của phiên i có thể được chọn để phục vụ tại thời gian t nếu và chỉ nếu
S k si, ≤V S (t) (3. 27)
trong đó, S k si, là thời gian bắt đầu ảo của gói thứ k trong phiên i tại node s và
Vs(t) là hệ thống thời gian ảo của node s tại thời gian t. Khi một gói đến tại thời gian
a k si, , S k si, được định nghĩa như sau:
S k si, = max [VS(a k si, ), F 1,−k si ] = max [a k si, , F 1,−k si ] (3. 28)
trong đó, các tem thời gian hay thời gian kết thúc ảo của gói thứ k tại phiên i
được định nghĩa như sau:
F k si, = S k si, +
i
k
i
r
l (3. 29)
với l ki là độ dài gói và ri là tốc độ kết hợp của phiên i. Bằng cách sử dụng thuật
toán đồng hồ ảo định dạng để lập lịch các gói chúng ta có thể đảm bảo WFI nhỏ nhất
của phiên i như sau:
WFIi, s=
i
i
r
l max +
S
i
r
ll max,max − (3. 30)
rs là tốc độ phục vụ của server s, Li, max là độ dài lớn nhất của gói tại phiên i còn
Lmax là độ dài lớn nhất của gói tại server s.
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 86
Định lý 3. 2 : Trong một mạng có hai server đồng hồ ảo định dạng, nếu server 1
và 2 có thể đảm bảo WFI của phiên i là WFIi, 1 và WFIi, 2 thì WFI end-to-end của mạng
WFIi, 1 + WFIi, 2 .
Chứng minh: Chú ý rằng đơn vị của WFI có thể là bit hoặc giây, trong đó
WFI(bit) = r1 × WFI(s), ở đây chúng ta dùng WFIb để biểu thị WFI(bit) và WFI(s)
để biểu thị WFI(giây). Nếu server đồng hồ ảo định dạng s đảm bảo giới hạn trễ Di, s
tới phiên i được giới hạn bởi một gáo rò (σi, ri) thì nó cũng phải bảo đảm WFIb của ri
× Di, s – σi. Đó là :
WFI b si, =ri×Di, s– σi (3. 31)
WFI b si, = ri × WFIi, s .
Vì thế (3. 31) trở thành:
WFIi, s=Di, s–σi/ri (3. 32)
thay s = 1 và s = 2 ta có:
Di, 1 =
i
i
r
δ + WFIi, 1 (3. 33)
và
Di, 2=
i
i
r
δ + WFIi, 2 (3. 34)
trong đó Di, 1 và Di, 2 là các giới hạn trễ của phiên i được cung cấp bởi server 1
và server 2 . Do đó giới hạn trễ end-to-end iD tại điểm cuối của server 2 là :
iD =Di, 1 + Di, 2 = 2x
i
i
r
δ + WFIi, 1 + WFIi, 2 (3. 35)
Số hạng đầu trong phương trình trên
i
i
r
δ sinh ra từ trễ của gáo rò định dạng và
có thể chỉ có một lần trong mạng. Do vậy giới hạn trễ tại điểm cuối của server 2 sẽ là:
siD , = iD -
i
i
r
δ =Di, 1+ Di, 2 -
i
i
r
δ (3. 36)
Trong khi đó, WFI end-to-end, biểu thị iWFI có thể được biểu diễn thành
iWFI = SiD , -
i
i
r
δ (3. 37)
Từ (3. 36) ta có :
iWFI =Di, 1+Di, 2-
i
i
r
δ -
i
i
r
δ (3. 38)
Kết hợp (3. 33) và (3. 34) ta có :
iWFI =WFIi, 1+WFIi, 2 (3. 39)
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 87
Thuật toán đồng hồ ảo định dạng không lõi
Như đã thấy ở (3. 28) và (3. 29) thuật toán đồng hồ ảo định dạng cần hai trạng
thái biến đổi cho mỗi luồng i: tốc độ định trước r1 và thời gian kết thúc ảo của gói trước
F 1,−k si , khi tất cả các node trên một đường sử dụng các giá trị ri giống nhau cho luồng i
thì nó dễ dàng khử ri bằng cách đặt nó trong tiêu đề gói.
Hình 3. 17 Giới hạn WFI end-to-end, Ci, s trong mạng CSSVC
Tuy nhiên, F 1,−k si là một giá trị động và được tính toán lặp lại tại mỗi node và có
thể loại bỏ một cách đơn giản. Vì thế chúng ta cần thiết kế một thuật toán mà có thể
tính toán thời gian kết thúc ảo trong các node lõi mà không lưu giữ thông tin của F 1,−k si .
Ở đây, chúng ta có thể chứng tỏ trạng thái trung bình là X k si, , vì thế với mỗi node lõi s
trên một đường có thể giữ :
S 1,−k si =a k si, +X k si, ≥ F 1,−k si (3. 40)
Mục đích của chúng ta là sử dụng mạng CSSVC gần giống với việc xử lý của
một mạng đồng hồ ảo định dạng không giữ lại thông tin trạng thái của luồng tại các
node lõi. Khi gói thứ k của phiên i dến các node biên trong mạng CSSVC tại thời gian
a k si, và xuất phát từ node s tại thời điểm d k si, nó sẽ trải qua các giới hạn WFI end-to-end,
Ci, s giốmg nhau như khi nó qua một mạng đồng hồ ảo định dạng . Vì thế từ định lý 3. 2
ta có :
Ci, s=∑
=
S
h
hiWFI
0
, (3. 41)
trong đó hiWFI , là WFI của phiên i được giới hạn bởi server h .
Chú ý rằng :
d k si, -d
k
si, (fluid)≤
Sr
Lmax (3. 42)
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 88
d k si, và d
k
si, (fluid) lần lượt là thời gian mà gói thứ k của phiên i xuất phát tại node s
dưới dạng gói đồng hồ ảo định dạng và kiểu fluid. Khi chúng ta sử dụng CSSVC gần giống
với việc xử lý của mạng đồng hồ ảo định dạng và (3. 42) sẽ giữ tại mỗi node CSSVC bao gồm
cả node s. Trong khi đó phiên i được phục vụ tại tốc độ ri ở dạng fluid và chúng ta sẽ giữ
d k si, (fluid) như sau :
d k si, (fluid)=S
k
si, +
i
k
i
r
L
(3. 43)
Từ (3. 29) và (3. 43) chúng ta có :
d k si, (fluid)≤F
k
si, (3. 44)
Kết hợp (3. 42) và (3. 44) ta được:
d k si, -F
k
si, ≤
Sr
Lmax (3. 45)
Trừ cả hai vế cho a k si, ta có :
d k si, -F
k
si, -a
k
si, ≤
Sr
Lmax -a k si, (3. 46)
Hay :
d k si, -a
k
si, ≤F
k
si, +
Sr
Lmax -a k si, (3. 47)
Vế phải của bất phương trình trên là giới hạn trễ bó của phiên i. Từ điều này
chúng ta có :
kiD , =F k si, +
Sr
Lmax -a k si, (3. 48)
Trong khi đó, từ kết quả của (3. 37) khi gói thứ k của phiên i được giới hạn bởi
gáo rò (σi, ri) xuất phát từ server s trong mạng CSSVC nó có thể tạo giới hạn trễ kiD ,
end-to-end là:
kSiD , = Si
i
i C
r
+
σ (3. 49)
Khi xét đến trễ tuyến (3. 49) trở thành:
kSiD , = Si
i
i C
r
+
σ +∑−
=
Π
1
1
S
h
h (3. 50)
Trong đó hΠ là trễ tuyến giữa node h-1 và node h.
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 89
Tham số đầu trong phương trình
i
i
r
σ sinh ra từ luồng lưu lượng đến được giới
hạn bằng gáo rò khi chúng ta thực hiện định dạng một gói WFI trong router biên . Ở
đây trễ quyết định chính cho việc định dạng lưu lượng là Dki, shaper . Đó là :
kSiD , =D
k
i, shaper+Ci, S+∑−
=
Π
1
1
S
h
h (3. 51)
Việc thiết lập sự mô tả lưu lượng (Ra, Rp, và MBS) trễ của việc định dạng lưu
lượng trong router biên có kết quả là: Li, max/RP, với Li, max là độ dài lớn nhất của gói
trong phiên i . Từ những điều đó chúng ta sẽ thấy rằng định dạng lưu lượng chỉ tăng
them trễ của router biên và nó không liên quan tới router lõi trong CSSVC. Lưu ý rằng
kết quả (3. 51) được sinh ra từ giới hạn WFI end-to-end của thuật toán đồng hồ ảo định
dạng và đó cũng là giới hạn trễ bó trong phiên i. Từ (3. 48) và (3. 51) chúng ta có:
kSiD , =F k si, +
Sr
Lmax -a k si, =D
k
i, shaper+Ci, S + ∑−
=
Π
1
1
S
h
h (3. 52)
Thay F k si, bằng S k si, +
i
k
i
r
L ta có :
S k si, =a k si, -
Sr
Lmax +Dki, shaper+Ci, S+∑−
=
Π
1
1
S
h
h -
i
k
i
r
L (3. 53)
Từ (3. 53) chúng ta biểu diễn S k Si 1, − bằng :
S k Si 1, − =a ki 1, -
1
max
−Sr
L +Dki, shaper+Ci, S-1+∑−
=
Π
2
1
S
h
h -
i
k
i
r
L (3. 54)
So sánh (3. 53) và (3. 54) chúng ta có được mối quan hệ giữa S k si, và S k Si 1, − để
đảm bảo Ci, s :
S k si, =S k Si 1, − +WFIi, S+
1
max
−Sr
L -
Sr
Lmax +ΠS-1 (3. 55)
Lặp lại phương trình trên ta có:
S k si, =S k si, +Ci, S-1-WFIi, S+
11
max
r
L -
Sr
Lmax + ∑−
=
Π
1
1
S
h
h (3. 56)
Từ (3. 40) và (3. 29) ta có :
S k si, ≥F k si, = S 1,−k si +
i
k
i
r
L 1−
Bằng cách sử dụng (3. 56) ta có bất phương trình giữa gói thứ k và k-1 tại node
biên 1 là:
S k si, ≥S 11,−ki +
i
k
i
r
L 1− (3. 57)
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 90
Vế phải của bất phương trình là hiệu của S k si, đảm bảo:S k si, ≥ F 1,−k si . Chúng ta sẽ
có vài cặp (S k si, và S 11,−ki ) thoả mãn điều kiện đó . Như vậy :
S k si, =S 11,−ki +
i
k
i
r
L 1− (3. 58)
Từ (3. 40) ta có:
S k si, =a k si, +X k si, =d k si 1, − + Π S-1 + X k si, (3. 59)
Trong đó d k si 1, − là thời gian xuất phát của gói tại node s-1 . Từ (3. 45) :
d k si 1, − ≤ F k si 1, − +
1
max
−Sr
L
nên (3. 59) trở thành:
S k si, ≤F k si 1, − +
1
max
−Sr
L +Π S-1 + X k si, (3. 60)
Hay:
S k si, ≤S k si 1, − +
1−S
k
i
r
L +
1
max
−Sr
L +ΠS-1+X k si, (3. 61)
Để có kết quả chúng ta có thể đặt S k si, là :
S k si, =S k si 1, − +
1−S
k
i
r
L +
1
max
−Sr
L +ΠS-1+X k si, (3. 62)
Kết hợp (3. 55) và (3. 62) ta có:
S k si 1, − +
1−S
k
i
r
L +
1
max
−Sr
L +ΠS-1+X k si, =S k Si 1, − +WFIi, S+
1
max
−Sr
L -
Sr
Lmax +Π S-1 (3. 63)
Sắp xếp lại các thời kì ta có trạng thái biến đổi :
X k si, =WFIi, S-
1
max
−Sr
L -
Sr
Lmax (3. 64)
Kết hợp với các giá trị WFI từ (3. 30) ta có :
X k si, =
i
i
r
L max, +
Sr
Lmax -
s
i
r
L max, -
1−S
k
i
r
L -
Sr
Lmax
=
i
i
r
L max, -
1−S
k
i
r
L -
s
i
r
L max, (3. 65)
Đồ án tốt nghiệp Chương 4. Định hướng phát triển mạng viễn thông Việt Nam
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 91
CHƯƠNG 4
ĐỊNH HƯỚNG PHÁT TRIỂN MẠNG VIỄN THÔNG
VIỆT NAM
Với những ưu điểm nổi bật của mình, công nghệ IP đang dần chiếm ưu thế trong
các giải pháp xây dựng mạng thế hệ sau. Hội tụ IP đang là một xu hướng có thể nói là
tất yếu trong khi thiết kế và xây dựng NGN để cung cấp tất cả các dịch vụ trên một cơ
sở hạ tầng mạng duy nhất. Tuy nhiên mạng IP hiện nay chỉ là mạng “Best Effort” tức
là một mạng không có bất kì một sự bảo đảm nào về QoS. Mà mục đích của chúng ta
hiện nay là nghiên cứu và đưa QoS vào trong mạng để đáp ứng nhu cầu ngày càng cao
của người tiêu dùng. Trong chương này em xin trình bày một số định hướng phát triển
mạng Viễn thông Việt Nam để tiến tới NGN và một số phương pháp để có thể đảm bảo
QoS cho mạng NGN
4. 1. Mạng mục tiêu
Hoà cùng sự phát triển của nền Viễn thông thế giới, mạng thế hệ sau đang là
mục tiêu hướng tới của Việt Nam trong thời gian tới. Với mục tiêu xây dựng một mạng
hội tụ cho phép cung cấp tất cả các loại hình dịch vụ của mạng thế hệ hiện nay và các
loại hình dịch vụ mới trong tương lai thì việc lựa chọn một cơ sở hạ tầng mạng phù
hợp là vô cùng quan trọng. Theo báo cáo của giáo sư tiến sĩ Đỗ Trung Tá về định
hướng phát triển mạng Internet Việt Nam vào tháng 12/2001 thì mô hình mạng Viễn
thông thế hệ mới của Việt Nam sẽ được mô tả như sau :
Hình 4. 1 Mô hình mạng Viễn thông thế hệ mới
Đồ án tốt nghiệp Chương 4. Định hướng phát triển mạng viễn thông Việt Nam
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 92
Trong đó các lớp dưới mạng được xây dựng dựa trên hệ thống mạng cáp quang
và các công nghệ RAS, DSL, Frame Relay cũng như hệ thống truy nhập vô tuyến thế
hệ thứ ba. Các hệ thống này được kết nối lên mạng lõi thông qua hệ thống tập trung.
Phần mạng lõi là sự kết hợp của công nghệ IP và MPLS kết nối với mạng thoại PSTN
thông qua hệ thống Media Gateway. Chuyển mạch dịch vụ IP và hệ thống Media
Gateway sẽ đóng vai trò là cầu nối cho lớp điều khiển dịch vụ kết nối xuống lớp mạng.
Lớp diều khiển dịch vụ gồm hai hệ thống chính là Server điều khiển dịch vụ và hệ
thống chuyển mạch mềm. Trong đó, Server điều khiển dịch vụ điều khiển các ứng
dụng và dịch vụ IP để đảm bảo các yếu tố:
♦ Chất lượng dịch vụ
♦ Kiểm tra quyền sử dụng dịch vụ
♦ Quản lý bảo mật
♦ Quảng bá dịch vụ
Chuyển mạch mềm sẽ điều khiển các kết nối đa phương tiện bao gồm :
♦ Kết nối VoIP và Video
♦ Điều khiển các đầu cuối IP theo các giao thức H. 323 và SIP
♦ Điều khiển các Media Gateway ở lớp mạng
Lớp ứng dụng sẽ kết nối xuống các hệ thống Server điều khiển và chuyển mạch
mềm thông qua lớp thích nghi ứng dụng. Các dịch vụ của lớp ứng dụng bao gồm các
ứng dụng thế hệ thứ 3, các ứng dụng tin nhắn và các dịch vụ trên nền Web.
4. 2. Mạng truyền dẫn
Xây dựng một mạng đường trục có đủ năng lực truyền dẫn tất cả các nhu cầu trao
đổi thông tin của toàn bộ khách hàng luôn là một yêu cầu có tính hàng đầu trong quá
trình phát triển mạng Viễn thông. Hình 4. 2 đưa ra cấu hình mạng truyền dẫn mục tiêu
của nước ta. Trong đó có một sự thống nhất chung là sử dụng cáp sợi quang và công
nghệ DWDM để xây dựng lên một mạng toàn quang có đủ khả năng để đáp ứng nhu cầu
lưu lượng mạng IP đồng thời giảm giá thành băng thông truyền dẫn. Tuy nhiên, phía trên
tầng DWDM vẫn còn là một vấn đề chưa được xác định rõ ràng. Do đó, trong giai đoạn
hiện nay không nên đầu tư quá ồ ạt vào công nghệ SDH. Bên cạnh đó, thời điể triển khai
công nghệ DWDM trên mạng trục cũng chưa được xác định rõ ràng. Công nghệ này chỉ
được triển khai khi nó đã đảm bảo được khả năng quản lý mạng của mình.
Đồ án tốt nghiệp Chương 4. Định hướng phát triển mạng viễn thông Việt Nam
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 93
Trong cấu kình mạng đường trục sử dụng công nghệ DWDM được đề xuất sử
dụng 3 bộ chuyển mạch được đặt tại Hà Nội, Đà Nẵng và thành phố Hồ Chí Minh. Tại
các điểm nút khác chỉ đặt các bộ xen rẽ để tách/ghép lưu lượng.
Hình 4. 2 Mạng truyền dẫn mục tiêu
4. 3. Mạng truy nhập
Với sự triển khai của một loạt các công nghệ truy nhập mới, mạng truy nhập sẽ
trở nên đa dạng hơn, và có thể nói sự hỗn loạn trong công nghệ mạng truy nhập sẽ còn
kéo dài trong nhiều năm nữa. Các công nghệ truy nhập như Dial-up, xDSL, truyền hình
số quảng bá, Modem cáp, GSM, truyền hình vệ tinh tới thuê bao DTH (Direct To
Home), và hệ thống thông tin di động (UTMS hoặc 3G) sẽ dược sử dụng để truyền tải
IP. Trong đó, lưu ý một số điểm như sau:
♦ Hợp nhất các mạng vào một trục IP, trong khi vẫn giữ nguyên công nghệ
truy nhập.
♦ Nhà cung cấp dịch vụ di động GSM phải nhận định rõ hơn công nghệ truy
nhập mà họ sở hữu và họ sẽ thử triển khai các công nghệ truy nhập mới.
KÕt nèi DWDM trôc
ChuyÓn m¹ch / bé ®Þnh tuyÕn quang
Bé xen/t¸ch kªnh quang
Bé ®Þnh tuyÕn biªn
HÖ thèng ghÐp sãng quang
Nót ®a dÞch vô
Đồ án tốt nghiệp Chương 4. Định hướng phát triển mạng viễn thông Việt Nam
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 94
♦ Phát triển hình thức truy nhập băng rộng bằng cáp đồng trục theo công nghệ
xDSL.
4. 4. Sự phát triển của các mạng lên NGN
4. 4. 1 Sự hội tụ các mạng
4. 4. 2 Sự tiến hoá của các mạng lên NGN
Sự phát triển từ PSTN lên NGN
Thoại luôn là dịch vụ được xét đến hàng đầu trong quá trình xây dựng mạng. Ở
đây ta xét một minh hoạ về sự chuyển dịch thoại từ PSTN lên NGN
Mạng PSTN hiện tại :
Đồ án tốt nghiệp Chương 4. Định hướng phát triển mạng viễn thông Việt Nam
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 95
Phát triển lên NGN :
4. 4. 3 Các chức năng tiến hoá
Mạng hiện tại:
Mạng tương lai gần :
Đồ án tốt nghiệp Chương 4. Định hướng phát triển mạng viễn thông Việt Nam
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 96
Mạng tương lai :
4. 5. Một số dịch vụ bảo đảm QoS trong mạng
4. 5. 1 Sử dụng các giao thức hỗ trợ
♦ Sử dụng RSVP
♦ Sử dụng MPLS
♦ Triển khai kiến trúc CQS trong MPLS-DiffServ
Đồ án tốt nghiệp Chương 4. Định hướng phát triển mạng viễn thông Việt Nam
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 97
4. 5. 2 Sử dụng các mô hình dịch vụ
4. 5. 2. 1 Dịch vụ IntServ
Sơ đồ kiến trúc:
4. 5. 2. 2 Dịch vụ DiffServ
Mô hình :
Nhận xét:
Với mô hình IntServ
♦ Đảm bảo QoS end-to-end trên cơ sở mỗi luồng thông qua báo hiệu QoS trên
từng chặng.
Đồ án tốt nghiệp Chương 4. Định hướng phát triển mạng viễn thông Việt Nam
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 98
♦ Các router dọc theo đường truyền phải duy trì trạng thái cho mỗi luồng
thông tin.
♦ Tối ưu về sử dụng tài nguyên mạng nhưn kéo theo đó là gánh nặng xử lý và
tăng kích cỡ mạng.
Với DiffServ
♦ Chỉ đảm bảo được QoS trên từng chặng thông qua việc ấn định tài nguyên
cứng.
♦ Gánh nặng xử lý của các router nhẹ hơn, đơn giản hơn, nhưng không đảm
bảo được QoS end-to-end.
Như vậy, mô hình IntServ không khả thi trong mạng lõi, và mô hình mạng
DiffServ lại không đáp ứng tốt trong mạng truy nhập. Giải pháp tốt nhất đặt ra là sử
dụng mô hình IntServ cho mạng truy nhập và sử dụng mô hình DiffServ cho mạng lõi.
Vì thế, để hỗ trợ QoS tốt nhất nên sử dụng mô hình tích hợp IntServ/DiffServ.
Mô hình :
4. 5. 3 Đo kiểm và đánh giá QoS trong mạng NGN
Mô hình:
Đồ án tốt nghiệp Chương 4. Định hướng phát triển mạng viễn thông Việt Nam
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 99
♦ Vị trí thiết lập điểm đo:
Thiết bị đo là :
♦ Máy tính
♦ Các phần mềm đo chuyên dụng
Các thiết bị đo chuyên dụng (SmartBits, AX4000, K1297, …)
Đồ án tốt nghiệp Kết Luận
Nguyễn Thị Thu Huyền - Lớp D2001VT 100
KẾT LUẬN
Trong quá trình học tập, nghiên cứu và thực tập đồ án, em đã tìm hiểu về QoS,
kiến trúc CQS đặc biệt là kĩ thuật lập lịch và các ứng dụng của nó trong mạng IP với
mục đích đưa QoS và cải thiện QoS trong mạng IP -một mạng Best Effort, không có sự
đảm bảo về chất lượng dịch vụ. Tuy nhiên, nội dung của đồ án mới chỉ đi sâu vào phần
lý thuyết, còn phần thực hành và ứng dụng trên thực tế vẫn còn hạn chế.
Do kiến thức còn hạn chế và thời gian có hạn nên đồ án không thể tránh khỏi
những thiếu sót, em mong được sự chỉ bảo của các thầy và sự góp ý của các bạn để có
thể sửa chữa và nâng cao hiểu biết của mình.
Em xin chân thành cảm ơn!
Các file đính kèm theo tài liệu này:
- Vấn đề chất lượng dịch vụ (QoS) trong mạng IP.pdf