lect
.pdfSd = k-D-j:di. |
(6.12) |
г = 1 |
|
Последовательно выполняя суммирование в данном соотношении, получа ем:
p(Kl,D)=f[(l-R,)f:R'f' |
П -^-Цг- |
(6.13) |
|
d=l |
d=l |
г=1,гф(1 ^d " Щ |
|
Отсюда при к = D приходим к ожидаемому результату:
p(D,l,D)= fii^-Rd).
d=l
Во многих практических случаях для виртуального соединения выпол няется равенство Rd = R, d = 1,D, свидетельствующее о статистической однородности искажений в различных звеньях тракта передачи данных. При этом условии в выражении (6.13) возникает неопределенность вида О/О. Для получения значений p(k,l,D) здесь необходимо выполнить (D — 1)\ достаточно трудоемких операций раскрытия неопределенности. Найдем p(k,l,D) из определения (6.12):
p{k,l,D) = {l-RfR'-^f: ... ^Е 1-
di=0 dD-i=0
Используя соотнопгение для суммы вида [108]
п т |
1 т+1 |
kz=l г=0 |
т-\- Z i=o |
отсюда получаем:
p{k,i,D) = ( J, _ 1) (1 - RfR'-". ' |
(6.14) |
Данную зависимость можно переписать в рекуррентном виде:
pik,l,D + l) = p(i,l,D)ii^-^J-?l;
p{k + l,l,D) |
= |
p(kA,D)^--^-^. |
Нетрудно видеть, что при i? = О функция вероятности (6.14) преобразу ется к: p(D, 1,D) = 1- р{к, 1, D) = О, к> D.
211
6.3.2Функция распределения времени доставки пакета
Важным операпионным параметром виртуального соединения является вероятность сквозной передачи пакета за заданное время тайм-аута S:
PiS,l,D)= J:p{k,l,D). |
(6.15) |
k=D |
|
Для статистически неоднородного виртуального канала (Ri ф Rj, i,j = 1,D, i ф j) вероятность P(S,1,D) с учетом (6.13) принимает вид:
P{s,i,D) = f:iR?-'-Ri) |
а / |
П |
г>^"^' |
|
^.^ \ |
а |
|
J.X |
ГУ |
d=l |
|
|
i=l,i^d |
^d — Щ |
Найдем зависимость Р(5,1, D) |
от параметров статистически однород |
ного виртуального канала. Используя соотношения (6.1) - (6.4) для сумм
/ |
s = 0,3, из определения (6.15) с учетом (6.14) при |
D = 1,4 |
||||||
вида Е А;*ж , |
||||||||
имеем: |
|
|
|
|
|
|
|
|
Р(5,1,1) |
= |
l-R^- |
|
|
|
|
|
|
Р(5,1,2) |
= |
l-R^ |
-S(l-R)R^-^', |
|
|
|
||
.Р(5,1,3) |
= |
1-RS-S{1- |
|
R)R^-' |
- |
^^^~ ^ \ l - |
RfR^-'- |
|
P(5,1,4) |
= |
1-RS-S{1- |
|
R)R'-' |
- |
^^'^ ~ ^) (1 - |
RfRS-'^ |
- |
|
|
S{S-l)(S-2)^^ |
(1 - |
^,3 |
._3 |
|
|
|
|
|
|
|
RfR' |
|
|
и
Отсюда нетрудно видеть, что для произвольного D значения Р(5', 1,-D) необходимо искать в виде:
P{S,l,D) = P{S,l,D -I)- |
KD''Y[{S -г){1- R)''-^R^-''^\P{S,l,Q) |
= 1, |
г=0
(6.16) где KD - неизвестный коэффициент. Если S = D,TQ ПО определению (6.15) P{D, 1,D) = (1 — R)^. С другой стороны, согласно (6.16) получаем:
(1- Р)^ = 1 - Е ' к/liiD - 0(1 - RYR""-'.
d=Q i=0
Данное равенство становится тождественным только в том случае, если сомножители при степенях Р и 1 — Р являются коэффициентами бинома
212
Ньютона степени D. Тогда Kd = 1/dl, |
и соотношение для Р(5,1,D) |
||||
можно записать следующим образом: |
|
|
|
|
|
D-1 |
/ |
с |
\ |
RfR^"^- |
(6.17) |
P{S,1,D) = 1 - Е |
|
J |
(1 - |
||
Как и следовало ожидать, при |
R |
= О |
функция |
распределения |
|
P(5,1,D) = 1 для 5 > D. |
|
|
|
|
|
6.3.3Среднее время доведения пакета до адресата
Теперь найдем среднее время передачи пакета до абонента при заданной длительности тайм-аута S:
N{1,D,S)= \ ЕЫкЛ.В).
Для статистически неоднородного тракта передачи данное определение перепишется в виде:
л |
D |
|
S |
kRdк-1 |
£) |
Ё |
|||
1 |
-г-.- /^ |
„ ч ,—. |
г.—Г) |
• |
^(^'^•^) = pffwrf |
П(1 - Щ Е |
- ^ |
i=l.i^d
Выполняя подстановку j = к — D и используя выражение для конечной суммы арифметико-геометрической прогрессии [38], отсюда получаем:
^ |
1 - R- |
|
т-г |
-^ -''-г |
|
i=l,ijLd Rd - Ri |
|
|
При S = D данное соотношение принимает значение N(1,D,S) = D. |
||
Найдем величину ]У(1, D, S) = п(1, Л, S)/P{S, 1,D) |
для статистически |
|
однородного тракта передачи, где |
n(l,D,5) - ненормированное среднее |
|
время доставки пакета абоненту, определяемое формулой: |
||
n(l,Z),5) = t^kpikXD) = D {^^У |
f:^ [D]^'- |
213
При D = 1,3 |
данное соотношение принимает вид: |
||
n(l,l,S) |
= |
-±-{i-RS+i-^s^l)(l-R)R'}; |
|
n(l,2,5) |
= |
- ^ { i - ^ ^ + i - ( 5 |
+ l)(l-i?)^^-(^±il^(l-i?)2i?^-i}; |
n(l,3,5) |
= |
- J - (i - Д^+1 - (5 + 1)(1 - R)R' - ^^ t ^^^(1 - R?R' |
|
|
|
|
V 2 D 5 - 1 |
|
|
1 — XI [ |
2 |
Для произвольного D значения n(l,D,5) будем искать в виде:
n(l,D,5) |
= - ^ ( l - i : ( l - RYR'+'~'K/f[{S |
+ l - i)] , |
(6.18) |
|
где /Q - неизвестные коэффициенты. При |
S = D |
величина fi{l,D,D) = |
||
D{1 — R)^. С другой стороны в соответствии с (6.18) имеем: |
|
|||
(1 - |
Rf+^ = 1 _ f;(i _ RYR^+^-^K/II{D |
+1 - г). |
|
|
|
d=0 |
г=0 |
|
Данное равенство обращается в тождество, если Kd дополняют сомножи тели при степенях R и 1 — R до биномиальных коэффициентов. Тогда Kd = l/d\ и выражение для N(1,D,S) можно записать так:
Отсюда видно, что при неограниченной длительности тайм-аута (5 = оо) 7^(1, D, 5) = D/(l — R), а в абсолютно надежном виртуальном соединении (i? = 0) значение N{1,D,S) = D на всей области определения S > D. Перейдем к анализу сквозной задержки одиночного пакета.
6.3.4Анализ сквозной задержки
Время элементарного цикла сквозной передачи данных складывается из времени доставки пакета удаленному абоненту и времени получения квитанции отправителем информации. Будем считать, что данные и кви танции переносятся пакетами одного размера (т.е. квитанции переносят ся в информационных пакетах встречного потока). Тогда, поскольку при неполучении квитанции за время тайм-аута отправитель передает пакет
214
повторно, а число сквозных повторных передач неограничено, то средняя сквозная задержка пакета, выраженная в количестве интервалов длитель ности Т, составит:
_ |
оо |
_ |
T{1,D,5) |
= Е{(^' - |
^)S + N(1,2D,5)}{1 - Р(5,1,2D)y-'P{S, 1,2D) = |
Если предположить, что прямой и обратный каналы связи отдельных зве ньев тракта передачи данных имеют несовпадающие вероятности искаже ния пакетов, то данное соотношение можно переписать следующим обра зом:
|Р (5 - 2 0 ) Д Р - ' -{S-2D |
+ 1)ДР + Rf Щ |
1 - Д.- |
||
• ^ |
- | _ р |
-'•-'• |
Z ? _ P |
|
г=1 |
^ - " - г |
j=^,j^i |
^3 |
J |
При минимальной длительности тайм-аута SM = 2D получаем: 2D
П (1 - Rd)
d=l
Неограниченная длительность тайм-аута (5 = оо) дает значение за держки
Ш Rf Ш 1-Ri r(l,D,oo) = 2D+Er-V П
d=l ^ — Rd i=l,гфd Rd — Ri
Для случая статистически однородного тракта передачи задержка (6.19) принимает вид:
^(^'^'^) = (1-Д)Р(5,1,2Д) f ^ - £ (2Z5 - ' * ) ( . ) (1 - |
^^'^'-' |
(6.20)
Отсюда нетрудно видеть, что 5^ = 2D дает T(1,D, SM) = 2D/(1 - i?)^^, а при 5 -^ оо задержка монотонно снижается до
2D |
|
T{1,D,S) = :^—^. |
(6.21) |
В тракте передачи без искажений (R = 0) сквозная задержка постоян на на всей области определения длительности тайм-аута: Т(1, D, S) = 2D.
215
Из численных результатов, приводимых в табл.6.1, нетрудно сделать вы вод о том, что при i? > 0.5 и тайм-ауте S, превышающем минимальную длительность SM В два-три раза для практических расчетов можно ис пользовать соотношение (6.21).
Анализ показывает, что временной срез процесса сквозной транспорти ровки одиночного пакета по многозвенному тракту совпадает с передачей мультипакетного сообщения по виртуальному соединению, состоящему из одного участка переприема. Это свидетельствует о симметричности про цесса информационного переноса, выражающейся в том, что операционные характеристики (функция вероятности, функция распределения и среднее время доведения до адресата) процесса сквозной доставки одиночного па кета по виртуальному соединению длины D и процесса передачи сообще ния из Л^ = D пакетов по однозвенному виртуальному каналу полностью совпадают. Тогда для средней задержки мультипакетного сообщения при сквозном подтверждении верности его передачи в целом информационны ми пакетами встречного потока по аналогии с (6.20) справедливо:
(6.22) Данная задержка для длительности тайм-аута S = N -\- 1 и 5 = оо соответственно составит:
N + 1 r(iV,l,iV-M) = (1 - Л)^+1
и
niV,l,oo) = ^ .
При R = 0 и S>N + 1 задержка постоянна: T(N,1,S) = N + 1.
6.4Анализ переноса данных при сквозном квитиро вании служ:ебными пакетами
Вразделе 6.3 предложен подход к анализу операционных характеристик процесса передачи данных по виртуальному каналу при переносе сквозных квитанций в информационных пакетах встречного потока. Естественным развитием и обобщением рассмотренной ситуации является случай, когда уведомления удаленного абонента о корректности приема данных отпра вителя переносятся в смешанном трафике встречного потока, содержащем
216
Таблица 6.1: Распределение средней сквозной задержки одиночного пакета от вероятности искажения R для размеров тайм-аута,
кратных минимальной длительности SM
T{1,D,S) |
|
|
R |
|
|
0.3 |
0.4 |
0.5 |
0.6 |
0.7 |
|
Т(1, 1,5ж) |
4.08 |
5.56 |
8.00 |
12.50 |
22.22 |
f(l.1,25,) |
2.98 |
3.65 |
4.73 |
6.65 |
10.61 |
f(l.1,35,) |
2.87 |
3.40 |
4.21 |
5.61 |
8.41 |
f(l.1,45,) |
2.86 |
3.35 |
4.06 |
5.25 |
7.55 |
f(l.l,oo) |
2.86 |
3.33 |
4.00 |
5.00 |
6.67 |
Г(1. 2,5,) |
16.66 |
30.86 |
64.00 |
156.25 |
493.83 |
f(l.2,25,) |
5.96 |
7.60 |
10.85 |
18.28 |
40.00 |
f(l 2,35,) |
5.72 |
6.74 |
8.42 |
11.84 |
20.73 |
f(l 2,45,) |
5.71 |
6.67 |
8.06 |
10.46 |
16.02 |
^(l 2,oo) |
5.71 |
6.67 |
8.00 |
10.00 |
13.33 |
Г(1 3,5,) |
51.00 |
128.60 |
384.00 |
1464.84 |
8230.45 |
f(l 3,25,) |
8.84 |
11.42 |
17.37 |
34.10 |
100.41 |
f(l 3,35,) |
8.57 |
10.05 |
12.46 |
17.87 |
35.03 |
f(l 3,45,) |
8.57 |
10.00 |
12.03 |
15.47 |
24.22 |
f(l, 3,cx)) |
8.57 |
10.00 |
12.00 |
15.00 |
20.00 |
Г(1,4,5,) |
138.77 |
476.30 |
2048.00 |
12207.03 |
121932.63 |
f(l,4,25,) |
11.68 |
15.11 |
24.12 |
54.36 |
213.64 |
f(l,4,35,) |
11.43 |
13.36 |
16.43 |
23.68 |
50.92 |
f(l,4,45,) |
11.43 |
13.33 |
16.01 |
20.41 |
32.13 |
f(l, 4,oo) |
11.43 |
13.33 |
16.00 |
20.00 |
26.67 |
Г(1,5,5,) |
354.01 |
1653.82 |
10240.00 |
95367.43 |
1693508.78 |
f(l 5,25,) |
14.50 |
18.69 |
31.01 |
79.56 |
415.34 |
f(l 5,35,) |
14.29 |
16.68 |
20.37 |
29.32 |
68.26 |
f(l 5,45,) |
14.29 |
16.67 |
20.01 |
25.33 |
39.81 |
f(l 5,oo) |
14.29 |
16.67 |
20.00 |
25.00 |
33.33 |
217
как информационные, так и служебные пакеты, отличающиеся длиной, а следовательно, и временем цикла передачи по отдельным звеньям вирту ального канала.
В данном разделе исследуется влияние длительности тайм-аута непри ема сквозного подтверждения, упакованного в служебном пакете, на опе рационные характеристики процесса транспортировки мультипакетного сообщения по однозвенному виртуальному соединению и одиночного паке та по многозвенному тракту передачи данных.
6.4.1Характеристики передачи мультипакетного сообщения по однозвенному виртуальному каналу
Рассмотрим процесс передачи в виртуальном соединении длины D >1 в предположении, что информационные пакеты сообщения, состоящего из Л^ > 1 фрагментов и сквозные квитанции, упакованные в служебные паке ты, передаются согласно управляющей процедуре стартстопного протоко ла. Считаем, что время элементарного цикла передачи служебного пакета от начала вывода его в линию связи до момента получения квитанции ка нального уровня имеет длительность г, а отноп1ение Т/т - принимает целые значения m > 1. Полагаем, что с вероятностью Vd, d = 1,D в каждом звене происходит искажение служебных пакетов и согласно упра вляющей процедуре осуществляется их повторная передача. Тогда время безошибочной передачи пакета по d-my межузловому соединению явля ется случайной величиной, кратной длительности цикла Т для пакетов данных и г - для квитанций, и распределенной по геометрическому за кону с параметром 1 — Щ и 1 — г^ соответственно. Считаем, что при сквозной транспортировке на передачу данных удаленному адресату и по лучение от него ответной квитанции выделяется тайм-аут длительностью S интервалов размера т.
Найдем функцию вероятности времени от момента начала отправки сообщения, состоящего из N пакетов, до момента получения подтвер ждения, упакованного в служебный пакет. В рамках введенных предполо жений вероятность получения сквозной квитанции ровно за, к > mN + 1 интервалов длительности г определится как сумма всех возможных про изведений вероятности доставки сообщения удаленному абоненту за. i > N интервалов длительности Т и вероятности получения подтверждения от
218
получателя сообщения за А; — т г > 1 интервалов длительности г:
f{k,N,l)= |
[ ^ 1 |
PihN,l)p(k-miXl), |
|
|
Z |
(6.23) |
|||
где [.] - означает целую часть, |
p{i,N,l) |
и p{j,1,1) - |
соответственно |
функции вероятностей времени доставки абоненту iV-пакетного сообще ния и времени получения отправителем квитанции от абонента. Используя выражения (б.1)-(6.4), выполняем суммирование в соотношении (6.23) при
АГ = Т74:
|
|
|
( l - i ? ) ( l - r ) ,_^_1 |
1- |
R\m] |
|
|
|||||
|
/(А;,1,1) = |
|
^ |
R/r"^ |
|
|
^m |
|
|
(6.24) |
||
/ ( ^ , 2 , 1 ) - |
( 1 _ Я ) 2 ( 1 - Г ) . 2 _ i |
l-fa'"'fl- |
k-1 |
(^- |
^m |
|||||||
(3._i?/rm)2 |
|
|
m |
-R\ |
||||||||
|
|
|
|
|
|
|
^m |
|
|
|||
/ ( t , 3 , l ) _ |
(1 _ Л)3(1 _ ^) |
|
_j |
|
|
|
|
|
|
|
||
(1_дд„)3 |
|
|
|
\r"»/ |
|
V L m J*- |
R ' |
|||||
|
|
|
|
|
|
|
|
|||||
|
|
|
x ( l - |
|
fc-1 |
|
,m |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
m 2 - ( 1 - ^ ) ) П ; |
|
|
|
|||||
|
|
|
|
|
|
i-fAV*^'fi_ |
A ; - l |
( ^ - ^ ) ^ |
||||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
„m |
•'^ ' ' ^ |
(l-i?/r™)4 |
|
|
|
|
|
|
m |
|
|
||
|
rfc-11 - 1 |
|
r"' |
|
|
|
|
|
|
|||
|
|
|
^-1 |
|
|
^m |
|
|
||||
|
X l l - i " ^ |
2 '" |
i ? ' ' " |
m |
- d - ^ ) ) |
|
|
|||||
|
|
6 |
|
'~ |
R |
|
|
|||||
Для произвольного iV соотношение |
f{k,N,l), |
удовлетворяющее опре |
||||||||||
делению (6.23) при к = mN |
+ 1 записывается следующим образом: |
|||||||||||
|
f(k,N,l) |
= il^Il^yillZl^fc-iVm-l^ |
|
|
||||||||
|
|
|
|
|
(1 - R/r^Y |
|
|
|
|
|
||
|
X < 1 |
' J ^ \ [ ^ ] i V - l |
|
/ \k-l |
j |
1 - |
^m\ г |
|
(6.25) |
|||
|
|
|
|
|
|
г |
R |
|
||||
|
|
|
|
|
|
|
m |
|
|
|
|
Найдём функцию распределения времени доставки мультипакетного со общения абоненту, удаленному от отправителя на один участок перепри ема, и получения от него подтверждения в служебном пакете за время тайм-аута S > mN + 1. С учетом того, что формула (6.25) предполагает
219
отыскание целой части, аргумент к удобно представить в виде k = mi-\-j. При этом целые переменные i л j < т определяют количество интерва лов длительности Г и г соответственно. Тогда искомое распределение может быть выражено зависимостью:
|
|
|
|
|
P(5,iV,l)= |
Е |
f{k,N,l) = |
|
|
|
|
|
|
||||||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
fc=miV+l |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
= |
Е |
E / ( m z + i , i V , l ) + |
Е |
|
|
/(m |
m |
+j). |
|
|
|||||||
|
|
i=N j=l |
|
|
|
|
j=l |
|
|
|
|
|
|||||||
Отсюда для |
iV = 1,4 |
получаем: |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||||||
P(5,l,l) |
= |
1 - |
кШ - |
r^-^ |
1 - ЯJl |
1 |
|
|
Л\Ш] |
|
|
|
|
|
|||||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
fVaj |
|
|
|
|
|
|
|
p{s, 2,1) |
= 1 - |
пШ - f5-l| ( (1- ткШ-^ |
- |
|
|
|
|
|
|
|
|
||||||||
|
|
,5-2m |
(1 - |
Д)^ |
1 |
|
|
|
|
m |
|
1 - |
,m^ |
|
|||||
|
|
|
|
|
(1 - |
Rlr'^f |
ipTOO- j |
|
|
|
|
R |
|
||||||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||||
P(S, 3,1) |
= |
1 - яШ - [-] |
(1 - Е)кШ-' - Ш_111Ь_^(1 _ i?)2^[^l-2 _ |
||||||||||||||||
|
|
,5-3m |
(1 - Rf |
|
|
Я \ Ш |
|
1 - |
|
|
|
|
^m^ |
|
|||||
|
|
|
|
|
(1 - |
|
R/r^y |
[j-mj |
|
|
m |
|
|
|
R |
|
|||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|||||
|
|
X |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
P(5,4,1) |
= |
1 - |
р[й |
- |
[—1 (1 - |
Р)р[Й-1 - |
|
^^J ^^^J "--^^ (1 - |
Р)2р[^Ь2 |
||||||||||
|
|
|
|
|
|
6 |
|
|
|
|
|
|
|
5 |
|
(1 - |
R/r'^y X |
||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
S |
|
.m^ |
|
-{^-'-^h |
||||||
|
|
X < l - ( — j |
|
|
II |
m |
1 - |
P |
1 - |
Lmj |
|||||||||
|
|
|
|
|
y^m у |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
X |
|
1 - |
m j |
- 2 |
|
R |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
Из этих соотношений следует, что при |
|
любом |
N |
|
распределение |
||||||||||||||
P(S,N,1) |
с точностью до неизвестных коэффициентов |
Х{ |
и |
¥{ |
опреде- |
220