lect

П р и м е р 7.4. Рассмотрим вычислительную сеть, описанную в примере 7.3. Введем дополнительно предположение о том, что межузло­ вые соединения сети управляются нормальной процедурой обмена в ре­ жиме группового отказа, а средний уровень ошибок в каналах составля­ ет 5 • 10~^ 1/бит. Нетрудно проверить, что в данных предположениях условие целесообразности применения композиционного метода выбора се­ тевых параметров (7.1) выполняется.

Тогда в соответствии с предлагаемым алгоритмом на первом шаге по условию (7.13) находим множество узких мест:

М = {1, 1, 1}.

На втором и третьем шагах получаем рабочий размер кадра: L'Q = 240 байт. На четвертом шаге из (7.3) рассчитываем кадровый уровень ошибок {R = 9.65 • 10~^) и из (7.5) - оптимальные размеры окна для различных межузловых соединений: на каналах связи с физической скоро­

7.6Расчет длительности сквозного тайм-аута

При разработке распределенных приложений, настройке протоколов транспортного уровня и оценке вероятностно-временных характеристик сетей при различных нагрузочных параметрах возникает проблема опре­ деления длительности тайм-аута ожидания сквозной квитанции.

Расчетная величина данного параметра используется как правило в каче­ стве начального значения в адаптивных процедурах настройки длитель­ ности тайм-аута на конкретные условия передачи данных в виртуальном канале, применяемых, например, в протоколе TCP для оптимизации пере­ дачи информации в глобальных сетях с широким разнообразием значений физических параметров [116].

Наиболее просто выбор тайм-аута осуществляется для однородного вир­ туального канала с однородными физическими параметрами и одинаковой статистикой ошибок в отдельных звеньях передачи данных по заданному уровню вероятности неполучения сквозной квитанции. В общем случае для расчета длительности тайм-аута для конкретной пары абонентов необхо­ димо задать длину связывающего их виртуального канала, выраженную в количестве участков переприема (hops), размеры очередей в транзитных

261

узлах и время полного цикла передачи пакета по каждому межузловому соединению от момента его вывода в линию связи до момента получения квитанции линейного уровня.

Длину виртуального канала D можно определить при его создании. Размеры очередей в транзитных узлах к выходным каналам виртуаль­ ного соединения к = {А;^}, d = 1,D можно усреднить по накопленной статистике для каждого участка переприема или принять значения, соответствуюшде пиковой нагрузке. Общее количество пакетов в очередях

D

вдоль соединительного пути при этом составит к = J2 kd. Поскольку размер тайм-аута определяется в длительностях полного цикла передачи пакета Г, то в качестве значений этого параметра можно использовать ве­ личины, характерные для среднестатистического звена передачи данных виртуального канала или самого "узкого" звена соединительного пути.

Рассмотрим процедуру расчета размера тайм-аута S для однородного виртуального канала длины D. В этом случае мы полагаем, что параметр Т и интенсивность искажений пакетов данных R для всех межузловых соединений одинаковы. Предлагаемая процедура позволяет также найти оценки и границы изменения S для неоднородного виртуального канала при использовании в качестве значений параметров Т ж R жх средние или экстремальные величины.

Большинство протоколов транспортного уровня допускает перенос сквозных квитанций на последовательности фрагментов абонентских со­ общений как в служебных, так и в информационных пакетах встречного потока. Обычно размеры служебных пакетов существенно меньше инфор­ мационных, а поскольку априори неизвестно в какой "упаковке" поступит квитанция, то длительность тайм-аута следует выбирать в предположе­ нии, что она поступит в информационном а не служебном потоке.

Пусть О < / << 1 - заданный уровень вероятности неполучения под­

вать модифицированное соотношение для вероятности потери одиночного информационного пакета в пустом тракте длины D:

1 - P{S,N,D,k) = Е [ f ) (1 - ЯУР^~\ S = 2D-{-N-l + k.

262

Теперь из условия (7.14) можно построить следующую итерационную про­ цедуру расчета рациональной длительности тайм-аута SQ.

Шаг 1. Вычисление начального приближения размера тайм-аута:

Шаг 3. Проверка условия выхода из итеративного процесса. Критери­ ем останова является совпадение приближений в двух последовательных итерациях. Если So{j) = SQ(J — 1), то размер тайм-аута, выраженный в количестве интервалов длительности Т, будет равен 5о = So(j) и вычислительный процесс необходимо закончить, в противном случае не­ обходимо перейти к выполнению шага 2.

Шаг 4. При выборе длительности тайм-аута, кратной минимальному размеру S, учет данного ограничения:

танции, обеспечивающий вероятность повторной передачи трехпакетного сообщения в виртуальном канале длины D = 5 не выше уровня / = 10~^.

7.7Принципы построения трактов передачи данных и генерации сетевого трафика приложениями

При разработке и реализации проектов масштабных корпоративных се­ тей необходимо заложить возможности перспективного роста и значитель­ ной масштабируемости подсистемы связи. Основополагаюпщм принципом,

263

которым следует руководствоваться при построении магистральных мно­ гозвенных сетевых трактов передачи данных, является принцип равно­ мерного распределения. Данный принпип охватывает три параметра отдельных участков переприема:

-физическое быстродействие каналов связи, определяемое типом пере­ дающей среды и каналообразуюгцей аппаратуры;

-качество каналов связи (битовый уровень искажений);

-емкость буферного пространства узлов коммутации для приема про­ токольных блоков данных.

Применение каналов связи с одинаковым быстродействием создает усло­ вия для достижения максимума производительности сквозного соединения

ипозволяет при наиболее полном использовании конвейерного эффекта достичь минимальных значений сквозной задержки мультипакетных або­ нентских сообщений, переносимых в однородном сетевом трафике (в пото­ ке пакетов равной длины).

Равномерное распределение вдоль тракта передачи данных ка­ налов связи с одинаковой или близкой статистикой ошибок по­ зволяет обеспечить максимум показателя пропускной способности много­ звенного тракта. При выборочном использовании высоконадежных кана­ лов связи их следует равномерно распределять между более зашумленными участками переприема. Это создает эффект дополнительного буфера в транзитных узлах с исходяпщм надежным каналом и снижает влияние от­ рицательного фактора блокировок буферной памяти для входных каналов с высоким уровнем искажений.

Равномерное распределение емкости буферных пулов узлов ком­ мутации для приема данных по каждой линии связи вдоль многозвенного соединительного пути обеспечивает наилучшие значения показателя про­ пускной способности.

Источником потоков данных в распределенных клиент-серверных си­ стемах являются приложения, генерирующие информационный трафик по запросам клиентов. Структура трафика также как и структура переда­ ющих трактов в значительной мере определяет операционные показатели качества функционирования сети. Исследования показывают, что при по­ рождении информационных потоков прикладными системами следует при­ держиваться определенных принципов, позволяющих при прочих равных условиях снизить задержку за счет рациональной организации сетевого трафика.

Установлено, что наилучшей в смысле времени информационного пе-

264

реноса стратегией порождения сетевого трафика между взаимодействую­ щими абонентами является передача протокольных блоков данных, упорядоченных по возрастанию длины. Образующееся при этом на различных участках переприема соединительного пути интервалы ожида­ ния очередного пакета после завершения передачи текущего протокольно­ го блока позволяют частично скомпенсировать потенциальное увеличение задержки при наличии очередей пакетов данных в транзитных узлах.

Кроме того, при обслуживании прикладной системой или источни­ ком информационных ресурсов множества абонентов, пути до которых от сервера приложений или баз данных частично перекрываются, в случае спорадического трафика целесообразно направлять клиентам протоколь­ ные блоки данных, упорядоченные по убыванию длины пути до адреса­ та, выраженной в количестве участков переприема. Такое инверсное по длинам путей упорядочение потока обеспечивает снижение задержки при наличии очередей в транзитных узлах за счет образующихся в отдель­ ных звеньях интервалов ожидания между поступлениями от источника ин­ формации последовательностей пакетов. Данные интервалы обусловлены выбытием из конца последовательности пакетов, достигших адресата.

Этих правил вывода информационных потоков в многозвенные вирту­ альные соединения можно придерживаться при разработке распределен­ ных клиент-серверных приложений. При реализации Web-технологий пра­ вила инверсного упорядочения (по размерам протокольных блоков каналь­ ного уровня и длинам пути до получателя данных) могут быть использо­ ваны для организации эффективного доступа к гипертекстовым информа­ ционным фондам.

7.8Расчет операционных характеристик сетевых структур

Важнейшими показателями производительности отдельных сетевых фрагментов (звеньев передачи данных и многозвенных логических соеди­ нений) являются их пропускная способность и сквозная задержка при­ кладных сообщений. Эти операционные характеристики в значительной мере определяются типом управляющих процедур протоколов различных уровней и нагрузочными параметрами на сетевую структуру. Расчет пре­ дельных потоковых возможностей (пропускной способности) протоколов управления информационым каналом может быть выполнен в абсолют­ ных величинах или в относительных долях физической скорости передачи

265

данных, достигаемых при конкретных значениях протокольных параме­ тров (размер пакета, длина заголовка, ширина окна), быстродействия и качества каналов связи, времени узловой обработки пакета и размера бу­ ферного пула, выделенного каждой линии связи.

Без учета фактора блокировок буферной памяти абсолютные значения пропускной способности нормальных (синхронных/полудуплексных)

процедур управления звеном передачи данных расчитываются по формуле

aL

- относительные скорости различных режимов повторной передачи, нор­ мированные на единицу.

Предельные абсолютные возможности асинхронных (дуплексных) про­ цедур определяются выражениями

^. , (1 - Rn){\ - Ro){Rn - R^oll - Roji - Rn) - (1 - Ro){l - RnT^']}

^^^"^^ Rn{l + Rn-Ro + (l- RofRrK'^ - RnY - Я-(1 - Ro(l - Rn))}

и

для группового и селективного режимов функционирования соответствен­ но. Величины ZAr(co) и ZAC{^) ~ являются долями скорости передачи

266

Таблица 7.2: Сравнение пропускных способностей различных управляющих процедур

прикладных данных, которые достигаются в каналах связи с искажениями при различных режимах защиты от опхибок.

П р и м е р 7.6. Сравним производительность различных управля­ ющих процедур канального уровня для межузлового соединения связыва­ ющего удаленные подразделения предприятия по выделенной аналоговой линии связи. Предположим, что между подразделениями планируется ин­ тенсивный двусторонний обмен данными т.е. m = 2 и для управления информационным каналом используется каналообразующее оборудование

П1ений (7.15)-(7.18) расчитывается пропускная способность протоколов. В табл.7.2 приведены сравнительные показатели производительности, опти­ мизированные для каждой из управляющих процедур в соответствии с предложенными в п.7.3 методами. При этом для выбора размера окна нор­ мальной процедуры обмена в режиме селективного отказа задан 95 про­ центный уровень предельных возможностей информационного канала свя­ зи, а определение рационального значения UQ для асинхронных процедур выполнено в предположении, что вероятность непроизводительных про­ стоев не превышает 10"^.

Показатели производительности реальных систем передачи зависят также от размеров буферной памяти узлов коммутации, выделяемой для приема, хранения и передачи протокольных блоков данных. Пропускная способность многозвенного тракта определяется участком переприе­ ма с самым низким быстродействием и самой высокой статистикой ошибок

267

в канале связи. Для виртуального канала длины D с однородными физи­ ческими параметрами отдельных звеньев нижняя граница относительной доли пропускной способности, которая достигается в ненадежной передаю­ щей среде с учетом фактора блокировок буферной памяти, расчитывается из соотношения:

^Ё^(1 - FY

^(1, • • • Д) = Ft^, )j,l,[) ) . ^ ( ^ (7.19)

F = {l-Rn){l-Ro)-

Данная граница соответствует стартстопному управлению межузловыми соединенияим виртуального канала (о; = 1) при единичном размере бу­ ферного пула выходных линий связи транзитных узлов. При и >1 ж пре­ вышении объема буферного накопителя над шириной окна в три-четыре и более раз для практического применения верхнюю границу пропускной способности тракта можно оценить пропускной способностью управляю­ щей процедуры самого "узкого" звена передачи данных.

Величина обратная показателю Z|)(l,...,l) и пропорциональная сред­ нему количеству пакетов в транзитных узлах многозвенного тракта да­ ет оценку снизу верхней границы среднего времени доставки удаленному абоненту протокольного блока данных сетевого уровня (пакета) в нагру­ женном виртуальном соединении:

''t\l-F)^-^-\d + l)

Произведение данного показателя на длительность цикла передачи инфор­ мационного кадра в отдельном звене Т даст абсолютное значение времени доведения пакета до адресата.

П р и м е р 7.7. Найдем нагрузочные показатели (нижнюю границу пропускной способности и предельную задержку пакета) однородных мно­ гозвенных трактов передачи данных, длины которых изменяются в преде­ лах D = 3,15, при следующем наборе значений достоверности передачи кадров в каналах связи соединительного пути:

F = {0.9, 0.99, 0.999}.

268

в табл.7.3 приведены расчитанные из соотношений (7.19) и (7.20) опера­ ционные характеристики многозвенных виртуальных соединений.

Для расчета сквозной задержки прикладных данных (абонентских сообщений) необходимо применять конвейерные модели процесса инфор­ мационного переноса в многозвеном тракте передачи. В однородном вир­ туальном канале длины D сквозная задержка сообщения, состоящего из N фрагментов, с общим размером очередей пакетов в транзитных узлах вдоль соединительного пути, равным /г, расчитывается из соотношения:

где т - время передачи пакета по отдельному межузловому соединению. Такое представление сквозной задержки имеет место в детерминированном тракте, а для виртуального канала с искажениями на отдельных участ­ ках переприема эта зависимость при достаточной длительности тайм-аута неприема сквозной квитанции определяет среднее значение данного пока­ зателя. При этом величина т имеет смысл среднего времени передачи пакета по звену и может быть оценена с использованием выражений (7.15)- (7.18) как отношение размера кадра к пропускной способности.

Для оценки средней сквозной задержки в неоднородном тракте в фор­ муле (7.21) значение т можно усреднить по всем звеньям соединитель­ ного пути. Выбор наибольшего среди всех значений т позволит оценить верхнюю границу средней сквозной задержки сообщения. Более точный учет неодинаковости значений г, обусловленных неоднородностью трак­ та передачи данных (разнообразием быстродействия и уровня искажений в отдельных звеньях) и, возможно, различием длин фрагментов сообще­ ний возможен на основе модели конвейера с пространственно-временными неоднородностями. Сквозная задержка потока неоднородных пакетов сооб­ щения (последовательности пакетов различной длины) по ненагруженному неоднородному виртуальному каналу хорошо оценивается соотношением:

где Tdn - задержка n-ro пакета на d-ом участке переприема, Td{ACK) - время передачи сквозного подтверждения по d-му звену.

П р и м е р 7.8. Найдем задержку прикладных данных, состоящих из последовательности пакетов возрастающей длины, в неоднородном тракте,

269

Таблица 7.3: Распределение значений операционных характеристик

270