lect
.pdf
|
Cяc(ioИ,a;,2)/C;Cяг(i:oИ,u;,2)/C |
|
|
|
|||
|
|
Селективный |
отказ |
|
|
|
|
0 5 |
|
|
|
|
г = 1U " |
||
|
|
|
|
|
|||
0.4 |
|
|
|
|
г = 10-^ |
||
0.3 |
|
|
|
|
|
|
|
0.2 |
|
|
|
|
г = |
10-3 |
|
|
|
|
|
|
|
||
0 1 |
|
^^Групповой |
отказ |
Т |
|
|
|
|
|
|
|
г = 10-2 |
|||
n |
1 |
1 |
1 |
1 |
|||
1 |
|
||||||
|
|
|
|
|
11 |
ш |
Рис. 2.14: Зависимость пропускной способности межузлового соединения, управляемого нормальной процедурой обмена, от ширины окна
при оптимальной длине кадра для симметричного трафика,
Н = 4S6um, а = 1, С = 1200бит/с, Ti = 0.1с, г,, = Го = г
81
Слс(Х<,И,^)/С;Слг(ХоИ,и;)/(7
r = 10"
r = lQ-
r = lo
ll Ш
Рис. 2.15: Зависимость пропускной способности межузлового соединения, управляемого асинхронной процедурой обмена, от ширины окна
при оптимальной длине кадра,
Н = 48бит, а = 1, С = 1200бит/с, Гг = 0.1с, г^ = Го = г
82
1. Вычислении оптимальной длины кадра по оценке (2.49). При этом для нормальной процедуры обмена в режиме группового отказа ширину окна следует брать равной а; = ш, в режиме селективного отказа - си = б/т,
адля асинхронных процедур - а; = 3.
2.Учете ограничений конкретного протокола на множество допусти мых значений длины кадра. Для международной рекомендации Х.25 учет данного требования состоит в выборе по решающему правилу (2.50) бли жайшего к оптимальному значения L, удовлетворяющего ограничениям Х.25.
3.Расчете по формуле (2.28) вероятности искажения кадра в канале связи каждого межузлового соединения.
4.Определении из соотношений (2.55), (2.57), (2.59), (2.60) оптималь ной ширины окна для каждого звена передачи данных сети, управляемого конкретной процедурой обмена.
2.5.4Управление шириной окна в условиях нестационарного ха рактера искажений
Измерения показывают, что уровень ошибок в реальных каналах свя зи может изменяться в течение суток на два-три порядка в зависимости от интенсивности трафика [45, с.79], а также [190, с.52]. При фиксирован ных значениях параметров такое колебание уровня ошибок может вызвать значительное недоиспользование возможностей межузлового соединения, управляемого нормальной процедурой обмена в режиме группового отка за, которое будет тем больше, чем больше относительные накладные рас ходы. Из рис.2.16 видно, что при отклонении R на порядок от средней вероятности искажения кадра R = 10~^ и величине Am = 1 абсолютные потери 6т = {ZHr{'m,uJonmiR)) - ZHr{'m,uJonm{R))} '^00% от статическо го выбора и> по среднему уровню искажений могут достичь 8-15% для различных видов трафика, что составляет 20-25% потенциальных воз можностей канала связи.
Очевидно, в этих условиях целесообразно динамически адаптировать значения параметров протокола к реальному уровню ошибок в канале свя зи, оценивание которого можно выполнить по предложенному в работе [52] методу. Реально динамическое управление возможно только размером раз решенной зоны, поскольку адаптация длины кадра в каждом звене переда чи данных потребует трудоемкой операции преобразования его формата и, как следствие, значительного усложнения программного обеспечения узлов коммутации сети ЭВМ. Учитывая, что при реализации управляющей про-
83
2нг{ш,т)
1 -
|
|
|
R= |
10-3 |
|
|
|
• - i ? = 1 0 - 2 |
|
|
|
|
R = 10-1 |
|
|
|
|
R = 10-1 |
|
|
i^onm{R) |
|
|
|
10 |
15 |
20 |
25 |
Ш |
Рис. 2.16: К определению величины потерь 6„
84
граммы сетевого процессора достаточно остро стоит вопрос рационально го использования оперативной памяти и времени процессора, для вычи сления по оценке (2.55) оптимального ш вместо процедуры возведения в дробную степень можно предположить простой алгоритм, использующий текущее значение размера разрешенной зоны и оценку реального уровня
ошибок. Алгоритм основан на соотношении и? — {uj -\- s)^'= — (s^ -t- 2a;s), справедливом для произвольного s. С учетом (2.55), с другой стороны, имеем: ь? — Am/Rn = —(«^ + 2u)s). Отсюда легко определить знак, а интеративными вычислениями - величину приращения s, на которую нужно изменить текущее значение размера разрешенной зоны. Очевидно, в за висимости от величины Am и диапазона колебаний i?„ целесообразно выбирать различный минимальный шаг ST > 1 изменения ширины окна
в процессе динамического управления параметром ш.
Следует отметить, что динамическое управление шириной окна может оказаться особенно выгодным для высокоскоростных длинных линий связи и спутниковых каналов, поскольку в этих системах время распростране ния, как правило, значительно превышает время передачи кадра.
2.6В ы в о д ы
1.Построены замкнутые модели нормальных и асинхронных процедур управления звеном передачи данных для группового и селективного режи мов запщты от ошибок, обладающее преемственностью по отношению к стартстопному протоколу при ширине окна равной единице.
2.Для нормальных процедур обмена показано, что пропускная способ ность имеет мультипликативную форму зависимости от коэффициента ин формационной скорости прикладных данных в детерминированном меж узловом соединении и коэффициентов, определяюпщх влияние фактора ис кажений информационных пакетов в прямом и фактора искажений под тверждений в обратном каналах связи. Данный операционный показатель для асинхронных протоколов имеет более сложную функциональную связь с факторами искажений в прямом и обратном каналах.
3.Анализ моделей асинхронных управляющих процедур позволил уста новить, что для однородного дуплексного канала связи потенциальные воз можности широко используемого режима группового отказа, соответствуюпще неограниченной ширине окна, в режиме селективного отказа дости гаются уже при ширине окна равной двум.
4.Для нормальных и асинхронных процедур управления звеном пере-
85
дачи данных получены аналитические оценки оптимальных по критерию пропускной способности размеров кадра однородной (2.46) и неоднородной (2.49) сети и значений ширины окна различных управляющих процедур (2.55), (2.57), (2.59), (2.60) от объема накладных расходов и качества ка нала связи. Показана инвариантность оценок оптимальной длины кадра к режиму защиты от ошибок нормальных процедур обмена. Исследовано качество полученных оценок. Предложены принципы совместного выбора сетевых параметров и управления шириной окна в условиях нестационар ного характера искажений для нормальной процедуры обмена с групповым режимом отказа.
86
Глава 3
ОТКРЫТЫЕ МОДЕЛИ ЗВЕНА ПЕРЕДАЧИ ДАННЫХ (ВЛИЯНИЕ БЛОКИРОВОК БУФЕРНОЙ ПАМЯТИ НА ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТЬ ЛИНЕЙНОГО ПРОТОКОЛА)
Предложенные выше модели звена передачи данных позволяют опре делить влияние на потенциальную пропускную способность межузлового соединения характеристик канала связи и параметров протокола. Основ ным недостатком этих моделей является то, что они не отражают влия ния блокировок буферной памяти узла-приемника на основные показатели эффективности линейного протокола. Очевидно, что в рамках замкнутых моделей учесть данный фактор невозможно. Для этого необходимо изучать структурно более сложные модели, учитываюпще влияние на функциони рование звена ближайшего его окружения. Перейдем к рассмотрению мо дели фрагмента сети, позволяющей анализировать функциональную связь фактора блокировок буферной памяти и операционных показателей прото колов управления информационным каналом.
В п.3.1 предложена модель двухзвенного сетевого фрагмента с ограни ченным накопителем в транзитном узле. В п.3.2 на примере стартстопного протокола анализируется влияние фактора блокировок буферной памяти узла-получателя на пропускную способность межузлового соединения и за держку кадра в звене передачи данных. П.3.3 посвящен сопоставлению дискретной и непрерывной моделей стартстопной управляющей процеду ры. В п.3.4 получена аналитическая оценка оптимального размера кадра
87
с учетом фактора блокировок. В п.3.5 построены модели синхронного кон вейерного протокола для различных режимов отказа.
3.1Дискретная модель фрагмента сети
Рассмотрим два последовательно соединенных однородных звена пе редачи данных. Пусть обмен в каждом звене выполняется, как и прежде, полными кадрами и организован тажим образом, что всегда после переда чи кадра ожидается подтверждение правильности приема. Подтверждение переносится либо информационным кадром в случае симметричного тра фика, либо коротким служебным - в случае однонаправленного трафика, так что время полного цикла передачи кадра составит: Т = mt+Tm. Кадр считается принятым узлом-приемником, если в нем не обнаружены ошиб ки. При искажении информационного кадра или квитанции происходит повторная передача. Таким образом, время безошибочной передачи кадра по межузловому соединению является случайной величиной, кратной Т. Если условия первой и повторных передач одинаковы, что, как правило, выполняется в сетях пакетной коммутации, то данная величина имеет гео метрический закон распределения с параметром F = {1 — Л„)(1 — Rom), имеюшдм смысл достоверности передачи данных по межузловому соеди нению с учетом искажений информационного кадра в прямом канале и квитанции - в обратном.
Предположим, что в предыдущем узле первого звена всегда имеются пакеты для отправки. Кроме того, будем считать, что весь поток пакетов, поступаюпщх из первого звена, направляется во второе. Тогда рассматри ваемый фрагмент сети представим в виде марковской однофазной системы массового обслуживания (СМО) с дискретным временем. Статистические свойства входного потока и обслуживающего прибора данной СМО опреде ляются качеством каналов связи первого и второго звена передачи данных соответственно. Для средних значений интенсивности входного потока и интенсивности обслуживания справедливо:
Л = |
(1 - |
Л „ 1 ) ( 1 - |
Roml)/imt |
+ Тт), |
(3.1) |
// = |
(1 - |
Яп2){1 - |
Rom2)/{mt + Г^), |
(3.2) |
где Rni и Romi ~ вероятности искажения кадра соответственно в прямом и обратном каналах связи первого звена, а i?„2 и Romi ~ второго.
Будем считать, что транзитный узел имеет ограниченную буферную память, которая используется каналами связи в соответствии со схемой
88
полного разделения [10]. Найдем функциональную зависимость вероятно стей состояний СМО в стационарных условиях от параметров рассматри ваемого фрагмента сети. Предположим, что каждому каналу связи вы делен специальный буфер для приема кадра и анализа его на наличие ошибок. В случае корректного приема кадра, содержащийся в нем пакет переписывается в свободный буфер буферного пула выходного канала свя зи или (что эквивалентно) занимает данный буфер, а в качестве специ ального выделяется другой из того же буферного пула. При отсутствии свободных буферов в пуле выходного канала связи кадр, так же, как и при искажении, передается повторно. Такая техника гарантированного обеспе чения каждого входного направления буфером для приема кадра широко используется для предупреждения "прямых" блокировок пути [34, 119].
Будем считать кроме того, что кадр, поступивший в транзитный узел в текущем цикле Г, начнет передаваться по выходному каналу толь ко в следующем цикле. Теперь для дискретной однородной цепи Марко ва с конечным числом состояний, описывающей рассматриваемую СМО в установившемся режиме, определим с учетом введенных предположений переходные вероятности:
Fu |
|
|
|
|
J = |
1, г = |
0; |
||
Fi(l-F2), |
|
|
|
i = |
«4-l, |
г = 1 ^ - 1 ; |
|||
Пц = { 1 |
— ^1, |
|
|
|
|
|
j = i = 0; |
||
1 |
_ Fill |
- |
F2) |
- F2(l - |
Fi), |
j |
= i, i = |
1,K-1; |
|
1 |
_ ^2(1 _ F,), |
|
|
j |
= i = K; |
||||
0, |
|
|
|
|
в остальных случаях. |
||||
Здесь Fi = {1 - |
Rni){l |
- |
Romi), F2 = |
(1 - |
|
-R„2)(l - |
Rom2), к - количе |
ство буферов в пуле выходного канала связи транзитного узла. Система уравнений равновесия для данной цепи Маркова имеет следуюпщй вид:
PQFI = PiF2{l - |
Fi); |
|
||
Pi[Fi(l |
- |
F2) + F2(l - |
Fi)] = PoFi -b P2i^2(l - Pi); |
|
Pi[Fi(l - |
P2) + P2(l - |
Pi)l = P;-iPi(l - P2) + Pi+iP2(l - Pi), |
||
i = |
|
2,K-l; |
|
|
PKF2{1 |
- |
Pi) = |
Pi^-iPi(l - P2). |
Отсюда с учетом условия нормировки получаем соотношения для финаль-
89
ных вероятностей пени |
|
|
|
|
|
|
|||
|
|
|
( l - p ) + p ( l - p ^ ) / ( l - F 2 ) ' |
|
г = О, |
Fi ^ |
Fa; |
. . |
|
|
Р,: = |
|
|
|
|
||||
|
(1 - Р ) Р 7 ( 1 |
- i^2) |
|
— |
|
|
^^-^^ |
||
|
|
|
|
|
|
||||
|
|
|
I (1 - р) + /9(1 - р^)/(1 - F2) |
, |
z = i,ii:, |
FiT^Fs; |
|
||
где |
р = Fi{l |
|
— F2)/F2{1 — Fi). |
Для случая |
Fi = F2 = F |
распределение |
|||
(3.3) принимает вид: |
|
|
|
|
|
|
|||
|
|
|
p__(il-F)/(K |
+ l-F), |
|
г = 0; |
|
|
|
|
|
|
^ ^ • ~ | l/(i^ + |
l - F ) , |
|
г = 1;Х. |
|
|
^"^-^^ |
При |
F = 1 |
из данного соотношения следует, что цепь Маркова имеет К |
|||||||
поглощающих [66] состояний: |
|
|
|
|
|
|
В случае неограниченного буферного накопителя стационарное распре деление существует только для Fi < F2. Выполняя предельный переход в (3.3) при К -^ оо, получаем следуюпше выражения для финальных вероятностей:
Р,: = |
' 1 - / 9 0 , |
г = О, |
Fi < F2, |
||
|
^ |
%\ |
г > 1 , |
F,<F2, |
|
|
[ |
||||
|
|
I-F2 |
|
|
где PQ = F1/F2.
Из (3.3) нетрудно видеть, что при абсолютно надежном канале связи
второго звена предачи данных |
(^2 = 1) имеет место следующее распре |
|
деление вероятностей состояний цепи Маркова: |
||
Ро = |
1 - Рь |
Pi = Pi, Pi = 0, г = 2,К. |
Если при этом еще и |
Pi = 1, |
то система с вероятностью Р^ = 1 нахо |
дится в состоянии занятости. То есть в случае детерминированного обслу живания потока пакетов нормальное функционирование фрагмента обес печивается всего лишь одним буфером для хранения пакета в очереди к выходному каналу связи,
При детерминированном поступлении кадров (Р^ = 1) и случайном обслуживании (Р2 < 1) СМО все время находится в состоянии занятости всех буферов Рк = 1. Очевидно, что и в этом случае для функциониро вания достаточно одного буфера.
90