Компьютерные сети. 6-е изд. - Эндрю Таненбаум

коротких временных интервалов). Отправитель ни в коем случае не должен превышать это значение.

Наконец, последние два параметра определяют минимальный и максимальный размеры пакетов, включая заголовки транспортного и сетевого уровней (например, TCP и IP). Минимальный размер удобен, поскольку обработка каждого пакета занимает фиксированное время, пусть даже небольшое. Возможно, маршрутизатор готов принимать 10 000 килобайтных пакетов в секунду, но не готов обрабатывать 100 000 50-байтных пакетов в секунду, хотя во втором случае скорость передачи меньше. Максимальный размер пакета не менее важен, но уже по другой причине. Дело в том, что существуют определенные внутрисетевые ограничения, которые нельзя превышать. Например, если путь потока лежит через Ethernet, то максимальный размер пакета будет ограничен 1500 байтами, независимо от того, пакеты какого размера поддерживаются другими участками сети.

Каким образом маршрутизатор преобразует спецификацию потока в набор определенных резервируемых ресурсов? На первый взгляд может показаться, что если один из каналов маршрутизатора работает со скоростью 1 Гбит/с, а средний размер пакета равен 1000 бит, он может обрабатывать 1 млн пакетов в секунду. Но это не так, поскольку из-за статистического джиттера нагрузки передача будет периодически останавливаться на некоторое время. Если для выполнения всей работы канал должен использовать всю емкость, перерыв длиной в несколько секунд станет причиной завала, который невозможно разгрести.

Однако даже если нагрузка несколько меньше теоретической емкости, все равно могут образовываться очереди и возникать задержки. Рассмотрим ситуацию, в которой пакеты приходят нерегулярно со средней скоростью λ пакетов/c. Они имеют случайную длину и могут передаваться по каналу со средней скоростью обслуживания μ пакетов/c. Предположим, что обе скорости имеют пуассоновское распределение (такие системы называются системами массового обслуживания M/M/1, где «M» означает «марковский процесс», который в данном случае является еще и пуассоновским). Тогда, используя теорию массового обслуживания, можно доказать, что средняя задержка T, присущая пакету, равна

где ρ = λ/μ — коэффициент использования CPU. Первый сомножитель 1/μ — это задержка при отсутствии конкуренции. Второй — дополнительная задержка, возникающая из-за конкуренции с другими потоками. Например, если λ = 950 000 пакетов/с, а μ = 1 000 000 пакетов/с, тогда ρ = 0,95 и средняя задержка каждого пакета составляет 20 мкс вместо 1 мкс. Эти подсчеты учитывают и задержку доставки, и задержку обработки: при малом трафике отношение λ/μ ≈ 0. Если на пути потока стоят, скажем, 30 маршрутизаторов, то одна только задержка обслуживания составит 600 мкс.

Один из методов соотнесения характеристик потока и ресурсов маршрутизатора, необходимых для выполнения гарантий пропускной способности и времени задержки, был предложен Парехом и Галлагером (Parekh and Gallager, 1993; 1994). Отправитель формирует трафик с помощью маркерных ведер (R, B), а маршрутизаторы используют WFQ. Каждому потоку присваивается вес W, достаточный для того, чтобы опустошить маркерное ведро со скоростью R (илл. 5.31). Если, например, скорость потока составляет 1 Мбит/с, а мощности маршрутизатора и исходящей связи равны 1 Гбит/с, вес потока должен превышать одну тысячную от общей суммы весов всех потоков этого маршрутизатора для исходящей связи. Это обеспечит потоку минимальную пропускную способность. Если поток не может получить необходимую ему скорость, он не будет допущен в сеть.

Илл. 5.31. Гарантии пропускной способности и задержки с использованием маркерных ведер и WFQ

Самая большая задержка в очереди для данного потока — это функция максимальной емкости маркерного ведра. Рассмотрим два крайних случая. При равномерном трафике пакеты проходят через маршрутизатор с той же скоростью, с какой прибывают. При этом не происходит никаких задержек (не считая эффектов пакетирования). С другой стороны, если трафик передается пачками, то пачка максимального размера B может прийти на маршрутизатор полностью. Тогда максимальная задержка D будет равна времени прохождения пакета через маршрутизатор при фиксированной пропускной способности, или B/R (опять же, не считая эффектов пакетирования). Если этот показатель слишком высокий, поток может запросить большую пропускную способность.

Это достаточно строгие гарантии: маркерные ведра ограничивают неравномерность трафика, а справедливое обслуживание изолирует пропускную способность, выделяемую для разных потоков. Это значит, что гарантии пропускной способности и задержки для потока будут выполнены, даже если другие потоки будут копить трафик и отправлять его одновременно.

Более того, результат не зависит от количества маршрутизаторов в узлах пути и от топологии сети. Каждому потоку предоставляется минимальная пропускная способность благодаря тому, что она зарезервирована на каждом маршрутизаторе. Причина, по которой каждый поток получает максимальную задержку, менее явная. В наихудшем случае, если крупный объем трафика поступит на первый маршрутизатор и будет соревноваться с трафиком других потоков, максимальная задержка будет равна D. Однако после этого трафик станет более равномерным, и поэтому на следующих маршрутизаторах такой задержки уже не будет. В результате общая задержка в очереди не будет превышать D.

5.4.4. Комплексное обслуживание

В 1995–1997 годах IETF приложила множество усилий по продвижению архитектуры потокового мультимедиа. В результате появилось две дюжины документов RFC: от RFC 2205 до RFC 2212. Общее название этих трудов — комплексное обслуживание (integrated services). Эта технология предназначена как для одноадресных, так и для многоадресных приложений. В первом случае это может быть просмотр потокового видео на новостном сайте одним пользователем; во втором — набор станций цифрового телевидения, транслирующих свои программы в виде потоков IP-пакетов. Данной услугой может пользоваться большое число абонентов в разных географических точках. Далее мы подробнее рассмотрим многоадресную рассылку, поскольку одноадресная передача — это лишь частный случай многоадресной.

Во многих приложениях с многоадресной маршрутизацией группы пользователей могут динамически меняться. Например, люди участвуют в видеоконференции, потом им становится скучно, и они переключаются на мыльную оперу или спортивный канал. В данном случае стратегия предварительного резервирования пропускной способности не совсем подходит, потому что каждому источнику пришлось бы запоминать все изменения в составе аудитории. В системах, предназначенных для передачи телевизионного сигнала миллионам абонентов, этот метод вообще не сработает.

RSVP — протокол резервирования ресурсов

Главный компонент архитектуры комплексного обслуживания, открытый для пользователей сети, — протокол резервирования ресурсов (Resource reSerVation Protocol, RSVP). Он описывается в стандартах RFC 2205–RFC 2210. Как следует из названия, протокол предназначен для резервирования ресурсов; другие протоколы применяются для описания передачи данных. RSVP позволяет нескольким отправителям отправлять данные нескольким группам абонентов, разрешает отдельным получателям переключать каналы и оптимизирует использование пропускной способности, в то же время устраняя перегрузки.

Самый простой вариант этого протокола использует упомянутую ранее многоадресную маршрутизацию с применением связующих деревьев. Каждая группа получает адрес. Чтобы передать ей данные, отправитель помещает этот адрес