lect
.pdfП 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
стью передачи данных |
1200 бит/с |
- и = 3, на линии с быстродействием |
||
2400 |
бит/с |
- а; = 5, |
на линиях |
4800 бит/с - и = 9 и на линиях |
9600 |
бит/с |
- а; = 16. |
|
|
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
тверждения. При известной оценке вероятности потери |
iV-пакетного со |
||
общения в нагруженном виртуальном канале 1 — P{S,N,D,k) |
условие |
||
выбора длительности тайм-аута записывается в виде: |
|
|
|
l-P(S,N,D,k) |
= f. |
|
(7.14) |
В качестве верхней оценки величины |
1 — P{S,N,D,k) |
можно использо |
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:
5о(0) =max^S, |
In/ |
, S = 2D-\-N-l |
+ k, R>0. |
|
InR |
|
|
Шаг 2. Расчет j-то приближения SQ, (i > 1) |
|
||
SoU) = |
|
|
, SoU) > Soij - 1). |
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:
|
5o = S So |
|
|
S |
|
Отметим, что в силу целочисленности SQ (а возможно и кратности |
||
SM) значение вероятности повторной передачи 1 — P{S,N,D,k) |
обычно |
|
ниже заданного уровня |
/ . |
|
П р и м е р 7.5. |
Найдем размер тайм-аута ожидания сквозной кви |
танции, обеспечивающий вероятность повторной передачи трехпакетного сообщения в виртуальном канале длины D = 5 не выше уровня / = 10~^.
Пусть R = 0.1, |
а общая средняя емкость очередей в транзитных узлах |
||||
составляет |
к = 4. Тогда начальное приближение размера тайм-аута рав |
||||
но |
5о(0) = |
16. |
После пяти итераций (5о(1) = 23, 5о(2) = 28, 5о(3) = |
||
29, |
50(4) = |
30, |
5о(5) = |
30) процесс останавливается и SQ принимает |
|
окончательное значение |
5о = 30, |
Размер тайм-аута, кратный минималь |
|||
ной длительности S, составит: |
SQ = 32. |
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
|
Csr(L,u,m)=C^^^ZHr{oj,m) |
(7.15) |
|||
В режиме группового отказа и из соотношения |
|
|
|||
|
|
|
h — Н |
|
|
|
СнсЩ |
со, т) = C—^J--ZHC(^, |
т) |
(7.16) |
|
в режиме селективного отказа. Здесь |
|
|
|||
(1 - Д п ) ( 1 - ( 1 |
- Rnf) |
|
2)R,m) |
||
Zuriuj, т) = ^^ |
^А |
^ст^ "^ \ l - (m - 1)Щ^ 4- (m - |
|||
|
|
|
aL J |
|
|
и |
|
|
|
|
|
ZHC{U^, m) = ""^^'CTJ^ |
- ( ^ - l)^om + (m - 2)Rom) |
||||
|
mu) -I |
^ |
|
|
aL
- относительные скорости различных режимов повторной передачи, нор мированные на единицу.
Предельные абсолютные возможности асинхронных (дуплексных) про цедур определяются выражениями
C^r(i^,a;) = C ^ ^ ^ Z ^ r ( a ; ) , ' |
(7.17) |
^. , (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
CAC{L,U) = C-^-^ZACH, |
(7.18) |
|
;7 |
..^{l-Rn){l-{l+i^{l-Ro))^} |
|
^ ^ ^ ^ |
1 + (1 - 2i?o)i?r^ |
|
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
ТИП |
ПРОЦЕДУРЫ |
|
OJQ |
C{Lo,uo) |
Z(uo) |
|
|
(байт) |
|
(бит/с) |
|
Нормальная (групповой отказ) |
790 |
2 |
11960 |
0.43 |
|
Нормальная (селективный отказ) |
613 |
3 |
12536 |
0.45 |
|
Асинхронная (групповой отказ) |
1159 |
5 |
20260 |
0.83 |
|
Асинхронная (селективный отказ) |
1627 |
б |
22416 |
0.88 |
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
обеспечивающее физическую скорость С = 28800 бит/с. |
Считаем, что |
увеличения размера кадра в линии связи не происходит |
(а = 1). Пусть |
Н = 200 бит, Тт = 0.05 с, Гп = Го =• 10~^ 1/бит. |
Тогда из соотно- |
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)
ТЫ1,-Л) = ^^^^Г, |
. ^ : ^ , \ ' \ г . \ : . ''- (7.20) |
d=o |
' \ d |
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:
T(D, N, к) = T(2D -Ь ЛГ -{- ife - 1), |
(7.21) |
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:
T{D, iV, 0) = Е |
тмп + Е [TdM + TdiACK)], |
(7.22) |
П=:1,пфМ |
d=l |
|
тмп = max Tdn. TdM = max г^„, |
|
|
d=l,£) |
n=l,N |
|
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
многозвенного тракта |
|
|
||
ОПЕРАЦИОННЫЕ |
D |
|
F |
|
ХАРАКТЕРИСТИКИ |
|
0.9 |
0.99 |
0.999 |
|
3 |
0.7557 |
0.9707 |
0.9970 |
|
4 |
0.7098 |
0.9615 |
0.9960 |
|
5 |
0.6733 |
0.9527 |
0.9950 |
|
6 |
0.6432 |
0.9442 |
0.9940 |
|
7 |
0.6183 |
0.9360 |
0.9931 |
zb(i,...,i) |
8 |
0.5981 |
0.9281 |
0.9921 |
9 |
0.5822 |
0.9205 |
0.9911 |
|
|
10 |
0.5699 |
0.9131 |
0.9902 |
|
11 |
0.5607 |
0.9061 |
0.9892 |
|
12 |
0.5551 |
0.9044 |
0.9892 |
|
13 |
0.5474 |
0.8882 |
0.9863 |
|
14 |
0.5447 |
0.8871 |
0.9863 |
|
15 |
0.5418 |
0.8815 |
0.9854 |
|
3 |
3.65 |
3.06 |
3.01 |
|
4 |
5.02 |
4.10 |
4.01 |
|
5 |
6.46 |
5.15 |
5.01 |
|
6 |
7.94 |
6.21 |
6.02 |
|
7 |
9.47 |
7.27, |
7.03 |
гь(1,...,1) |
8 |
11.02 |
8.35 |
8.04 |
9 |
12.59 |
9.43 |
9.04 |
|
|
10 |
14.15 |
10.52 |
10.05 |
|
11 |
15.70 |
11.62 |
11.07 |
|
12 |
17.19 |
12.66 |
12.07 |
|
13 |
18.80 |
13.91 |
13.10 |
|
14 |
20.27 |
14.95 |
14.10 |
|
15 |
21.77 |
16.08 |
15.12 |
270