Mecanismos de Escalonamento

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1 Mecansmos de Escalonamento 1.1 Mecansmos de escalonamento O algortmo de escalonamento decde qual o próxmo pacote que será servdo na fla de espera. Este algortmo é um dos mecansmos responsáves por dstrbur a largura de banda da lgação pelos dferentes fluxos (atrbundo a cada fluxo a largura de banda que fo pedda e acete). Um algortmo de escalonamento pode ser do tpo wor-conservng ou non-worconservng. No prmero caso, o servdor trabalha sempre, sto é, havendo pacotes em espera, eles serão sempre transmtdos. No segundo caso, um nó só pode transmtr um pacote quando este se torna elegível, sto é, quando o tempo necessáro para ele se manter em espera termna. Se no nó apenas se encontrarem pacotes não elegíves em espera, então o servdor manter-se-á nactvo. Este tpo de algortmos de escalonamento fo proectado para aplcações que não toleram varações no atraso de transmssão. A desvantagem óbva destes algortmos é o desperdíco de largura de banda durante os períodos em que apenas exstem pacotes não elegíves em espera. A classfcação destes algortmos de escalonamento pode ser efectuada de acordo com os prncípos que defnem a ordem de envo dos pacotes [Santago02]: por ordem de chegada, de uma forma estrta, de uma forma rotatva, por aproxmação ao sstema de fluídos, e em tempos pré-defndos Ordem de chegada O algortmo de escalonamento que serve os pacotes por ordem de chegada é o IO (rst In rst Out). Este algortmo é muto smples de mplementar mas não permte dferencação de QdS, assm como não garante a exstênca de lmtes máxmos nos atrasos. Os fluxos de tráfego que recebem um servço melhor são os que geram mas tráfego.

2 1.1.2 orma estrta Neste algortmo, o escalonador é consttuído por váras flas de espera, cada uma com uma prordade dferente. Os fluxos são classfcados em dferentes níves de prordade e assocados a uma determnada fla de espera de acordo com a sua prordade. Este algortmo serve o tráfego por ordem de prordade. O tráfego de prordade mas elevada é servdo sempre antes do tráfego com prordade nferor. Este algortmo é smples de mplementar e permte dferencação de QdS. No entanto, se não exstr nenhum mecansmo de controle de admssão dos fluxos com maor prordade, uma grande quantdade de pacotes de elevada prordade pode mpedr completamente o servço de pacotes com menor prordade (este fenómeno é usualmente denomnado de starvaton). Este mecansmo de prordade smples deve ser usado apenas para tráfego que exa garantas muto estrtas de QdS orma rotatva Nestes algortmos, o escalonador é consttuído por váras flas de espera com a mesma prordade e os fluxos são assocados a uma determnada fla de espera de acordo com a sua classfcação. Estes algortmos selecconam o tráfego de uma forma rotatva. No algortmo mas smples, Round Robn (RR), o sstema seleccona um pacote de cada fla de espera de uma forma rotatva. Este algortmo é também muto smples mas favorece os fluxos que contêm pacotes com maor comprmento, pos o pacote é servdo ndependentemente do seu comprmento. Exstem algumas varantes deste sstema que permtem utlzar pacotes de tamanho varável sem preudcar os mas pequenos, e anda, atrbur uma largura de banda pesada a cada fla de espera. De entre esses mecansmos destacam-se o Weghted Round Robn (WRR) e o Defct Round Robn (DRR) Aproxmação do sstema de fluídos Este conunto de algortmos pressupõe também a exstênca de escalonadores com váras flas de espera, e dstrbu a largura de banda pelas dversas flas de espera de uma forma pesada ou de uma forma equtatva (ar Queung) mas sem a noção de rotatvdade. Estes algortmos tentam emular, num sstema de pacotes, o sstema de fluídos denomnado de Generalzed Processor Sharng (GPS).

3 Qualdade de Servço em Redes IP GPS No GPS o tráfego é consderado como sendo nfntamente dvsível. Esta característca permte consderar que as váras flas de espera são servdas smultaneamente. Cada fla de espera utlza, em cada nstante, uma percentagem da capacdade da lgação que é proporconal a um peso que lhe é atrbuído. Consdere-se que Γ é o conunto de flas de espera, e Γ Γ é o conunto das flas de espera não vazas durante o ntervalo de tempo (τ,t). Assume-se que a taxa de servço é C, e que a cada fla de espera é assocado um peso. Numa dscplna GPS, em qualquer ntervalo (τ,t) a fla de espera recebe uma taxa mínma garantda proporconal ao seu peso dada por C / G '. Além dsso, a uma fla que tenha contnuamente tráfego para transmtr é garantda uma taxa mínma proporconal ao seu peso, dada por c = G C (1) WQ O algortmo WQ (Weghted ar Queung), também denomnado de Pacet Generalzed Processor Sharng (PGPS) tenta emular, numa rede de pacotes, o sstema GPS. No WQ, um pacote é servdo pela mesma ordem que sera servdo se o servdor estvesse a executar a dscplna GPS. No WQ é necessáro calcular o nstante em que o pacote dexara o servdor num sstema GPS. Os pacotes vão posterormente ser servdos por ordem destes nstantes de partda. No caso geral, sendo espera, em que round number. [ V ( t) ] 1, l o nstante de partda do pacote pertencente à fla de l é o comprmento do pacote pertencente à fla de espera e V(t) é o chamado O cálculo da função V(t) é bastante complexo, sendo dfícl a sua mplementação em routers de elevado débto. Exstem outros algortmos de escalonamento que são varantes do WQ, os quas são menos complexos e utlzados na maor parte das mplementações. (2)

4 De entre os algortmos destacam-se o Self-Clocng ar Queung (SCQ) e o Vrtual Cloc (VC) SCQ O SCQ propõe uma aproxmação smples para calcular o nstante de partda no correspondente sstema GPS. Quando um pacote chega a uma fla de espera vaza, o SCQ usa como V(t) o nstante de partda do pacote que está nesse momento em servço ( actual ). O nstante de partda é então dado por [ ] 1, actual l Este algortmo é de fácl mplementação em redes de elevado débto, mas pode em alguns casos específcos, não ser usto em pequenos ntervalos de tempo VC O VC tenta emular um sstema TDM (Tme Dvson Multplexng). No VC, a função V(t) é substtuída pelo nstante de chegada do pacote, se a fla de espera se encontrar vaza. A reserva de uma taxa de servço para cada fla de espera é efectuada por um valor E, acordado prevamente entre as fontes de tráfego e o servdor, que representa o valor esperado para os ntervalos entre chegadas à fla de espera. O servdor atende as flas de espera por ordem do tempo vrtual baseado no parâmetro E. O tempo vrtual é o nstante em que o pacote sera transmtdo se essa transmssão fosse TDM. O tempo vrtual do pacote na fla de espera é dado pela segunte expressão: [ VT ] 1, Tempo E VT em que Tempo é o nstante de chegada do pacote à fla de espera. A mplementação deste algortmo é bastante smples. Além dsso, prova-se que uma rede com servdores VC pode oferecer as mesmas garantas de atraso a um fluxo que uma rede com servdores WQ. No entanto, em determnadas stuações, o VC pode não ser uma dscplna usta: o VC tem o problema de punr os fluxos que, durante algum tempo, são servdos a uma taxa superor à taxa prevamente acordada e defnda pelo parâmetro E. (3) (4)

5 Qualdade de Servço em Redes IP Tempos pré-defndos Este conunto de algortmos é do tpo non-wor conservng. A cada pacote é assocado um tempo elegível e um tempo lmte. Os pacotes só podem ser servdos depos de o nstante de tempo actual exceder o tempo elegível do pacote. Deste modo, garante-se que todos os pacotes de um mesmo fluxo têm aproxmadamente o mesmo atraso. O escalonador ordena os pacotes elegíves para transmtr com base nos seus tempos lmte. Os algortmos de escalonamento apresentados nesta secção são o Jtter-Vrtual Cloc (JVC) e o Core-Jtter- Vrtual Cloc (CJVC) JVC No JVC, o tempo elegível do pacote da fla de espera no nó é dado por: TE = TC (5) 1 1,, 1 [ TC TSL TL ] TE (6),,, 1,, em que TC, é o tempo de chegada do pacote ao nó, TSL 1, é a dferença entre o tempo lmte e o nstante em que o pacote fo transmtdo no nó anteror, e TL é o tempo lmte 1, do pacote anteror. Note-se que o parâmetro TSL 1, não é do conhecmento do nó, e por sso este parâmetro tem de ser marcado no pacote. O tempo lmte do pacote no nó é dado por l TL, = TE, (7) c Este algortmo tenta mnorar a varação no atraso dos pacotes. Se um pacote for transmtdo muto tempo antes do tempo lmte num determnado nó, ele va ter de esperar algum tempo no nó segunte para compensar esse facto. Prova-se que uma rede com JVC fornece as mesmas garantas de atraso que uma rede com VC, por sso o JVC fornece as mesmas garantas que o WQ.