Hizmet Kalitesi Çizelgeleyiciler Literatür Araştırması

Transkript

1 Proje Danışmanı:Yrd Doc Dr Ece G. SCHMIDT Proje Sorumlusu: Mustafa SANLI Rapor no: 4 Bu proje Orta Doğu Teknik Üniversitesi Elektrik-Elektronik Mühendisliği Bölümü nde yürütülmekte olan Yüksek Hızlı Ağlar İçin Zamanlama ve Anahtarlama Mimarilerinin Tasarımı ve Gerçeklenmesi başlıklı doktora tezinin bir parçasıdır. Hizmet Kalitesi Çizelgeleyiciler Literatür Araştırması

2 Hizmet kalitesi çizelgeleyiciler (Quality of Service schedulers) başlıca iki sınıfa ayrılmaktadır: Öncelik sıralı yapılı (sorted priority based) ve çerçeve yapılı (frame based) çizelgeleyiciler. Öncelik sıralı yapılı çizelgeleyiciler, her gelen paket için bir zaman damgası (timestamp) hesaplarlar. Çizelgeleyici, paketleri zaman damgalarına göre sıralar. Bu çizelgeleyiciler dar uçtan uca gecikme sınırlarına sahiptir. Fakat her paket için zaman damgasının hesaplanması, öncelik kuyruklarının oluşturulması ve hat hızında hesaplamaların yapılması yüksek karmaşıklığa (complexity) sebep olur. Weighted Fair Queuing (WFQ) [1], Self Clocked Fair Queuing (SCFQ) [2], Delay Earliest Due Date (D-EDD) [3], Rate Controlled Static Priority (RCSP) [4] ve Traffic Controlled Rate Monotonic Priority Scheduling (TCRM) [5] öncelik sıralı çizelgeleyicilere örnektir. Çerçeve yapılı çizelgeleyiciler, zamanı çerçevelere ayırır ve bir çerçevede iletilen trafiği sınırlar [6]. Uçtan uca gecikme sınırlarının garantilenebilmesi için bağlantıların maksimum hızlarına göre sıkı bağlantı kabul denetimi uygulanır. Bu çeşit çizelgeleyiciler bant genişliği (bandwidth) garantileri sağlayabilir ve düşük karmaşıklığa sahiptir. Stop and Go (S&G) [7], Hierarchical Round Robin (HRR) [8], Continuous Framing (CF) [9] and Budgeted Weighted Round Robin (BWRR) [10] çerçeve yapılı çizelgeleyicilere örnektir. Hizmet kalitesi gereksinimlerini sağlamak için trafik ağa girmeden önce belirli trafik modellerine göre şekillendirilmeli ve tanımlanmalıdır. Bu modeller kaynak trafiğini sınırlar ve veri miktarının belirli bir zaman aralığında belirli bir miktarı aşmasını engeller. (r,t), (σ,ρ) ve (Xmin, Xave, I, Smax) yaygın olarak kullanılan trafik modelleridir. (r,t) modelinde, r ortlama veri hızının ölçüsüdür. T uzunlığundaki zamanda rt bit ten fazlası iletilmez. (σ,ρ) modelinde σ en yüksek paket öbeği (burst) büyüklüğünü, ρ ortalama veri hızını anlatır. T uzunluğundaki zaman aralığında (σ + ρt) bit ten fazlası iletilmez. 2

3 (Xmin, Xave, I, Smax) modelinde, Xmin arka arkaya gelen paketler arsında geçen en kısa zamanı, Xave paketler arasında geçen ortalama zamanı, I ölçülen zaman aralığını, Smax maksimum paket büyüklüğünü ifade eder. Bazı durumlarda her çizelgeleyicide trafiği tekrar biçimlendirmek gerekebilir. Bunun için, her çizelgeleyicide trafik düzenleyici (traffic regulator) bulunur [10]. WFQ ve SCFQ, (σ,ρ) trafik modeliyle çalışır. Öncelikle, çizelgeleyici bütün bağlantıların eşit önceliğe sahip olduğu durumda her paketin iletileceği zamanı hesaplar. Hesaplanan değere bitirme sayısı (finish number) ismi verilir. Tüm paketlere bitirme sayısı sıralarına göre hizmet verilir. Çizelgeleyici algoritması öncelik sıralı yapılıdır. Çizelgeleyicinin bağlantı (connection) sayısına V denirse, WFQ nun karmaşıklığı O(V) dir. Bu karmaşıklık, zaman damgasının hesaplanmasından ve öncelik kuyruklarının tutulmasından gelmektedir. Gereken arabellek (buffer) miktarı paketlerin ağda izlediği yol üzerinde her çizelgeleyicide artmaktadır. Algoritmanın yüksek karmaşıklığından dolayı gerçeklenmesi oldukça zordur. SCFQ algoritmasının karmaşıklığı O(logV)dir ve WFQ ya göre daha düşüktür. Fakat, SCFQ da uçtan uca gecikme sınırı WFQ ya göre daha yüksektir. D-EDD, (Xmin, Xave, I, Smax) trafik modeline göre çalışır. Her bir bağlantı için bir gecikme sınırı ayrılmıştır. Her paket için, paket ulaşma geçmişine ve bağlantının gecikme sınırına göre bir son iletim sınırı (deadline) hesaplanır. Çizelgeleyici paketlere son iletim sınırlarına göre hizmet sağlar. Algoritmanın karmaşıklığı sıralama için O(logV) ve bağlantı kabul testi için O(V)dir. D- EDD öncelik sıralı yapılı olduğu için yüksek karmaşıklığa sahiptir. WFQ da olduğu gibi, arabellek gereksinimi paketlerin izlediği yol üzerinde her çizelgeleyicide artar. Bir başka dezavantaj da, bant genişliği yeterli olsa bile gecikme sınırı sağlanamazsa bağlantının kabul edilmemesidir. 3

4 RCSP, (σ,ρ) trafik modeliyle çalışmaktadır. Her bir çizelgeleyicide gelen trafiği tekrar şekillendiren bir trafik şekillendirici bulunmaktadır. Öncelik kuyruklarının her birine gecikme sınırı atanır. En yüksek öncelikli kuyrukta bulunan paket hizmet alır. Paketlerin izlediği yol üzerinde tüm çizelgeleyicilerde arabellek gereksinimi sabittir. Bağlantı kabul testi karmaşıklığı O(V), çizelgeleyici karmaşıklığı O(log V)dir. D-EDD de olduğu gibi, uçtan uca gecikme sınırı bağlantıların hızlarından bağımsızdır. TCRM, (σ,ρ) trafik modeliyle çalışır. Trafik her çizelgeleyicide tekrar şekillendirilir, böylece arabellek gereksinimi sabit tutulur. Bağlantı kabul testi karmaşıklığı O(V) ve çizelgeleyici karmaşıklığı O (log V)dir. S&G, (r,t) trafik modeliyle çalışır. (r,t) modelinin dezavantajı, ağ içerisinde paket öbeği oluşumlarından dolayı trafik şeklinin korunamamasıdır. Bu, gecikmelere ve yüksek arabellek gereksinimine sebep olur. S&G zamanı sabit büyüklükte çerçevelere böler. Farklı çerçevelerde çizelgeleyiciye ulaşan paketlere farklı çerçevelerde hizmet verilir. Bu algoritmanın karmaşıklığı O(1)dir. Bu algoritma, üzerinde H tane çizelgeleyici bulunan bir hatta, 2HT uçtan uca gecikme sınırı sağlar. Hat hızının C bps olduğu var sayılacak olursa, her port için arabllek gereksinimi 3CTdir. CF algoritması çizelgelerin çerçeve zamanlarını senkronize eder. Eş zamanlı çalışma sonucunda, uçtan uca gecikme sınırı HT ye ve arbellek gereksinimi 2CT ye düşmüştür. Fakat, paketlerin senkronize edilmesi çizelgeleyiciler arasında ekstra iletişime ve ekstra karmaşıklığa neden olur. HRR, (r,t) modeliyle çalışır. Bu algoritma, her bir çerçevede sınırlı sayıda pakete hizmet sağlar. Bağlantı numaraları bir hizmet listesinde tutulur. Çizelgeleyici, hizmet listesinin başında bulunan bağlantıya belirli bir süre hizmet sağlar. Sonrasında, bu bağlantı listenin en sonuna alınır. Bu algoritma, 2HT uçtan uca gecikme sınırı sağlar, 3CT arabellek gereksinimine sahiptir ve karmaşıklığı O(1)dir. 4

5 REFERANSLAR [1] A. Demers, S. Keshav, and S. Shenker, Analysis and simulation of a fair queueing algorithm, Journal of Internetworking Research and Experience, pp 3-26, Oct [2] S. J. Golestani, A self-clocked fair queueing scheme for broadband applications, in Proc. INFOCOM 1994, pp , [3] D. Ferrari, and D.C Verma, A scheme for real-time channel establishment in wide-area networks, IEEE J. Select. Areas Commun., vol. 8, pp , Apr [4] H. Zhang and D. Ferrari, Rate-controlled static-priority queuing, in Proc. INFOCOM 1993, pp [5] S. Kweon, and K. G. Shin, Providing deterministic delay guarantees in ATM Networks, IEEE Trans. Networking, vol. 6, pp , Dec [6] D. Stiliadis, and A. Varma, Design and analysis of frame-based fair queueing: a new traffic scheduling algorithm for packet-switched networks, in Proc ACM SIGMETRICS International conference on Measurement and modeling of computer systems, May 1996, pp [7] S. J. Golestani, Congestion-free communication in high-speed packet networks, IEEE Trans. Commun, vol. 39, pp , Dec [8] C. Kalmanek, H. Kanakia, and S. Keshav. Rate-controlled servers for very high-speed networks, in Proc. GLOBECOM 1990, pp , May

6 [9] J. H. Huang, and P. C. Tsao, Continuous framing mechanism for congestion control in broad-band networks, Computer Communications, vol.18, pp , Oct [10] E. G. Schmidt, EE 714 High speed computer networking, lecture notes, Middle East Technical University, Fall