El Nivel de Red: Generalidades

Tema 2
El Nivel de Red: Generalidades
Sumario
• Aspectos generales del nivel de red
• Algoritmos de routing
• Control de congestión
La Capa de Red
¿Por donde debo
ir a w.x.y.z?
Routers
El nivel de Red
• Es la capa por antonomasia, la más importante, la única
que ‘ve’ el conjunto de caminos (la red).
• Se constituye con dos tipos de nodos:
– Nodos terminales (Hosts)
– Nodos de tránsito (Routers o Conmutadores)
• Normalmente los routers tienen varias interfaces y los
hosts una (pero puede haber hosts con más de una interfaz
o ‘multihomed’).
• Los routers y las líneas que los unen constituyen la
subred, gestionada por el proveedor u operador.
• En una comunicación LAN-LAN el nivel de red es casi
inexistente (no hay ‘nodos de tránsito’, todas las
comunicaciones son directas).
Puente vs router
El
puente
actúa a
nivel de
enlace
El router
actúa a
nivel de
red
Red
Red
LLC
LLC
MAC
MAC
MAC
Física
Física Física
Física
Trans.
Red
LLC
Trans.
Red
Red
LLC
MAC
LLC
MAC
LLC
MAC
MAC
Física
Física Física
Física
Los dos
son
útiles,
cada
uno en
su papel
Funciones del nivel de Red
• Elegir la ruta óptima de los paquetes
– Servicio CONS: sólo en el momento de establecer el
VC(Virtual Circuit o Virtual Channel)
– Servicio CLNS: para cada datagrama independientemente
• Controlar y evitar la congestión
• Controlar que el usuario no abuse del servicio
• Resolver (‘mapear’) las direcciones de nivel de red
con las de nivel de enlace (p. ej. en LANs la dir. IP
con la dir. MAC).
CONS vs CLNS
B
1.3
A
VC 1
1.3
2.3
1.2
2.2
1.1
2.1
Cada paquete lleva el
número del circuito virtual
al que pertenece
VC 2
2.3
Red CONS
Todos los paquete que
van por un mismo VC
usan la misma ruta
B.3
B.2
B.1
Red CLNS
C.3
C.2
C.1
Cada datagrama lleva la
dirección de destino
La ruta se elige de
forma independiente
para cada datagrama
2.2
2.1
C
El orden se
respeta siempre
B.3
A
1.1
1.2
C.2
B.2
C.1
B.1
C.3
El orden no siempre
se respeta
B
C
CONS vs CLNS (II)
Red CLNS
(datagramas)
RED CONS (circuitos
virtuales)
Establecimiento
conexión
Innecesario
Requerido (permanente o
temporal)
Direccionamiento
Cada paquete lleva la
dirección completa de
origen y destino
Los paquetes solo llevan el
número del VC (generalmente
pequeño)
Información
de estado
Ni los routers ni la
subred conservan
ninguna
Cada VC requiere una entrada
en las tablas de cada conmutador
por donde pasa
Routing
Independiente para cada
datagrama
La ruta se elige al establecer el
VC; todos los paquetes siguen
esa ruta
Efecto de fallo
en un router
Se pierden paquetes en
tránsito solamente
Todos los VC que pasan por ese
conmutador se terminan
Calidad de servicio
Difícil
Fácil
Control de congestión
Difícil
Más fácil
Sumario
• Aspectos generales del nivel de red
• Algoritmos de routing
• Control de congestión
Principio de optimalidad
Si Valencia está en la ruta óptima de Murcia
a Barcelona, entonces el camino óptimo de
Valencia a Barcelona está incluido en la
ruta óptima de Murcia a Barcelona
Corolario: Todas las rutas óptimas para llegar
a Barcelona desde cualquier sitio forman un
árbol sin bucles (spanning tree) con raíz en
Barcelona.
Principio de optimalidad (II)
La Coruña
Barcelona
Bilbao
Valladolid
Zaragoza
Barcelona
Madrid
Zaragoza
Bilbao
Valencia
Madrid
Murcia
Valencia
Valladolid
Badajoz
Murcia
La Coruña
Sevilla
La red de autopistas
españolas
Badajoz
Sevilla
Árbol de rutas óptimas
hacia Barcelona
Los trazos en rojo indican la ruta óptima a seguir en cada caso
Concepto de ruta óptima en carreteras
• Para elegir la ruta óptima se pueden aplicar diversos
criterios, por ejemplo:
– La que minimice la distancia
– La que minimice el tiempo
– La que minimice el consumo de gasolina
– La que minimice el costo (p. ej. evitar peajes)
– La que minimice el cansancio (preferible autopistas,
pocas curvas, pocos cambios de carretera, etc.)
– Una determinada combinación de todos los anteriores
con diversos pesos según los gustos del usuario
• La ruta óptima puede variar en función del criterio elegido
(ver por ejemplo www.michelin.com)
Concepto de ruta óptima en telemática
• Los criterios que se aplican suelen ser:
– Minimizar el número de routers (‘saltos’) por lo que se pasa
– Maximizar el caudal (ancho de banda) de los enlaces por los
que se pasa
– Minimizar el nivel de ocupación o saturación de los enlaces
que se atraviesan
– Minimizar el retardo de los enlaces
– Maximizar la fiabilidad de los enlaces (minimizar la tasa de
errores)
– Una determinada combinación de todos los anteriores
con diversos pesos según los gustos del usuario
Algoritmos de routing
• Los algoritmos de routing pueden ser:
– Estáticos: las decisiones se toman en base a
información recopilada con anterioridad. Normalmente
el proceso de optimización es costoso y se realiza de
forma centralizada. Por eso una vez fijada la ruta casi
nunca se cambia.
– Dinámicos: deciden la ruta óptima en base a
información obtenida en tiempo real. Requieren un
protocolo de routing para recoger la información. La
ruta óptima puede cambiar a menudo.
• Salvo en redes muy simples o en zonas periféricas
se suele utilizar routing dinámico.
Routing estático basado en el flujo
• Consiste en optimizar las rutas de acuerdo con la capacidad
y el nivel de ocupación de cada enlace, calculado a partir
del tráfico medio previsto entre nodos.
• Es preciso disponer de información que permita estimar el
tráfico medio entre cada par de nodos (matriz de tráfico).
• Interesante para decidir la topología cuando se diseña una
red de enlaces punto a punto o con circuitos virtuales
permanentes o PVCs (Frame Relay o ATM)
• Se plantean varias topologías posibles (en principio todas)
se comparan y se elige la más adecuada.
• No permite responder con rapidez a cambios en el
comportamiento del tráfico (por ejemplo congestión
repentina en un enlace)
Tiempo de servicio
El Tiempo de servicio es el tiempo medio que tarda en
enviarse un paquete en la interfaz de salida (tiempo de
transmisión + tiempo de espera en la cola):
Paquetes encolados
en la interfaz de salida
Por teoría de colas:
T = p / (v - c) donde:
p = tamaño del paquete (en bits)
v = velocidad de la línea (en bits/s)
c = caudal medio de la línea (en bits/s)
El tiempo de servicio puede ser (y normalmente es) diferente para cada
sentido de la comunicación en una misma línea
Tiempo de servicio para paquetes de 500 bytes
7,0000
6,0000
5,0000
4,0000
3,0000
2,0000
Nivel de
ocupación
64 Kb/s
512 Kb/s
2048 Kb/s
0%
0,0625
0,0078
0,0020
10 %
0,0694
0,0087
0,0022
20 %
0,0781
0,0098
0,0024
30 %
0,0893
0,0112
0,0028
40 %
0,1042
0,0130
0,0033
50 %
0,1250
0,0156
0,0039
60 %
0,1563
0,0195
0,0049
70 %
0,2083
0,0260
0,0065
80 %
0,3125
0,0391
0,0098
90 %
0,6250
0,0781
0,0195
95 %
1,2500
0,1563
0,0391
99 %
6,2500
0,7812
0,1953
Si no hay nada de tráfico el
paquete no espera. En ese caso
el tiempo de servicio es igual al
tiempo de transmisión, es decir
lo que tarda el paquete en salir
por el hilo
1,0000
0,0000
1
3
5
7
9 11 13 15 17 19 21 23 25 27 29 31 33 35 37 39 41 43 45 47 49 51 53 55 57 59 61 63 65 67 69 71 73 75 77 79 81 83 85 87 89 91 93 95 97 99
64 Kb/s
512 Kb/s
2048 Kb/s
Las líneas de baja velocidad sufren mas problemas de retrasos cuando se produce congestión
Ejemplo de routing estático basado en el
flujo
Matriz de tráfico (Kb/s)
64 Kb/s
A
Destino
B
512 Kb/s
Origen
512 Kb/s
512 Kb/s
C
D
Matriz de rutas con A-B directo
A
B
C
D
A
-
10
50
50
B
10
-
40
100
C
50
40
-
200
D
50
100
200
-
Matriz de rutas con A-B indirecto
Destino
A
B
C
D
A
-
AB
AC
ACD
B
BA
-
BDC
BD
C
CA
CDB
-
CD
DB
DC
-
D DCA
Origen
Origen
Destino
A
A
B
C
D
-
ACDB
AC
ACD
-
BDC
BD
B BDCA
C
CA
CDB
-
CD
D
DCA
DB
DC
-
64 Kb/s
A
512 Kb/s
B
512 Kb/s
Routing estático basado en el flujo
512 Kb/s
C
D
Matriz de tiempos de servicio
Topología directa:
Enlace Velocidad
Caudal
Ocupación
T. de serv.
A
B
C
D
AB
64 Kb/s
10 Kb/s
15,6%
74,1 ms
A
-
74,1
9,7
27,7
AC
512 Kb/s
100 Kb/s
19,5 %
9,7 ms
B
74,1
-
28,8
10,8
BD
512 Kb/s
140 Kb/s
27,3%
10,8 ms
C
9,7
28,8
-
18,0
CD
512 Kb/s
290 Kb/s
57 %
18,0 ms
D
27,7
10,8
18,0
-
Valor promedio: 28,18 ms
Topología indirecta:
Enlace Velocidad
Matriz de tiempos de servicio
Caudal
Ocupación
T. de serv.
A
B
C
D
AB
64 Kb/s
0 Kb/s
0%
62,5 ms
A
-
39,9
10,0
28,9
AC
512 Kb/s
110 Kb/s
21,5 %
10,0 ms
B
39,9
-
29,9
11,0
BD
512 Kb/s
150 Kb/s
29,3 %
11,0 ms
C
10,0
29,9
-
18,9
CD
512 Kb/s
300 Kb/s
58,6 %
18,9 ms
D
28,9
11,0
18,9
-
Valor promedio: 23,10 ms
Routing estático basado en el flujo
Cálculo del tiempo de servicio medio ponderado
Matriz de tráfico (Kb/s)
Matriz de tráfico normalizada
Destino
A
B
C
D
A
-
10
50
50
B
10
-
40
100
C
50
40
-
200
D
50
100
200
-
A
Origen
Origen
Destino
A
-
B 0,011
B
C
D
0,011 0,056 0,056
-
C 0,056 0,044
0,044 0,111
-
0,222
D 0,056 0,111 0,222
Tráfico total: 900 Kb/s
Tiempo de servicio medio ponderado:
Topología directa: 18,74 ms
Topología indirecta: 18,70 ms
Conclusión: La topología indirecta es mejor que la directa.
-
Encaminamiento por inundación
• Enviar cada paquete por todas las interfaces,
excepto por la que ha llegado.
• Utilizado en:
– Puentes transparentes (tramas broadcast/multicast)
– Algunos algoritmos de routing (estado del enlace)
– Algunos algoritmos de routing multicast.
• Si hay bucles se envían duplicados, el tráfico se
multiplica y la red se bloquea. Soluciones:
– Bloquear interfaces (spanning tree)
– Incorporar contador de saltos y descartar cuando sea cero
– Mantener lista de enviados y descartar duplicados
Encaminamiento por inundación (II)
A
B
C
Primer salto:
3 paquetes
G
D
E
F
A
B
C
G
Segundo salto:
5 paquetes
D
E
F
A
B
C
Tercer
salto: 8
paquetes
G
D
E
F
Encaminamiento dinámico
• Requiere recabar información en tiempo real sobre
el estado de los enlaces
• Permite responder a situaciones cambiantes, p. ej.:
fallo o saturación de un enlace. Pero solo si hay
ruta alternativa.
• Dos algoritmos:
– Vector distancia o Bellman-Ford
– Estado del enlace, Dijkstra o Shortest Path First
• En ambos casos el cálculo de rutas óptimas se
realiza de forma distribuida entre todos los routers
de la red.
Algoritmo del vector distancia
o de Bellman-Ford
• Cada router conoce:
– Su identificador
– Sus interfaces
– La distancia hasta el siguiente router de cada interfaz
• Cada router construye su base de datos de
destinos, que le indica por que interfaz enviar los
paquetes para cada destino.
• Para ello intercambia con sus vecinos vectores
distancia, que indican la distancia a cada destino
Ejemplo del algoritmo de vector distancia
9
m
j
4
Distancia 7
Distancia 2
n
k
10
1
Distancia 2
Distancia 3
3
Destino:
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
Recibido de j (+3):
12
3
15
3
12
5
6
18
0
7
15
Recibido de k (+2):
5
8
3
2
10
7
4
20
5
0
15
Recibido de m (+2):
0
5
3
2
19
9
5
22
2
4
7
Recibido de n (+7):
6
2
0
7
8
5
8
12
11
3
2
Vector calculado:
2
6
5
0
12
8
6
19
3
2
9
Tabla de rutas:
m
j
m
0
k
j
k
n
j
k
n
El problema de la cuenta a infinito
A se enciende
A
Distancias hacia A
0
0
0
.
.
.
-
A se apaga
Dist. 1
B
∞
∞
1
1
3
3
5
5
7
7
9
.
.
.
∞
Dist. 1
C
∞
∞
∞
2
2
4
4
6
6
8
8
.
.
.
∞
El problema de la cuenta a infinito (II)
• Las noticias buenas viajan deprisa, las malas
despacio.
• Hay diversos ‘trucos’ para evitar el problema de la
cuenta a infinito, pero ninguno infalible.
• El vector distancia se utiliza actualmente en
diversos protocolos de routing:
– Internet: RIP, BGP, IGRP, EIGRP
– También en Appletalk y versiones antiguas de
DECNET e IPX
Algoritmo del estado del enlace
• Cada router contacta con sus vecinos y mide su distancia a
ellos.
• Construye un paquete LSP (Link State Packet) que dice:
– Quién es él
– La lista de sus vecinos y sus distancias a ellos
• Envía su LSP por inundación a todos los routers de la red
• Recaba los LSPs de todos los demás nodos
• Calcula las rutas óptimas por el algoritmo de Dijkstra:
– Se pone él mismo como raíz del árbol, y coloca a sus vecinos
– Mira los LSP de sus vecinos y despliega el árbol; cuando aparece
más de un camino hacia un nodo toma el más corto y descarta los
demás.
– Las ramas son en principio provisionales. Una rama se confirma
cuando es más corta que todas los demás provisionales.
Algoritmo del estado del enlace (Dijkstra)
A
6
2
B
C
5
1
2
D
Link
State
Packets
G
2
1
2
4
E
F
A
B
C
D
E
F
G
B/6
A/6
B/2
A/2
B/1
C/2
C/5
D/2
C/2
F/2
E/2
D/2
E/4
F/1
E/1
G/5
F/4
G/1
B(2)
G(5)
C(0)
C(0)
C(0)
B(2)G(5) F(2)
F(2)
B(2)
G(3) E(6)
Coloca C en el árbol.
Examina el LSP de C
A(8) E(3) G(3) E(6)
Coloca F en el árbol.
Examina el LSP de F.
Encontrado mejor camino a G
C(0)
F(2)
Coloca B en el árbol.
Examina el LSP de B.
Encontrado mejor camino a E
C(0)
B(2)
A(8)
F(2)
Algoritmo
de Dijkstra
C(0)
B(2)
B(2)
E(3) G(3)
A(8)
D(5)
Coloca E en el árbol.
Examina el LSP de E.
E(3) G(3)
A(8)
D(5)
C(0)
B(2)
F(2)
E(3) G(3)
Coloca A en el árbol.
Examina el LSP de A.
D(5)
A(7)
No quedan nodos. terminar
D(5)
Coloca G en el árbol.
Examina el LSP de G.
F(2)
E(3)
A
B
C
D
E
F
G
B/6
A/6
B/2
A/2
B/1
C/2
C/5
D/2
C/2
F/2
E/2
D/2
E/4
F/1
E/1
G/5
F/4
G/1
F(2)
G(3)
A(7)
Coloca D en el árbol.
Examina el LSP de D.
Árbol de rutas óptimas desde C para la red
ejemplo
Enlaces no utilizados
A
6
B
2
C
C
5
B
D
2
E
4
1
F
F
G
2
1
2
E
G
D
A
Algoritmo de estado del enlace
• Los LSP se transmiten por inundación.
• Sólo se envían cuando hay cambios
• Los LSP se numeran secuencialmente. Además
tienen un tiempo de vida limitado.
• Para evitar bucles solo se reenvían los LSP con
número superior a los ya recibidos y que no están
expirados.
• Cada LSP pasa una vez o a lo sumo dos veces
(pero no mas de dos) por el mismo enlace
Reparto de LSPs de C por inundación
C
B
A
C
B
A
C
C
C
C
G
G
C
D
F
E
D
I
E
F
III
C
A
C
B
A
C
G
B
C
G
C
C
D
E
II
F
C
C
C
D
E
IV
F
Distribución de los LSPs en el router C
A
6
B
2
E
F G
4
E
D
A
LSPs
G
2
F
G
A
B
C
D
E
F
G
B/6
A/6
B/2
A/2
B/1
C/2
C/5
D/2
C/2
F/2
E/2
D/2
E/4
F/1
E/1
G/5
F/4
G/1
1
F
Flags
envío
LSP
Origen Secuen.
C
B
C 5
A B D E
1
2
D
2
Edad
Flags
envío
ACK
B F G B F G
Datos
A
21
60
0
1
1 1 0 0
B
21
60
0
1
1 1 0 0 A/6, C/2, E/1
D
21
60
0
1
1 1 0 0
A/2, E/2
E
20
58
0
1
1 1 0 0
B/1, D/2, F/4
F
21
59
1
0
1 0 1 0 C/2, E/4, G/1
G
21
62
1
0
1 0 1 0
C/5, F/1
C
21
61
1
1
1 0 0 0
B/2, F/2, G/5
Base de datos de LSPs en C
B/6, D/2
Routing por estado del enlace
• Con routing por el estado del enlace cada nodo conoce la
topología de toda la red (no era así con vector distancia).
• La información sobre la red no se usa para optimizar la
distribución de LSPs (el algoritmo fallaría)
• Generalmente se considera que los algoritmos del estado
del enlace son mas fiables y eficientes que los del vector
distancia.
• Se utiliza en diversos protocolos de routing:
– Internet: OSPF, IS-IS
– ATM: PNNI
– DECNET
– IPX: NLSP
Routing jerárquico
• Problema: los algoritmos de routing no son escalables. La
cantidad de información intercambiada aumenta de forma
no lineal con el tamaño de la red. Lo mismo ocurre con la
complejidad de los cálculos (requerimientos de CPU y
memoria).
• Solución: crear regiones (niveles jerárquicos). Solo
algunos routers de cada región comunican con el exterior.
Las rutas son menos óptimas, pero se reduce la
información de routing.
• Parecido a la forma como se organizan las rutas en la red
de carreteras (internacionales, nacionales, regionales).
Tabla de vectores para 1A
Routing jerárquico
Jerárquica
No jerárquica
2A
1B
1A
1C
2B
2D
2C
Región 2
Región 1
5B
3A
3B
5C
5A
5D
Región 3
5E
4A
4B
Región 4
Región 5
4C
Destino
Vía
Saltos
Destino
Vía
Saltos
1A
-
-
1A
-
-
1B
1B
1
1B
1B
1
1C
1C
1
1C
1C
1
2A
1B
2
2
1B
2
2B
1B
3
3
1C
2
2C
1B
3
4
1C
3
2D
1B
4
5
1C
4
3A
1C
3
3B
1C
2
4A
1C
3
4B
1C
4
4C
1C
4
5A
1C
4
5B
1C
5
5C
1B
5
5D
1C
6
5E
1C
5
Sumario
• Aspectos generales del nivel de red
• Algoritmos de routing
• Control de congestión
Control de congestión
• Los tiempos de servicio aumentan de forma
dramática cuando una línea o un router se
aproxima a la saturación.
• No es posible ocupar una línea (o un router) al
100% (tiempo de servicio infinito).
• Los buffers grandes permiten no descartar
paquetes, pero aumentan el retardo. Esto puede
causar retransmisiones y generar aún más tráfico.
• Cuando hay congestión severa el rendimiento
global disminuye.
Sin
Congestión
Congestión Moderada
Congestión
Fuerte
Sin
Congestión
Congestión Moderada
Rendimiento
Tiempo de Servicio
Efectos de la congestión en el tiempo
de servicio y el rendimiento
Carga
Carga
Congestión
Fuerte
Medicina (preventiva) anti-congestión
Técnica
Aplicable
en redes
Ejemplo
Control de Admisión
CONS
ATM, red telefónica
Cobrar por tráfico (por paquete)
CONS
X.25, GPRS
Activar recursos adicionales
Todas
RDSI, DDR (Dial on
Demand Routing)
Repartir tráfico entre rutas
alternativas (si las hay)
CLNS
Routing dinámico
Fijar caudales máximos
Todas
CIR (Frame Relay),
PCR (ATM)
Suavizar ráfagas
Todas
Pozal agujereado (Frame
Relay y ATM)
Planificar y reservar caudales
Todas
Videoconferencia,
ingeniería de tráfico
Control de Admisión
Usuario:
Quiero enviar
tráfico de este
tipo y quiero
esta QoS
Red: ¿puedo soportar
esto de forma fiable
sin perjudicar otros
contratos?
Solicitud de QoS garantizada
No, o sí y pactar un
contrato de tráfico
Host
Red
Si se supera el Control de Admisión (es decir si se admite la
petición) la red y el usuario pactan un contrato de tráfico
Como detectar la congestión
• A nivel de red:
– Porcentaje de paquetes descartados
– Longitud media de las colas en las interfaces de los
routers
• A nivel de transporte:
– Retardo medio de los paquetes
– Desviación media del retardo (jitter)
– Porcentaje de paquetes perdidos (suponiendo que no se
debe a errores)
Mecanismos para notificar situaciones de
congestión
Tipo
Mecanismo
Ejemplo
Implícito Descarte de paquetes,
IP + TCP, ATM
RED (*)
Paquetes informativos
ATM (celdas RM),
ad hoc
Frame Relay
Explícito Aviso embebido en Frame Relay (bit BECN)
datos hacia emisor
Aviso embebido en Frame Relay (bit FECN),
datos hacia receptor
ATM (bit campo PTI)
(*) RED:
Random Early Discard
Mecanismos de control de congestión
Implícitos:
Descarte de paquetes, retardo
Explícitos:
Binario, Credit Rate
Policing
Backpressure
Paquetes de alerta
Medidas a adoptar ante una situación de
congestión
• Reducir o congelar el envío de paquetes de los hosts hasta
que no haya congestión.
• En algún caso los routers intermedios pueden ayudar
reteniendo parte de los paquetes en sus buffers.
• Descartar paquetes. A veces estos llevan alguna indicación
de su importancia para el descarte (paquetes de 1ª y 2ª
clase).
• Se puede descartar inteligentemente, por ej. si se descarta
un fragmento de un paquete descartar también los demás.
Problemas del control de
congestión
• Se pueden dar situaciones oscilantes que impidan un
aprovechamiento eficiente de los recursos (todos los hosts
bajan y suben el ritmo a la vez). Para evitarlo se utiliza la
técnica denominada RED (Random Early Discard)
• El uso de notificación explícita ad hoc puede agravar aún
más las cosas (generar tráfico extra cuando más problema
hay)
• Algunos creen que la lucha contra la congestión por
mecanismos sofisticados (explícitos) es una batalla perdida
(los remedios llegarán demasiado tarde para ser útiles).
Redes ‘oscilantes’
LAN B
LAN A
Enlaces
WAN
Una respuesta excesivamente rápida a la
congestión puede causar situaciones oscilantes
Como evitar la oscilación
• Normalmente los parámetros se monitorizan
con fórmulas del tipo:
un = a un-1 + (1-a) f
Donde:
f: valor instantáneo del parámetro medido
un: valor medio en la n-ésima iteración
a: constante para regular la inercia a los cambios
El valor de a regula la inercia; suelen ser típicos valores
de 3/4 y 7/8
Aplicación de la fórmula un = a un-1 + (1-a) f
n
Valor
Instantáneo
Media
aritmética
a = 0,5
a = 0,75
a = 0,875
1
0,30
0,30
0,30
0,30
0,30
2
0,40
0,35
0,35
0,33
0,31
3
0,50
0,40
0,43
0,37
0,34
4
0,60
0,45
0,51
0,43
0,37
5
0,70
0,50
0,61
0,49
0,41
6
0,80
0,55
0,70
0,57
0,46
7
0,90
0,60
0,80
0,65
0,51
8
1,00
0,65
0,90
0,74
0,57
9
1,10
0,70
1,00
0,83
0,64
10
1,20
0,75
1,10
0,92
0,71
11
1,30
0,80
1,20
1,02
0,78
12
1,40
0,85
1,30
1,11
0,86
13
1,50
0,90
1,40
1,21
0,94
Gráfico de la fórmula un = a un-1 + (1-a) f
1, 6
1, 4
1, 2
1
Va lor Inst a nt á ne o
Va lor me dio
0, 8
a =0,5
a =0,75
0, 6
a =0,875
0, 4
0, 2
0
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
Perfil de tráfico y vigilancia
•
•
•
Perfil de tráfico o conformado de tráfico (traffic
shaping): condiciones máximas de uso de la red
que el usuario se compromete a cumplir con el
proveedor del servicio.
Vigilancia de tráfico (traffic policing): labor de
monitorización que el proveedor realiza para
asegurarse que el usuario cumple su palabra.
Si el usuario incumple el proveedor puede:
a) Descartar el tráfico no conforme
b) Marcarlo como de ‘segunda clase’ y pasarlo a la red, o
c) Pasarlo a la red sin mas (no es habitual)
Traffic Shaping y Traffic Policing
Datos reales
Switch
Shaper
Host
Datos Conformados
Conformado de Tráfico:
Cumplir el contrato
Algoritmo del pozal agujereado
• Limitar pico y tamaño de ráfagas
Vigilancia de Tráfico: Vigilar
y obligar su cumplimiento
¿El tráfico recibido cumple el contrato?
Si no cumple el policía puede:
•Marcar como 2ª clase (bit CLP) las
celdas excedentes, o
•Descartar las celdas excedentes
Pozal agujereado (‘leaky bucket’)
• El pozal agujereado se utiliza para:
– Suavizar las ráfagas que el usuario produce
(conformado de tráfico o traffic shaping):
– Asegurar que el tráfico introducido se corresponde con
lo acordado (vigilancia de tráfico o traffic policing):
• Se define con dos parámetros:
– ρ : caudal constante máximo que se puede inyectar en
la red (el agujero del pozal). Se expresa en Mb/s
– C: buffer (la capacidad del pozal) que absorberá las
ráfagas que produzca. Se expresa en Mb
• Si el buffer se llena el tráfico excedente se considera no
conforme. Normalmente se descarta o se pasa como tráfico
de ‘segunda’ clase (candidato a descartar).
C (Mb)
ρ (Mb/s)
Ejemplo de funcionamiento de un pozal agujereado
Parámetros: ρ = 20 Mb/s, C = 10 Mbits
Ráfaga de 10 Mbits recibida en 50 ms (equivalente a 200 Mb/s)
Instante
Tr. Entrado
Tr. Salido
En pozal
0 ms
0
0
0
10 ms
2 Mb
0,2 Mb
1,8 Mb
20 ms
4 Mb
0,4 Mb
3,6 Mb
30 ms
6 Mb
0,6 Mb
5,4 Mb
40 ms
8 Mb
0,8 Mb
7,2 Mb
50 ms
10 Mb
1,0 Mb
9 Mb
60 ms
10 Mb
1,2 Mb
8,8 Mb
70 ms
10 Mb
1,4 Mb
8,6 Mb
80 ms
10 Mb
1,6 Mb
8,4 Mb
10 Mb
10 Mb
0 Mb
...
500 ms
Máximo
Ejercicios
Ejercicio 2
• EL pozal agujereado solo permite superar el
caudal medio durante breves momentos, ya que si
el pozal se llena el tráfico excedente se desborda.
Entonces como puede un PVC Frame Relay
transmitir durante horas por encima del CIR?
Respuesta:
• En FR existe un segundo pozal que recoge el
excedente del primero, saliendo con caudal igual
al EIR. Las tramas que salen por este llevan a 1 el
bit DE por lo que pueden ser descartadas más
fácilmente.
Ejercicio 4
128 Kb/s
A
B
Paquetes de 164 bytes (1312 bits)
Audioconferencia: 1 paquete cada 40 ms, 25 paquetes/s
Calcular caudal máximo para que el retardo no supere 80 ms
Ejercicio 4
Aproximamos retardo a Tiempo de servicio, T.
Por teoría de colas: T = 1 / (µc - λ), donde:
µ = 1 / tamaño-paquete
c : velocidad del enlace (bits/s)
µc: capacidad del enlace (paquetes/s)
λ: Caudal medio (paquetes/s)
En este caso:
µ = 1 /1312 = 0,000762 paquetes/bit
c = 128.000 bits/s
µc = 97,56 paquetes/s
T ≤ 0,08 seg
Ejercicio 4
El caudal máximo tolerable será el que dé T = 0,08 seg. Cuando
hay una audioconferencia en marcha:
0,08 = 1 / (97,56 –x – 25)
25: paquetes producidos por la audioconferencia (32,8 Kb/s)
x: paquetes producidos por otras aplicaciones
Despejando:
x = 60,06 pps → 78,8 Kb/s → 61,6% ocupac. (49 Kb/s libres)
Para línea de 2048 Kb/s:
0,08 = 1 / (1560,98 – x – 25)
x = 1523 pps → 1998,8 Kb/s → 97,6% ocupac. (49 Kb/s libres)
Ejercicio 4
100 %
Caudal →
75 %
61,6 %
50 %
25 %
11
16
0%
0
6
12
Hora del día →
18
24