Glava7-Paketska_komutacija

Проф.д-р Тони Јаневски, Комутација и рутирање

Глава 7-1

Глава 7

Пакетска комутација

7.1 Архитектура и функции на рутер

Во оваа глава ќе се задржиме во повеќе детали на пакетската комутација и

внатрешната градба на пакетските комутатори (кои работат до OSI ниво 2) и рутерите.

Прво ќе почнеме со рутерите, како продолжение на претходната глава, а потоа ќе се

навратиме на пакетските комутатори.

Секој рутер извршува две клучни функции :

Рутирање (routing) со рутирачки алгоритми/протоколи (се однесува на патот од

изворот до дестинацијата)

Проследување (forwarding) на датаграмите од влезна кон излезна порта (се

однесува на наоѓањето на патека за датаграмот низ една комутациска матрица)

Прво не интересира како се изведува процесирањето на IP датаграмите во еден

рутер за да се објасни функционирањето на подмрежите. Секој рутер располага со две

табели: една која го содржи парот

[IP мрежните броеви на околните мрежи (значи network number,0) : излезен линк];

и втора табела која го содржи парот

[поединечните IP адреси на хостовите кои се директно приклучени на таа мрежа (значи

се од обликот this network, host) : мрежен интерфејс].


Глава 7-2

Слика 7.1 Рутирање со процесирање на заглавието на пакетот

Прво рутерот ја прегледува дестинационата адреса на примениот датаграм

(слика 7.1), ако е наменет за хост на некоја друга мрежа на Интернет врз основа на

првата табела датаграмот се рутира кон даден излезен линк кон наредниот рутер. Ако

пак датаграмот е со дестинациона адреса чиј мрежен број одговара на некој од

матичните мрежни броеви на рутерот тогаш со помош на втората табела истиот се

испраќа до дестинациониот хост. На овој начин е овозможено рутерот да го знае само

мрежниот број на околните рутери како и комплетните IP адреси на машините кои се

директно приклучени на таа мрежа. Ако пристигнатиот датаграм е со дестинациона

адреса која не постои во табелата на рутерот, датаграмот се праќа до некој околен рутер

кој би можел да знае да го изрутира правилно до дестинацијата. Секој ред во

рутирањето мора да ги обезбеди следниве информации: дестинациона IP адреса, IP

1

2 3

011

Вредност во заглавието на пакетот

Рутирачки алгоритам

локална forwarding табела заглавие излезен линк

0100

0101

3 2 2 1


Глава 7-3

адреса на следниот hop-рутер, поле со знамиња и излезните интерфејси. Притоа

неколку типови на знаменца може да се дефинираат, кои за илустрација овде се

означени со G, H (може да бидат и поинаку означени). На пример, знаменцето H (Host)

означува дали рутата во дадениот ред е наменета за хост (H=1) или за мрежа(H=0).

Знамето G (Gateway) означува пак дали е наменета за рутер (G=1) или за директно

конектираната дестинација (G=0). Секој пат кога пакетот треба да се рутира,

рутирачката табела се пребарува по следниов редослед. Прво се пребарува првата

колона за да се види дали табелата содржи влез за крајната дестинациона адреса. Ако е

така, тогаш IP пакетот се испраќа понатаму во согласност со влезот на наредниот hop и

знамето G. Второ, ако табелата не ја содржи комплетната IP адреса,тогаш во

рутирачката табела се пребарува дестинациониот мрежен ID. Ако се пронајде влезот

тогаш IP пакетот се испраќа понатаму во согласност со влезот на наредниот hop и G

знамето. Трето, ако табелата не го содржи дестинациониот ID се пребарува влезот на

некој рутер што се подразбира, и ако е овој слободен тогаш пакетот се испраќа кон

истиот. Конечно ако ниедно од овие пребарувања не е успешно тогаш пакетот се

означува како непогоден за пренос и еден ICMP пакет (за ICMP види во глава 8) се

праќа назад до оригиналниот хост.

Слика 7.2 Основна архитектура на рутер

Принципот на проследување од влезна до излезна порта во еден рутер е

прикажано на слика 7.2. Меѓу влезовите и излезите на рутерот се наоѓа комутациска

матрица (switch fabric), која што ги проследува датаграмите цели од даден влез кон

даден излез. Ако се работи за рутер во скелетна (backbone) мрежа, тогаш се применува

фрагментирање на IP датаграмите во пакети со фиксна должина, нивна комутација со

Влезни порти

Комутациска матрица

(Switch Fabric)

Контролен процесор

Излезни порти


Глава 7-4

комутациската матрица (ова е објаснето понатаму во оваа глава) и нивно повторно

составување понатаму. За да се намалат загубите се применува баферирање

(сместување во привремена меморија) на пакетите се додека не бидат опслужени од

рутерот (т.е. упатени од дадев влез до соодветен излез, врз основа на рутирањето со

помош на рутирачката табела во рутерот).

7.2 Пакетски комутатори во IP мрежи

Во една IP мрежа постојат повеќе типови на мрежни елементи, кои беа

елаборирани во глава 6. Да се потсетиме, тоа се: хостовите, рипитерите, хабовите,

мостовите, Етернет комутаторите и рутерите.

Слика 7.3 Споредба на OSI нивоата кај хост, рутер и мост

Притоа, од сите нив, на ниво 2 според OSI работат следниве мрежни елементи

(слика 7.3):

• Hubs (хабови)

• Bridges (мостови)

• Switches (комутатори)

Комутаторите (т.е. поточно се работи за Етернет комутатори во овој случај) кои

се најраспространети во градбата на локалните IP мрежа (тука единствен распространет

стандар денес е IEEE 802.3, познат како Етернет за жични локални мрежи, односно

IEEE 802.11 за безжични локални мрежи) се всушност мостови со повеќе физички

порти. Притоа, она што важи за мостовите важи и за комутаторите. Тоа значи дека

упатувањето од влезна кон излезна порта се врши врз основа на хардверските адреси

(MAC адресите) на мрежните елементи (на пример, хостовите), а не врз основа на IP

адресите. Затоа се вели дека овие елементи работат на OSI ниво 2. Притоа, Етернет

комутаторите не се класични мрежни комутатори, бидејќи комутацијата не ја вршат врз


Глава 7-5

основа на IP адресите (изворна и дестинациона) на пакетот, туку врз основа на

физичките адреси. Етернет комутаторите најчесто вршат упатување на цел датаграм

сместен во рамка на физичко ниво (Етернет рака за Етернет мрежа) од даден влез кон

даден излез. Некои типични својства на Етернет комутаторите се:

– forwarding на OSI ниво 2 со користење на адреси на ниво 2

– комутација: симултано од А кон А’ и од B кон B’ (без колизии)

– голем број на интерфејси (порти)

– поврзување денес: форма на ѕвезда (комутаторот во средината)

– интерфејси: 10/100/1000 Mbit/s, стандардизиран е и 10 Gbit/s

Слика 7.4 Мост (bridge) е IP уред што работи на ниво 2

На слика 7.4 е прикажан мост (bridge) кој е IP мрежен елемент кој работи на

ниво 2. Во самиот мост има forwarding табела, каде што се сместени паровите на

хардверските (MAC) адреси на хостовите од мрежните сегменти кои ги поврзува. Во

прикажаниот пример на слика 7.4, мостот поврзува три мрежни сегменти преку три

различни интерфејси. Така, ако до мостот пристигне Етернет рамка адресирана кон

хост со хардверска адреса H, тој ќе биде упатен кон физичката порта 3, а ако пак

пристигне рамка адресирана кон хост со физичка адреса Е, тој ќе биде упатен кон

физичката порта 2, итн.

Можеме да резимираме за IP елементите кои работат до OSI ниво 2, т.е. за

switches (комутатори) и bridges (мостови):

– работат на OSI-2 ниво

– транспарентни се за хостовите

– не треба да се конфигурираат (self-learning)

– поставувањето на мостови ја дели една локална IP мрежа на сегменти

– вршат филтрирање на пакетите (имаат табели за филтрирање).


Глава 7-6

7.3 Пакетска комутација во АТМ мрежи

АТМ (Asynchronous Transfer Mode) претставува преносна техника (transfer mode)

за пакетски мрежи со големи битски брзини. Под поимот трансферен мод

подразбираме принцип на мултиплексирање и комутација во една мрежа. Од самата

дефиниција се наметнува потребата јасно да се објаснат карактеристиките на АТМ како

основно обележје на мрежата, како основа врз која се формира референтниот модел.

Развојот на АТМ технологијата се случил во 1990-те години, и тогаш оваа технологија

била конкурентна на некој начин на IP технологијата, но целосно ја загубила битката со

IP. Но, решенијата за поддршка на сервиси во реално време (на пример, говор, видео

пренос и сл.) преку пакетска мрежа кои биле развиени за АТМ подоцна се

пресликувале во IP средина. Денес користењето на АТМ се имплементира во затворени

мрежни системи кои потоа секако се поврзани на Интернет.

АТМ е во основа преносна техника со временска распределба. Кај АТМ нема

остра граница меѓу комутацијата и мултиплексирањето. Комутациските склопови

работат директно со мултиплексните сигнали.

Податоците кои се пренесуваат, кај АТМ, се организирани во посебни

податочни единици наречени клетки (cells) или пакети (packets). Должината на

пакетите во АТМ мрежите е фиксна и изнесува 53 бајти (октети). Пакетски мрежи

постоеле и досега, но со други протоколи, со променлива должина на пакетите, и

главно се користеле за пренос на податоци и за сигнализација. Називот клетка се

користи за да асоцира на пакет со фиксна должина во АТМ мрежа. Причината за

ваквиот избор е практична: прво, хардверот за обработка во комутациските склопови е

поедноставен ако пакетите се со фиксна должина (во АТМ комутаторите упатувањето

на клетките ќе биде изведено хардверски, а не софтверски ); второ,променливата

должина на пакетите би довела до дополнително усложнување во однос на

предвидувањето на однесувањето на мрежата (имено, однесувањето на една мрежа е

условено од однесувањето на голем број редови на чекање).

Во основа, една клетка се состои од два основни дела: заглавие (5 октети) и

информационо поле (48 октети), како што е прикажано на слика 7.5. Во

информационото поле се користи корисната информација на апликацијата, а заглавието


Глава 7-7

го користи мрежата за контрола и рутирање на клетката. На овој начин се одделени

мрежните функции и функциите зависни од апликацијата.

Терминот асинхрон означува дека даден извор може да емитува податоци по

свој сопствен ритам, без никаква непосредна усогласеност со мрежата, односно не

постои синхронизација меѓу тактот на мрежата и изворот (но, преносот по физичко

ниво како и обично е синхрон).

Слика 7.5 Општ изглед на АТМ клетка

Бидејќи во АТМ мрежите не постои временска референца при доаѓањето на

клетките од изворот секоја клетка има заглавие (header)-етикета. Заглавието се користи

од страна на мрежата за контрола на протокот и за упатување (routing) на клетките низ

мрежата од изворот кон дестинацијата.

Од друга страна, поради големиот број можни јазли (комутатори) на патеката на

еден пакет постои варијација во доцнењето на пакетите, како и можност да дојде до

пренатрупување во некој од јазлите. Варијацијата во доцнењето на клетките е една од

најголемите недостатоци на пакетските мрежи бидејќи ги отежнува сервисите во

реално време. Пренатрупувањето се појавува затоа што не постои резервација на

CLP = Cell Loss Priority

5 бајти

48 бајти

Virtual Channel Identifier (VCI)

Тип на товарот CLP

Generic Flow Control Virtual Path Identifier (VPI)

Virtual Path Identifier (VPI)



Контрола на грешка во заглавието (Header Error Check – HEC)

Товар (Payload)


Глава 7-8

физичкиот ресурс (статистичко мултиплексирање) при мултиплексирањето или при

комутацијата.

За да може да се пренесе една клетка од изворот до дестинацијата потребно е да

се поврзат низа на последователни комуникациски линкови меѓу јазлите во мрежата.

Во АТМ мрежите се користи насочување по виртуелна патека. Имено, при

насочувањето на клетките од еден извор се воспоставува виртуелна патека во мрежата

од изворот до дестинацијата по која последователно поминуваат сите пакети (на овој

начин пакетите не испаѓаат од секвенца како кај датаграмот).

Во АТМ разликуваме две нивоа во насочувањето на клетките: виртуелен канал

и виртуелна патека. Информациите за нив се содржат во заглавието на клетката

означени со VCI и VPI респективно (VCI-Virtuаl Channel Identifier, VPI-Virtuаl Path

Identifier). Виртуелниот канал е дел од линк меѓу два јазли во мрежата кој припаѓа на

виртуелниот пат на клетката. Секој виртуелен пат се состои од најмалку еден виртуелен

канал. Патеката на клетките од еден извор може да содржи повеќе VP , а секој VP

содржи повеќе VC.

При воспоставување на секоја врска во АТМ мрежа виртуелниот пат се

дефинира со поставување на соодветна кореспонденција меѓу влезовите и излезите на

комутаторите вдолж избраниот пат преку поставување на т.н. табели за насочување

(ваква табела постои во секој јазел во мрежата).

VP може да се разгледуваат како полуперманентни врски во мрежата.

Насочувачките табели на VP комутаторите се поставуваат од страна на процесорите за

контрола на мрежата и времето меѓу две последователни промени во табелата е

неколку редови на големина поголемо од просечното времетраење на врските. Во овој

поглед, виртуелните патеки се статички поврзувања. VP ги има следниве

карактеристики:

• VP се однесува на множество на последователни физички линкови што е

дефинирано со поставување на насочувачките табели во соодветните јазли;

• виртуелните патеки имаат сопствен пропусен опсег, со што се ограничува бројот

на VC што можат да припаѓаат на тој VP;

• виртуелните патеки се мултиплексирани на ниво на физички линк.

• Секој виртуелен канал е конекција од крај до крај составен од повеќе линкови и

парови VCI (Virtual Channel Identifier), VPI (Vitual Path Identifier)


Глава 7-9

• Повикот се воспоставува пред почетокот на пренос на информациите преку

посебна сигнализација за АТМ (слично како во телефонијата со комутација на

канали), т.н. User-Network Interface (UNI) и NNI (Network-Network Interface)

сигнализација (слика 7.6)

• АТМ пакетите ги носат VCI и VPI во заглавието, а не дестинационата адреса на

хостот

• На секоја делница (линк) може да биде променет VCI за даден виртуелен канал

Слика 7.6 Сигнализација во АТМ мрежа

Слика 7.7 Еден физички линк (меѓу два АТМ мрежни јазли) има повеќе виртуелни патеки, а секоја

виртуелна патека има повеќе виртуелни канали

Слика 7.8 Комутација на виртуелни патеки/виртуелни канали во АТМ комутатор

VPI = 1

VPI = 2

VPI = 3

VPI = 4

VPI = 5

VPI = 6

VCI = 31 VCI = 32

VCI = 31 VCI = 40

VCI = 96 VCI = 97

VCI = 55 VCI = 57

VCI = 99 VCI = 32

VCI = 96 VCI = 97

UNI UNI Хост A Хост B

NSAPA NSAPB Комутатор 1

Комутатор 2NNI

VPI = 0

VPI = 5

VCI = 150

VCI = 35

VCI = 150

VCI = 35


Глава 7-10

Одреден број на VC се мултиплексирани во еден VP, а одреден број VP се

мултиплексирани на еден физички линк, како што е прикажано на слика 7.7.

Комутацијата во АТМ комутаторите настанува на ниво на виртуелни канали или

на ниво на виртуелни патеки (слика 7.8). Кога комутацијата е на ниво на виртуелни

канали, виртуелен канал од дадена виртуелна патека на влез може да биде преспоен

(комутиран) со виртуелен канал во друга виртуелна патека на излез. Пример за ваква

АТМ комутација е преспојување на виртуелниот канал со VCI=31 од виртуелната

патека сo VPI=2 со виртуелен канал VCI=57 од виртуелната патека со VPI=4. Вториот

случај е комутација на виртуелни патеки, каде што сите канали од една виртуелна

патека на влезот се преспојуваат со соодветни канали на една виртуелна патека на

излезот. Таков пример, од слика 7.8, е комутацијата на виртуелните патеки со VPI=3 и

VPI=6.

7.4 Пакетски комутациски матрици

Под пакетска комутација се мисли на упатување на пакети со фиксна должина

од даден влез кон даден излез во пакетски комутатор. Фиксната должина на пакетите

овозможува тие да бидат хардверски процесирани на база на принципот со временска

отсечоци (слотови), каде што во даден слот на влез може да има или да нема пакет, а

исто така во даден слот на излезот може да се опслужи пакет (или да не се опслужи ако

нема пакет во т.н. ред на чекање за тој излез од комутаторот). Во 1990-те години

пакетската комутација беше насочена кон АТМ технологијата, каде што пакетите се со

фиксна должина од 53 бајти и ги нарекуваме клетки (cells). Во IP мрежите пакетите се

со променлива должина и ги нарекуваме датаграми. Меѓутоа, и во IP средина може да

се врши пакетска комутација со фрагментирање на IP пакетите на фрагменти со фиксна

должина и нивно спојување по комутацијата. На тој принцип работат IP комутаторите

на ниво 3 (по OSI) кои обработуваат голем број пакети во единица време (тоа е најчесто

случај со IP пакетските комутатори кои се всушност рутери, но вршат брза пакетска

комутација на претходно споменатиот начин). Во продолжение ќе зборуваме за

комутациски архитектури во пакетски мрежи, при што за терминот пакет со фиксна

должина ќе го користиме терминот клетка (cell) кој доаѓа од АТМ терминологијата,

историски гледано, но истите заклучоци важат и за IP пакетската комутација.


Глава 7-11

Постојат три генерални типови архитектури за пакетска комутација, и тоа со:

• заедничка меморија (shared memory)

• заеднички медиум (shared medium- bus)

• просторна распределба (space division) т.е. комутатори точка-точка

7.4.1 Пакетски комутатори со заедничка меморија

Во архитектурите со заедничка меморија постои ред на чекање придружен за

секоја излезна порта и тоталниот број на клетки во комутаторот е ограничен од

големината на меморијата М. Клетките кои доаѓаат од влезните линкови се сместуваат

во меморијата, нивните дестинациони адреси се декодираат, за потоа да се поврзат

мемориските локации на кои се сместени со соодветните излезни порти. Комутаторот

со заедничка меморија може да се моделира со редови на чекање со повеќе сервери.

Слика 7.3 Пакетски комутатор со заедничка меморија

Рутирачка табела

Процесор

Бафер меморија

Линиски интерфејс

MAC

Линискиинтерфејс

MAC MAC

Линискиинтерфејс

vremenska raspredelba


Глава 7-12

Моделот со редови на чекање на NxN комутаторот со заеднички бафери се

состои од N поединечни редови на сервери, претставувајќи ги логичките редови на

чекање на излезните порти. Генерално, секој ред на чекање има конечна големина Bi .

Поединечните големини на редовите се помали или еднакви на големината на

меморијата ( B Mi ≤ ). Во случајот кога B Mi = имаме заедничко делење на баферот во

потполност (fully shared buffer). Во овој случај, голем дел од меморијата може да се

употреби за една излезна порта кога имаме избувлив поток на клетки кон таа порта од

повеќе влезни линкови во краток временски период. Но, од друга страна може да дојде

до отфрлање на клетки упатени кон некоја од другите излезни порти поради тоа што

поголемиот дел од меморијата е заземен за една излезна порта. За да се реши овој

проблем бројот на клетки кои можат да се сместат во ред на чекање за еден единствен

излез е ограничен, како на пример, B Bi < , а NB>M. Како и секогаш, бројот на клетки

што во даден момент можат да се наоѓаат во различни редови на чекање секогаш е

ограничен со големината на меморијата М.

Серверот на секој ред на чекање одговара на една излезна порта. Времето е

слотирано и времето на опслужување на секој сервер е еднакво на еден циклус, каде

што времетраењето на циклусот е константно и е еднакво на еден слот. Моментите на

опслужување на излезните порти се синхронизирани, што значи дека една клетка може

да излезе од една излезна порта за време на еден циклус доколку има барем една во

редицата на чекање на тој излез (доколку редицата е празна, нема да излезе ниедна

клетка). Аналогно, времето на пристигнување на клетки на влезовите на комутаторот е

исто така слотирано. Тоа значи, дека за време на еден слот на даден влез може да

пристигне еден пакет или да не пристигне пакет.

Клетката, по пристигнувањето на некој влез се придружува на некој од редиците

на чекање, зависно од дестинационата адреса.

7.4.2 Пакетски комутатори со заеднички медиум

Во комутатор со заеднички медиум, клетките од дојдовните линкови се

мултиплексирани во еден заеднички медиум, кој може да биде магистрала или прстен, а

се демултиплексираат преку FIFO (First In First Out) бафери на излезните линкови.

Моделот на овој комутатор зависи од тоа дали тој е блокирачки или не. Генерално,


Глава 7-13

опсегот (во бити/сек или клетки/сек) на комутаторот е поголем од вкупниот опсег на

дојдовните линкови. Во ваков случај комутаторот е неблокирачки. Загубите на пакети

можат да се елиминираат виртуелно со мали влезни бафери. Обратно, ако капацитетот

на комутаторот е помал од вкупниот капацитет на влезните линкови се појавуваат

блокади. Тогаш, неопходни се доволно големи бафери (поголеми од првиот случај) за

да бидат задоволени барањата за квалитетот на сервисот (Quality of Service).

Слика 7.4 Пакетски комутатори со заедничка магистрала т.е. медиум

Овде ќе сметаме дека клетките се изгубени ако во моментот нема место во

излезниот бафер. Може да се воспостави и подвижен механизам меѓу влезните и

излезните бафери, така што влезните бафери да почнат да се полнат откако ќе се

наполнат излезните бафери (еден или повеќе). Како и обично, правејќи така

комплицирани дизајни на комутатори доаѓаме во ситуација кога добивката не го

оправдува влогот.

Процесор

Линиска картичка


Линискакартичка

MAC


MAC


Forwarding Cache

Forwarding Cache

Forwarding Cache

MAC



Линискакартичка


Глава 7-14

Неблокирачки комутатори со заеднички медиум

Прво ќе го разгледаме случајот кога капацитетот на баферот е поголем од

капацитетот на дојдовните линкови. Во овој случај во комутаторот постојат мали

влезни бафери, а нивниот придонес за параметрите кои се важни за квалитетот на

сервисот (тоа се веројатноста на загуби на клетки и доцнењето-cell loss probability &

cell delay) е незначително. Така, имаме N влезни потоци (streams) на клетки кои се

мултиплексираат во N редови на чекање на излезот.

izlezni vlezni linkovi porti . . . . . .

Слика 7.5 Концептуален изглед на модел на неблокирачки комутатор со заеднички медиум

Всушност, сообраќајот на дојдовните линкови се состои од мултиплексирани потоци на

клетки генерирани од различни извори во мрежата. Секоја клетка, потенцијално, може

да биде адресирана за било кој излез. Така, потокот клетки кон еден одреден излез е

суперпозиција на поединечните дојдовни потоци (кои се со помала густина - поретки

се) од различни дојдовни линкови. Еден пристап општо користен во моделирање на

вакви процеси е да се доделуваат адресите на излезните порти на клетките случајно

(клетката има одредена веројатност да излезе на одреден излезен линк). Значи, клетка

на дојдовниот линк i е адресирана за излезната порта ј со веројатност pij . На пример,

нека m и mj респективно ги означуваат средниот вкупен број на пакети кои доаѓаат на

тој влез и средниот број на пакети кои се упатени на излез j од разгледуваниот влез, па

тогаш може да се напише p m mij j= / . Ваквата анализа е можна само при претпоставка

дека излезните адреси на клетките се независни меѓусебе. Како и обично, клетките кои

доаѓаат на еден ист влез во комутаторот може да бидат корелирани меѓусебе како

последователни клетки генерирани од еден ист извор и покрај тоа што тие се

мултиплексирани со клетки од други извори. Во овој случај веројатноста на клетката од

влез i да биде адресирана за излез j е поголема од pij. Претходната претпоставка важи во


Глава 7-15

случај кога врвната битска брзина (peak rate) е само мал дел од вкупниот расположив

опсег на линкот.

Блокирачки комутатори со заеднички медиум

Нека сега претпоставиме дека капацитетот на комутацискиот склоп е помал од

вкупниот расположив опсег на сите дојдовни линкови. Во овој случај веројатноста на

загуби на клетки не е повеќе занемарлива. Кај комутаторот со заеднички медиум,

клетките се загубени кога нема да има место за нив во баферите, било да се тоа

излезните или влезните бафери. Клетките на влезните бафери типично се опслужуваат

на цикличен начин, одејќи влез по влез во кружен циклус (т.н. round robin).

vlezni izlezni linkovi linkovi komutator

Слика 7.6 Концептуален изглед на модел на блокирачки комутатор со заеднички медиум

На слика 7.6 е прикажана концептуална слика на блокирачки комутатор со

заеднички медиум. Бидејќи баферите секогаш се ограничени, а капацитетот на

комутаторот во овој случај е помал од капацитетот на сите дојдовни линкови, при

поголем интензитет на сообраќајот може да дојде до преполнување на баферите

(бидејќи не можат да бидат сите дојдовни пакети опслужени од комутаторот) и

настануваат загуби. Веројатноста на загуби, бидејќи пакетите се со еднаква должина, е

всушност однос меѓу загубените пакети и вкупниот број пристигнати пакети на сите

влезови во комутаторот. Генерално, веројатноста на загуби се пресметува како однос на

сите бајти (или бити) од загубените пакети и вкупниот број бајти (или бити)

пристигнати на влезовите.


Глава 7-16

7.4.3 Пакетски комутатори точка-точка (со просторна распределба)

Комутаторот со просторна распределба е збир од голем број на поединечни

станици со редови на чекање (queueing stations) кои се меѓусебно спрегнати на сложен

начин. Овие комутатори се викаат и точка-точка пакетски комутатори, бидејќи

пакетите не се сместуваат во заедничка меморија или преку заеднички медиум

(магистрала), туку директно се комутира даден влез со даден излез преку одредена

комутациска матрица (слика 7.7).

Слика 7.7 Пакетски комутатор точка-точка (со просторна распределба)

Структурата на серверите на редовите на чекање (т.е. баферите) зависи од типот

на баферирање кој е употребен во комутациските елементи: влезно баферирање,

излезно баферирање, заедничка меморија или шеми на комплексно баферирање. На

следната слика е прикажан модел на Banyan мрежа 4х4 (слика 7.8), составена од

комутациски елементи 2х2, за различни случаи на баферирање на комутациските

елементи. Таа е типичен претставник на пакетски комутатори со просторна

распределба. Слично може да се конструираат и поголеми (посложени) комутациски

архитектури за пакетска комутација.

Комутаторска рамнина (Switched Backplane)

Line Interface

CPU

Меморија


MAC

Локална бафер

меморија

CPU картичка


MAC

Локална бафер

меморија

Forwarding табела


Forwarding табела


Глава 7-17

2 x

Слика 7.8 Banyan мрежа 4х4

Комутациските елементи 2х2 во составот на комутаторот (switch) можат да

бидат со: (1) влезно баферирање, (2) излезно баферирање или (3) влезно/излезно

баферирање.

Времето на опслужување на секој сервер е временски слотирано и е еднакво на

еден слот, означен како сервисен слот. Опслужувањето на клетка започнува и завршува

со почетокот и крајот на сервисниот слот респективно. Клетките пристигнуваат во

комутаторот во првиот степен на редови на чекање. Границите на слотот при

пристигнувањето на клетки во системот се наоѓаат меѓу двете граници на сервисниот

слот. Така, ако пристигне клетка во момент кога серверот е слободен, таа треба да

причека до почетокот на наредниот слот за да биде опслужена. Ако претпоставиме дека

внатрешните линкови се со иста брзина (плус брзина за да се апсорбира времето

потребно за премин на серверот од еден пакет на друг) како и дојдовните линкови,

тогаш може потенцијално да пристигне клетка од секој таков линк во секој слот. За

дојдовните линкови со помали брзини, времето на сервисирање на клетките е

пропорционално со брзината на комутаторот.

Клетките кои пристигнуваат на некоја од влезните порти се рутираат

(насочуваат) кон некоја од излезните порти преку определен број на комутациски

елементи, по еден во секој степен (еден комутациски склоп има повеќе степени).

Што ќе се случи ако нема место за сместување на клетката? Ако нема место во

редот на чекање на дестинациониот комутациски елемент на клетката, тогаш клетката е

принудена да чека во редот на чекање во кој се наоѓа до наредниот слот кога

постапката се повторува. Ваквата клетка е блокирана. Ваквиот тип на блокада е познат

како HOL блокада (Head Of the Line blocking). Алтернативно, овие блокади можат да се

елиминираат со отфрлање на блокираните клетки. Меѓутоа, со тоа се зголемуваат

загубите на клетки во системот.


Глава 7-18

Генерално, архитектурите за пакетска комутација со просторна распределба

може да се поделат на архитектури:

• со единствена патека (примери: крозбар пакетски комутатори, Banyan итн.)

• со повеќе патеки (примери: Clos мрежа, користење на паралелни рамнини,

надграден Banyan т.н. Benes итн.).

Banyan мрежа

Omega мрежа

Baseline мрежа

Flip мрежа

Слика 7.9 Banyan-базирани мрежи за пакетска комутација

Banyan мрежите се пример на пакетски архитектури со просторна распределба

кои имаат единствена патека од секој влез до секој излез (нема да навлегуваме тука

како се обезбедува таа единствена патека). Бидејќи се изградени од комутациски

матрици 2х2, тие имаат log2(N) степени ако N е бројот на влезови, па бројот на

преспојни точки е N*log(N) < N2 (преспојни точки кај крозбар). Banyan фамилијата

мрежи (горе) се саморутирачки (иницијално се креирани за поврзување на процесори

во мултипроцесори). Banyan мрежите се подложни на блокада, па и кај нив потребно е

да се користат бафери за да се намалат загубите.

Во архитектури на комутациски склопови со просторна распределба со повеќе патеки спаѓаат:


Глава 7-19

Надграден Banyan (Benes мрежа): Benes мрежата е составена од каскадно

поврзани Banyan мрежи (секоја Banyan мрежа допринесува за зголемување на

бројот на патеки од еден влез до еден излез за една патека)

Мрежа на Clos: Бројот на патеки за било кој пар влез-излез е еднаков на бројот

на матрици во средниот степен

Паралелни рамнини: со мултиплексери и демултиплексери се поврзуваат

повеќе рамнини со пакетски комутациски матрици паралелно (слично како

комутациските матрици за комутација на канали).

7.5 Конфликти и механизми за разрешување конфликти

Поради непостоењето на резервација на физички ресурси, кај пакетските

комутатори може да се јави конфликт кога два или повеќе пакети претендираат кон

иста дестинација (излезна порта, интерен линк). Механизми за разрешување на

конфликтите се:

• Со повратен информација (кон испраќачот, да намали)

• Прерутирање (по алтернативна рута)

• отфрлување на пакети (пакетите се отфрлуваат за да не се акумулира

доцнење), и други.

Во случај кога не можат да се опслужат сите дојдовни пакети во даден пакетски

комутатор се појавува блокирање на пакети. Причини за тоа може да биде помалиот

капацитет (на пакети/сек што можат да се процесираат во комутаторот) во однос на

вкупниот капацитет на сите влезни линкови, или преголем број на пакети/сек кон даден

излез кои не можат да бидат опслужени од тој излез итн. Разликуваме неколку типови

на блокирање во пакетски комутатори:

• внатрешно блокирање - се јавува на внатрешните линкови во комутаторот;

• излезно блокирање - се јавува кога два или повеќе пакети сакаат да се појават

на ист излез во исто време;

• блокирање поради првиот пакет во баферот (HOL-Head Of the Line блокада) -

се јавува кога даден пакет во влезен бафер кој има слободен излез не може да

биде опслужен заради блокирање на првиот пакет кој чека во баферот.


Глава 7-20

Заради блокирањето кое може да се појави во пакетски комутатор, се применува

баферирање на пакетите, за да се овозможи пакетите кои не можат да бидат опслужени

во даден момент на пристигнување да бидат зачувани во привремена меморија (која се

нарекува бафер), при што таа меморија може да биде придружена кон влез или кон

излез на комутаторот, или да биде делена од повеќе влезови или излези, зависно од

комутациската архитектура на даден пакетски комутатор. Генерално, постојат следниве

стратегии на баферирање (прикажани на слика 7.10):

• влезно баферирање

• излезно баферирање

• влезно и излезно баферирање

• рециркулаторско баферирање

влезно баферирање излезно баферирање

влезно и излезно баферирање рециркулаторско баферирање

Слика 7.10 Типови на баферирање во пакетски комутатори

Начинот на кој се третираат баферираните пакети и новите кои пристигнуваат во

пакетскиот комутатор се нарекува опслужување на пакети (packet scheduling).

Опслужувањето на пакети може да биде на влез и/или на излез:

komutaciski

sklop

komutaciski

sklop

komutaciski sklop

komutaciski sklop


Глава 7-21

• Влезно опслужување (слика 7.11а): секој влез избира клетка (пакет) за празна

комутациска точка

• Излезно опслужување (слика 7.11б): секој излез (истовремено) избира клетка од

комутациска точка со пакет

а) б) Слика 7.11 Опслужување во крозбар комутатор: а) со излезно баферирање; б) со влезно/излезно

баферирање

Еден пример за опслужување на пакети е round-robin (циклично поминување на

сите влезови или сите излези еден по еден). Друг пример на опслужување е одделни

типови на пакети да имаат приоритет, односно да бидат први опслужени во однос на

други пакети со помал приоритет независно од тоа кога пристигнале во баферите. Трет

пример на опслужување е со давање на тежински коефициенти за различни типови

пакети (на пример, различни коефициенти за пакети од пакетизиран говор, пакети од

видео стриминг, пакети од веб сурфање, пакети од e-mail итн.) или за секој поток

(уникаст врска од крај до крај) посебно. Кога се работи со тежински коефициенти,

пакетите кои припаѓаат на конекции кои имаат поголем тежински коефициент ќе

добијат поголем дел од капацитетот на излезниот линк од оние кои имаат помал

тежински коефициент. На пример ако еден тип пакети има тежински коефициент W1=1,

а друг тип на пакети има коефициент W2=2, тогаш на секој опслужен пакет од првиот

тип пакети треба да бидат опслужени 2 пакети од вториот тип, статистички гледано.

Има уште многу други механизми за опслужување кои се доста посложени, или кои се

комбинации на некои од погоре споменатите.

Само по себе опслужувањето на пакети не може да го обезбеди квалитетот од

крај до крај, туку треба да се комбинира со механизми на контрола на пристапот во

мрежата (како што е на пример во класичната телефонија, кога повик е одбиен кога


Глава 7-22

нема слободен канал да се додели). Ако го земеме примерот со тежинските

коефициенти погоре, имено, поголемиот тежински коефициент не значи и поголем

опсег за даден поток изразен во бити/сек. На пример, ако од првиот тип пакети и од

вториот тип има ист број на врски, тогаш пакетите од типот 2 (со W2=2) ќе бидат

опслужени двапати побрзо од типот 1 (со W1=1). Но, ако на пример има 1 конекција од

тип 1, а 10 конекции од тип 2, тогаш пакетите од дадена конекција од тип 2 ќе бидат за

5 пати поспоро опслужувани од пакетите од тип 1. Секако, ако тежинските

коефициенти се по конекција (а не по тип на пакети), тогаш конекцијата со поголем

тежински коефициент ќе има поголем квалитет од конекцијата со помал тежински

коефициент. Но, и тогаш, ако не се контролира бројот на конекциите од даден тип во

мрежата, може да имаме премногу воспоставени конекции и квалитетот (пропусен

опсег во бити/сек, загуби на пакети, доцнењето на пакети) да не биде на задоволително

ниво. Секако, ова е еден од главните проблеми во Интернет кога се работи за сервиси

во реално време кои бараат многу мали доцнења (како што е говор преку IP) или многу

голем пропусен опсег (како што е видео стриминг преку Интернет или дигитална

телевизија преку Интернет), бидејќи Интернет е направен на концепт да се прифаќаат

сите пакети во мрежата, а загушувањето да се регулира автоматски меѓу крајните точки

на комуникациските врски т.е. меѓу хостовите (клиенти и сервери) приклучени на

мрежата. Секако, секој проблем има решение (дел од нив можат да се насетат од

изложеното во оваа и во следните глави) и на тоа работи истражувачката заедница

ширум светот.

Glava7-Paketska_komutacija

Documents

Transcript of Glava7-Paketska_komutacija