2006031302

DIFERENCIAO DE SERVIOS EM REDES DECOMUTAO DE RAJADAS PTICAS

Igor Monteiro Moraes

DISSERTAO SUBMETIDA AO CORPO DOCENTE DA COORDENAO DOSPROGRAMAS DE PS-GRADUAO DE ENGENHARIA DA UNIVERSIDADEFEDERAL DO RIO DE JANEIRO COMO PARTE DOS REQUISITOSNECESSRIOS PARA A OBTENO DO GRAU DE MESTRE EM CINCIASEM ENGENHARIA ELTRICA.

Aprovada por:

Prof. Otto Carlos Muniz Bandeira Duarte, Dr. Ing.

Prof. Maurcio Ferreira Magalhes, Dr. Ing.

Prof. Lus Henrique Maciel Kosmalski Costa, Dr.

RIO DE JANEIRO, RJ - BRASIL

MARO DE 2006

MORAES, IGOR MONTEIRO

Diferenciao de Servios em Redes de Co-

mutao de Rajadas pticas[Rio de Janeiro]2006

XIII, 81 p. 29,7 cm (COPPE/UFRJ, M.Sc.,Engenharia Eltrica, 2006)

Dissertao - Universidade Federal do Rio

de Janeiro, COPPE

1. Redes pticas2. Diferenciao de Servios

3. Comutao de Rajadas pticasI. COPPE/UFRJ II. Ttulo (srie)

ii

minha famlia.

iii

Agradecimentos

Agradeo aos meus pais e demais familiares pelo carinho, compreenso e incentivo

ao longo de toda a minha vida.

Ao professor Otto, meu orientador e responsvel por grande parte da minha formao

acadmica e profissional, por sua amizade, conselhos e orientao. Aos professores Lus

Henrique, Mauros, Rezende e Rubi, pela amizade, ensinamentos e conselhos.

Aos amigos desde a graduao e a iniciao cientfica, Guilherme, Marco e Rafael,

pelos momentos de diverso e pela contribuio para a realizao deste trabalho.

A todos do GTA, em especial aos amigos Aurelio, Bernardo, Doc, Elkind, Italo, Kle-

ber, Miguel, Pedro e ao pessoal da Iniciao Cientfica, pelas risadas e pelo incentivo

durante o trabalho.

Agradeo em particular aos professores Maurcio Magalhes e Lus Henrique Costa

pela participao na banca examinadora.

Aos funcionrios do Programa de Engenharia Eltrica da COPPE/UFRJ pela presteza

no atendimento na secretaria do Programa.

A todos que me incentivaram, contribuindo de forma direta ou indireta, para a minha

formao acadmica e profissional.

CAPES, ao UOL, FINEP, RNP e ao FUNTTEL pelo financiamento da pesquisa.

iv

Resumo da Dissertao apresentada COPPE/UFRJ como parte dos requisitos

necessrios para a obteno do grau de Mestre em Cincias (M.Sc.)

DIFERENCIAO DE SERVIOS EM REDES DECOMUTAO DE RAJADAS PTICAS


Maro/2006

Orientador: Otto Carlos Muniz Bandeira Duarte

Programa: Engenharia Eltrica

Novas aplicaes, como as multimdias, requerem grande largura de banda. Uma

alternativa para atender essa demanda so as redes pticas WDM (Wavelength DivisionMultiplexing). Entretanto, alm da demanda por banda passante, as novas aplicaes sotambm sensveis a parmetros de qualidade de servio como a perda de dados e o atraso

fim-a-fim. Neste trabalho, proposto um novo mecanismo de controle de admisso para

proviso de qualidade de servio em redes de comutao de rajadas pticas. O mecanismoproposto admite as rajadas de cada classe de servio de acordo com a ocupao da rede.Para isso, um parmetro denominado grau de ocupao definido para cada classe. A

partir deste parmetro, possvel diferenciar a probabilidade de bloqueio experimentada

por cada uma das classes. So desenvolvidos modelos analticos considerando um enlace

e mais de um enlace. Anlises de desempenho so realizadas em diferentes cenrios,

variando a carga oferecida rede, a quantidade de trfego de cada classe, a agressivi-

dade da diferenciao com a classe menos prioritria, o nmero de classes de servio e o

nmero de comprimentos de onda por enlace. Em comparao com outros mecanismos

de controle de admisso similares, o mecanismo proposto o nico que mantm a dife-

renciao de servios em todos os cenrios analisados e sempre proporciona uma menor

probabilidade de bloqueio para a classe mais prioritria.

v

Abstract of Dissertation presented to COPPE/UFRJ as a partial fulfillment of the

requirements for the degree of Master of Science (M.Sc.)

SERVICE DIFFERENTIATION IN OPTICAL BURST-SWITCHED NETWORKS


March/2006

Advisor: Otto Carlos Muniz Bandeira Duarte

Department: Electrical Engineering

Novel applications, such as multimedia applications, require a large amount of band-

width. An alternative which satisfies these services are the WDM (Wavelength Divi-sion Multiplexing) optical networks. Nevertheless, in addition to the bandwidth require-ment, the new applications are sensitive to quality of service parameters, such as data loss

and end-to-end delay. In this work, we propose a new admission control mechanism for

providing quality of service in Optical Burst-Switching networks (OBS). The proposedmechanism admits bursts from a given service class according to the network load and a

class-associated parameter. Based on this parameter, referred to as load level, it is possi-

ble to differentiate the burst blocking probability experienced by each service class. We

also develop two analytical models for the proposed mechanism: a single-link model and

a model for multiple links. Different scenarios are analyzed by varying the offered load,

the amount of traffic of each service class, the aggressiveness of the low-priority class

differentiation, the number of service classes, and the link capacity. The results show that

the proposed mechanism effectively differentiates the services experienced by each class

in all analyzed scenarios and always provides a lower blocking probability for the high

priority-class bursts when compared to other similar admission control mechanisms.

vi

Sumrio

Resumo v

Abstract vi

Lista de Figuras x

Lista de Acrnimos xii

1 Introduo 1

1.1 Motivao . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 1

1.2 Objetivos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3

1.3 Organizao . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 4

2 Redes pticas 5

2.1 Multiplexao por Diviso de Comprimento de Onda . . . . . . . . . . . 6

2.2 Redes Totalmente pticas . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 7

2.2.1 Comutao de Comprimentos de Onda . . . . . . . . . . . . . . 9

2.2.2 Comutao de Pacotes pticos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 11

3 Comutao de Rajadas pticas 13

vii

SUMRIO

3.1 Arquitetura e Funcionamento . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 14

3.2 Construo das Rajadas . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 15

3.3 Sinalizao . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 16

3.4 Roteamento e Atribuio de Comprimentos de Onda . . . . . . . . . . . 19

3.5 Diferenciao de Servios . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 21

3.5.1 Trabalhos Relacionados . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 22

4 O Mecanismo Proposto 25

4.1 Trabalhos Relacionados . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 26

4.1.1 O Mecanismo Esttico . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 26

4.1.2 O Mecanismo Dinmico . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 27

4.2 O Mecanismo Proposto . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 29

4.3 O Modelo Analtico para Um Enlace . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 34

4.4 O Modelo Analtico para Mais de Um Enlace . . . . . . . . . . . . . . . 36

5 Resultados 42

5.1 Avaliao para Um Enlace . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 42

5.1.1 Desempenho para Duas Classes de Servio . . . . . . . . . . . . 43

5.1.2 Desempenho para Trs Classes de Servio . . . . . . . . . . . . . 53

5.1.3 Eficincia do Mecanismo Proposto . . . . . . . . . . . . . . . . . 58

5.1.4 Impacto do Nmero de Comprimentos de Onda por Enlace . . . . 62

5.2 Avaliao para Mais de Um Enlace . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 65

6 Concluses 70

viii

SUMRIO

Referncias Bibliogrficas 75

ix

Lista de Figuras

2.1 Um exemplo da tcnica WDM. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 6

2.2 Converso de comprimentos de onda em OXCs totalmente pticos. . . . . 9

2.3 A comutao de pacotes pticos. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 11

3.1 A arquitetura de uma rede OBS. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 14

3.2 O funcionamento dos protocolos de sinalizao JIT e JET. . . . . . . . . 17

3.3 A reserva estimada do protocolo JET. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18

4.1 Um exemplo de funcionamento do mecanismo esttico. . . . . . . . . . . 27

4.2 Um exemplo de funcionamento do mecanismo dinmico. . . . . . . . . . 28

4.3 Um exemplo de funcionamento do mecanismo dinmico modificado. . . . 29

4.4 Um exemplo de funcionamento do mecanismo proposto. . . . . . . . . . 31

4.5 Mecanismo proposto x mecanismo dinmico. . . . . . . . . . . . . . . . 32

4.6 O diagrama de transio de estados para o mecanismo proposto. . . . . . 34

4.7 Um exemplo da reduo da carga oferecida. . . . . . . . . . . . . . . . . 37

4.8 O diagrama de estados para um enlace v com o mecanismo proposto. . . . 39

5.1 Cenrio de maior agressividade de diferenciao com a classe 1. . . . . . 45

5.2 Cenrio com agressividade de diferenciao intermediria com a classe 1. 47

x

LISTA DE FIGURAS

5.3 Cenrio com menor agressividade de diferenciao com a classe 1. . . . . 48

5.4 Cenrio com maior agressividade de diferenciao com a classe 1. . . . . 50



5.7 Probabilidade de bloqueio: cenrio de agressividade intermediria. . . . . 54

5.8 Cenrio com maior agressividade de diferenciao com a classe 1 - bloqueio. 55

5.9 Cenrio com maior agressividade de diferenciao com a classe 1 - carga

efetiva. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 56

5.10 Cenrio com menor agressividade de diferenciao com a classe 1 - blo-

queio. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 57

5.11 Cenrio com menor agressividade de diferenciao com a classe 1 - carga

efetiva. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 58

5.12 Eficincia: nmero de classes de servio. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 60

5.13 Eficincia: grau de ocupao da classe menos prioritria . . . . . . . . . 62




5.17 A topologia da rede NSFNET. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 66




xi

Lista de Acrnimos

CWDM : Coarse Wavelength Division Multiplexing;

DiffServ : Differentiated Services;DWDM : Dense Wavelength Division Multiplexing;

FDL : Fiber Delay Line;

FEC : Forwarding Equivalence Class;

IP : Internet Protocol;

JET : Just Enough Time;

JIT : Just In Time;

MPLS : Multi-Protocol Label Switching;

OBS : Optical Burst Switching;

OEO : ptico - Eletrnico - ptico;OPS : Optical Packet Switching;

OXC : Optical Cross-Connect;

QoS : Quality of Service;RAM : Random Access Memory;

RWA : Routing and Wavelength Assignment;

SDH : Synchronous Digital Hierarchy;

SLA : Service Level Agreement;

SLM : Single Longitudinal Mode;

SONET : Synchronous Optical NETwork;

WDM : Wavelength Division Multiplexing;

WR : Wavelength Routing;

WR-OBS : Wavelength-Routed Optical Burst Switching.

xii

Captulo 1

Introduo

ACRESCENTE demanda por aplicaes de grande largura de banda, como as gra-des computacionais e as aplicaes multimdias, impulsionou o desenvolvimentodas redes pticas. Dentre as tecnologias pticas, a de maior destaque a multiplexao

por diviso de comprimento de onda (Wavelength Division Multiplexing - WDM), devido sua alta capacidade de transporte de dados. Alm da demanda por banda passante, as

novas aplicaes tambm so sensveis a parmetros de qualidade de servio (Quality ofService - QoS) como a perda de dados e o atraso. O servio de melhor esforo oferecidopelo protocolo IP no capaz de garantir a qualidade requerida por estas aplicaes emer-

gentes. Portanto, necessrio desenvolver redes multiservios [1], o que torna o suporte qualidade de servio um fator essencial em redes pticas [2].

1.1 Motivao

Atualmente, a maior parte das redes WDM utiliza comutadores eletrnicos com in-

terfaces pticas, chamados de OEO (interface ptica - comutao eletrnica - interfaceptica). Como o sinal ptico que chega a um comutador OEO convertido para um sinaleletrnico, o uso destes comutadores limita a taxa de transporte de dados das redes WDM.

Enquanto a transmisso ptica pode atingir taxas da ordem de terabits por segundo, os co-

mutadores eletrnicos atuais so capazes apenas de realizar a comutao em taxas de at

1.1 Motivao 2

algumas dezenas de gigabits por segundo. Sendo assim, para que a largura de banda ofe-

recida pelas redes WDM possa ser usada de forma eficiente so necessrias tcnicas de

transporte de dados totalmente pticas incluindo a comutao ptica. Uma destas tcnicas

a comutao de rajadas pticas (Optical Burst Switching - OBS) [3, 4].

Dentre as redes totalmente pticas, as redes de comutao de rajadas pticas so umasoluo intermediria entre as redes de comutao de comprimentos de onda (WavelengthRouting - WR) e as redes de comutao de pacotes pticos (Optical Packet Switching- OPS). Diferentemente da comutao de comprimentos de onda, na comutao de ra-jadas os recursos so alocados apenas durante o tempo necessrio para a comutao ea transmisso de uma rajada. Alm disso, no h necessidade do uso de buffers, comoocorre na comutao de pacotes, para armazenamento e processamento das rajadas. Oarmazenamento de pacotes pticos , atualmente, complexo e dispendioso.

Nas redes OBS, os pacotes com o mesmo endereo de destino so agregados em raja-das, pelos ns de borda da rede, antes de serem transmitidos. Previamente transmisso

de uma rajada, um pacote de controle enviado em um canal de sinalizao fora-de-banda. Ao chegar a um comutador pertencente ao caminho entre a fonte e o destino, o

pacote de controle convertido e tratado eletronicamente. Em seguida, se possvel, os

recursos necessrios rajada so alocados pelo comutador. Do contrrio, se no existemrecursos disponveis, a rajada bloqueada. De acordo com o protocolo utilizado parareservar os recursos, pode ser necessrio, ou no, o envio da confirmao de alocao de

recursos.

Um dos desafios das redes OBS a proviso de qualidade de servio [512]. Ape-sar da abundncia de banda passante, atualmente um enlace possui no mximo algumas

dezenas de comprimentos de onda. Como, durante a sua transmisso, uma rajada ocupaum comprimento de onda, ou uma frao deste, algumas rajadas sero bloqueadas depen-dendo da carga oferecida rede. importante destacar tambm que os mecanismos deQoS existentes, em sua maioria, foram propostos para redes de comutao de pacotes eso baseados no gerenciamento de buffers [13]. Para utilizar estes mecanismos em redesde comutao de rajadas, necessrio converter o sinal ptico para o domnio eletrnicoem cada n intermedirio, uma vez que ainda no existem memrias RAM (Random Ac-

1.2 Objetivos 3

cess Memory) pticas. As rajadas s podem ser atrasadas com o uso de linhas de atraso(Fiber Delay Lines - FDLs) [5]. Portanto, como a converso OEO limita a taxa de trans-porte de dados, necessrio desenvolver mecanismos especficos de qualidade de servio

para redes OBS.

1.2 Objetivos

Neste trabalho proposto um mecanismo de controle de admisso de rajadas baseadona ocupao da rede [1418]. Para isso, define-se um grau de ocupao para cada classede servio. O grau de ocupao indica o nmero mximo de comprimentos de onda, que

podem ser ocupados pelas rajadas de uma dada classe, em um determinado enlace. Sendoassim, uma rajada s admitida se o nmero de comprimentos de onda ocupados, noinstante da chegada desta rajada a um n, for inferior ao grau de ocupao da classe deservio, a qual esta rajada pertence. Conseqentemente, quanto maior o grau de ocupa-o de uma classe, menor a probabilidade de uma rajada pertencente a esta classe serbloqueada. importante ressaltar que, para o mecanismo proposto, no necessrio ar-mazenar a classe e o comprimento de onda ocupado por uma rajada em cada n da rede.O mecanismo requer apenas o nmero de comprimentos de onda que esto ocupados, in-

dependentemente da classe a qual pertencem as rajadas que os ocupam. Assim, os nsda rede s precisam armazenar o grau de ocupao de cada classe e o nmero de compri-

mentos ocupados em um enlace. Com isso, menos estados so armazenados nos ns da

rede e a comutao mais rpida e escalvel.

Para o mecanismo proposto, foram desenvolvidos modelos analticos para um enlace

e para mais de um enlace. O modelo para um enlace baseado no modelo de perda de

Erlang. O modelo para mais de um enlace utiliza a aproximao de ponto fixo por carga

reduzida para calcular a carga oferecida a cada enlace da rede [19, 20]. A partir dos mo-delos analticos, comparou-se a proposta deste trabalho com outros dois mecanismos de

controle de admisso propostos por Zhang et al. [12]. As mtricas usadas na comparaoso a probabilidade de bloqueio experimentada pelas classes de servio e a carga efetiva.

So considerados diversos cenrios que diferem quanto carga oferecida rede, quan-

1.3 Organizao 4

tidade de trfego de cada classe de servio, ao nmero de classes de servio, capacidade

dos enlaces e agressividade da diferenciao aplicada classe menos prioritria. Mesmo

com o aumento do nmero de classes de servio e a reduo da agressividade com a classe

menos prioritria, o mecanismo proposto o nico que mantm a diferenciao de servi-

os em todos os cenrios analisados e sempre proporciona uma menor probabilidade de

bloqueio para a classe mais prioritria.

1.3 Organizao

Este trabalho est organizado da seguinte forma. No Captulo 2 so apresentadas

caractersticas das redes pticas, em particular da tcnica de multiplexao por diviso

de comprimento de onda (WDM) e das redes totalmente pticas. So discutidas aindavantagens e desvantagens das diferentes tcnicas de comutao ptica. Em seguida, no

Captulo 3, a comutao de rajadas pticas abordada. Detalhes sobre a arquitetura darede, os protocolos e a proviso de qualidade de servio so apresentados. O mecanismo

de controle de admisso proposto introduzido no Captulo 4. Tanto o modelo analtico

para um enlace quanto o modelo para mais de um enlace so apresentados neste captulo.

No Captulo 5, o desempenho do mecanismo proposto avaliado e comparado com o

desempenho de outros mecanismos de controle de admisso similares. A avaliao feita

a partir dos modelos analticos dos mecanismos. Por fim, no Captulo 6, so apresentadas

as concluses sobre este trabalho e as consideraes sobre trabalhos futuros.

Captulo 2

Redes pticas

OCRESCIMENTO e a diversificao do trfego tornam inadequada a atual infra-estrutura da Internet. A cada dia, o nmero de usurios da rede aumenta, bemcomo o tempo de permanncia de cada um deles. Alm disso, servios emergentes, como

a telefonia IP e a distribuio de vdeo, exigem mais banda passante e qualidade de ser-

vio. Nesse contexto, as redes pticas surgem como soluo para atender estes novos

servios da Internet.

As redes pticas podem ser divididas em duas geraes. Na primeira, as fibras pticas

so usadas para transmisso de dados somente por proporcionarem uma grande largura

de banda e uma baixa taxa de erro de bits. Tanto a comutao quanto outras funes inte-

ligentes da rede so realizadas eletronicamente. As redes SONET (Synchronous OpticalNETwork) e SDH (Synchronous Digital Hierarchy) so exemplos de redes pticas de pri-meira gerao ainda muito utilizadas. A comutao e o roteamento so feitos de forma

convencional usando o processamento eletrnico e isso uma limitao, uma vez que a

fibra ptica possui banda passante da ordem de terabits por segundo enquanto o proces-

samento eletrnico atinge apenas algumas dezenas de gigabits por segundo. A segunda

gerao de redes pticas est em desenvolvimento [21, 22]. Nessa nova gerao, funesinteligentes da rede, como a comutao e o roteamento, so transportadas para a camada

ptica com o objetivo de evitar a converso do sinal ptico em um sinal eletrnico e comisso eliminar o gargalo de processamento eletrnico.

2.1 Multiplexao por Diviso de Comprimento de Onda 6

Neste captulo, so apresentadas algumas caractersticas das redes pticas de segunda

gerao, as redes totalmente pticas. Aspectos da transmisso de dados, da arquitetura e

dos componentes dessas redes so abordados. As tcnicas de comutao ptica, neces-

srias para o desenvolvimento da nova gerao de redes, tambm so caracterizadas. Em

primeiro lugar, apresentada a tcnica de multiplexao por diviso de comprimento de

onda (WDM) responsvel pela grande capacidade das redes pticas.

2.1 Multiplexao por Diviso de Comprimento de Onda

A multiplexao por diviso de comprimento de onda consiste em modular eletronica-

mente vrios comprimentos de onda e, posteriormente, propag-los simultaneamente em

uma nica fibra ptica, como ilustra a Figura 2.1. Nesse exemplo, os n fluxos de dados,

cada um transportado em um comprimento de onda diferente e com uma taxa de B bits

por segundo, so multiplexados em uma nica fibra que transporta um fluxo agregado de

nB bits por segundo.

MUX

32+1 n+. . .++

b/sB

B b/s

b/sB

B b/s

n

3

2

.

.

.

b/snB

n

2

3

11

Figura 2.1: Um exemplo da tcnica WDM.

Existem duas variaes da tcnica WDM que diferem quanto ao espaamento entre

os comprimentos de onda multiplexados. No WDM denso (Dense WDM - DWDM), oespaamento entre os comprimentos de onda da ordem de 0,8 nm. Em virtude desse es-

paamento reduzido, possvel multiplexar um grande nmero de comprimentos de onda

em uma fibra. Comercialmente, equipamentos topo-de-linha conseguem multiplexar at

128 comprimentos em uma fibra, cada um capaz de transportar 10 Gbps a uma distncia

2.2 Redes Totalmente pticas 7

de at 4000 km [23]. Em laboratrio, j se conseguiu multiplexar 1022 comprimentos emuma nica fibra [24]. Tambm em laboratrio, foi possvel multiplexar 64 comprimentosde onda, cada um com capacidade de transportar 40 Gbps at 4000 km. O preo pago

pelo nmero de comprimentos de onda multiplexados no DWDM a sintonia bastante

fina dos lasers de transmisso. Utilizam-se lasers SLM (Single Longitudinal Mode) paraevitar interferncia entre comprimentos de onda vizinhos. Isto eleva o custo dos sistemas

DWDM, utilizados em sua maioria em ligaes ponto-a-ponto. Por outro lado, no WDM

esparso (Coarse WDM - CWDM) o espaamento entre comprimentos de onda de cercade 20 nm. Tal espaamento torna a sintonizao dos lasers utilizados para a transmisso

menos crtica e, conseqentemente, reduz o custo dos sistemas CWDM. Tambm em vir-

tude do maior espaamento, o nmero de comprimentos de onda multiplexados em uma

fibra menor, oito na maioria dos produtos [25]. Atualmente, o CWDM utilizado emredes de acesso e em redes metropolitanas.

A tcnica WDM no especifica os requisitos para os ns da rede ptica e para a co-

mutao dos sinais pticos. Ela responsvel somente pela transmisso de dados em uma

fibra ptica. Um dos pontos chave da multiplexao por diviso de comprimento de onda

a sua flexibilidade. Um comprimento de onda pode transportar trfegos com caracte-

rsticas variadas, a diferentes taxas de transmisso e que utilizam diferentes protocolos

da camada de enlace. Ao multiplexar vrios comprimentos de onda em uma nica fibra,

atinge-se taxas da ordem de terabits por segundo. Entretanto, para que toda a capacidade

da tcnica WDM possa ser aproveitada, necessrio eliminar a converso OEO dos co-

mutadores pticos, uma vez que o processamento eletrnico no atinge esta velocidade.

Surge, ento, a necessidade do desenvolvimento de redes totalmente pticas.

2.2 Redes Totalmente pticas

Os ns que constituem uma rede ptica so chamados de comutadores OXC (OpticalCross-Connect). Um comutador OXC composto por um conjunto de portas de entradae sada, uma matriz de comutao e um controlador e, dessa forma, permite a comutao

de um feixe de luz de uma porta de entrada para uma porta de sada. Nas redes de pri-

meira gerao, os comutadores OXC so dispositivos eletrnicos com interfaces pticas


e so chamados de OEO (interface ptica - comutao eletrnica - interface ptica). As-sim sendo, um sinal ptico que chega a um comutador OEO convertido para um sinal

eletrnico, processado e, em seguida, convertido novamente a um sinal ptico para ser

transmitido. Tal procedimento o gargalo para o transporte de dados a altas taxas, pos-

sibilitado pela tcnica WDM. Enquanto a transmisso ptica pode atingir taxas da ordem

de terabits por segundo, os comutadores eletrnicos atuais so capazes de realizar a co-

mutao em taxas de at algumas dezenas de gigabits por segundo. Sendo assim, para

que a largura de banda oferecida pelas redes WDM possa ser usada de forma eficiente

so necessrias tcnicas de transporte de dados totalmente pticas incluindo a comutao

ptica.

A comutao ptica elimina a converso OEO dos comutadores OXC. Tanto o con-

junto de portas quanto a matriz de comutao de um comutador OXC passam a ser ele-mentos pticos. Dessa forma, uma rede ptica transporta os sinais pticos do n emissor

ao n receptor totalmente no domnio ptico. Conseqentemente, os ns do ncleo de

uma rede totalmente ptica no tm acesso aos dados transportados pelos sinais pticos.

As nicas tarefas desses ns so a comutao e, se necessria, a amplificao ptica dos

sinais. Por isso as redes totalmente pticas tambm so chamadas de redes transparentes.

Para aumentar a capacidade de um comutador OXC totalmente ptico, necessrio

que estes possam converter comprimentos de onda. A Figura 2.2 ilustra comutadores

OXC totalmente pticos sem capacidade de converso, com capacidade total de conver-

so e com capacidade parcial. Em um comutador OXC sem capacidade de converso,

ilustrado na Figura 2.2(a), um sinal ptico recebido em um comprimento de onda ie deve ser encaminhado pela porta de sada no mesmo comprimento. Os comutadores

com capacidade total convertem um comprimento i em qualquer outro comprimento de

onda. Sendo assim, ao receber um sinal em um comprimento i, um comutador com

capacidade total de converso pode encaminhar o sinal recebido em qualquer outro com-

primento de onda disponvel na sada do comutador, como mostra a Figura 2.2(b). Noscomutadores com capacidade parcial, um sinal pode ser convertido de um comprimento

i para um subconjunto limitado de outros comprimentos de onda. Portanto, como ilus-tra a Figura 2.2(c), um sinal recebido em i pode ser encaminhado em qualquer outrocomprimento deste subconjunto disponvel na sada do comutador.


sada

32+1 n+. . .++

1

2

3

n

1

2

3

n

.

.

. .

.

..

.

.

1 2+ 3+ + . . . + n

OXCentrada

(a) Sem converso.

OXC

32+1 n+. . .++.

.

.

.

.

..

.

.

n

3

2

1

n

3

2

1

1 2+ 3+ + . . . + n

sadaentrada

(b) Converso total.

sadan

32+1 n+. . .++

1

2

3

n

1

2

3.

.

. .

.

.

.

.

.

1 2+ 3+ + . . . + n

OXCentrada

(c) Converso parcial.

Figura 2.2: Converso de comprimentos de onda em OXCs totalmente pticos.

Existem trs tcnicas de comutao ptica: a comutao de comprimentos de onda,

a comutao de pacotes pticos e a comutao de rajadas pticas. As duas primeirastcnicas so descritas a seguir. A comutao de rajadas pticas apresentada em detalhesno Captulo 3.

2.2.1 Comutao de Comprimentos de Onda

A tcnica de comutao de comprimentos de onda similar tradicional comutao

de circuitos. Antes da transmisso de dados, necessrio estabelecer um canal ptico,

tambm chamado de caminho de luz (lightpath), entre o n origem e o n destino. Um


canal ptico uma conexo fim-a-fim da camada ptica entre dois ns da rede. A cada

canal ptico atribudo um comprimento de onda. O comprimento de onda associado

a um canal ptico pode ser o mesmo em todos os enlaces ao longo do caminho entre

o n origem e o n destino ou pode variar, de acordo com a capacidade de converso

dos ns ao longo do caminho. Se o comprimento de onda atribudo a um canal ptico

o mesmo em todos os enlaces ao longo do caminho entre a origem e o destino, diz-se

que o canal satisfaz a propriedade de continuidade de comprimento de onda. Em redes

totalmente pticas, para se manter a propriedade de continuidade de comprimento de

onda, o comutador s pode comutar o sinal de entrada para a sada que possui o mesmo

comprimento de onda. Assim, a probabilidade de se conseguir comutar o sinal de entrada

diminui, pois aumenta a probabilidade de encontrar ocupada a sada com este mesmo

comprimento de onda. Diz-se, ento, que a probabilidade de um canal ptico no ser

estabelecido alta.

Para estabelecer um canal ptico o n origem envia uma mensagem de controle na

direo do n destino e espera pela confirmao do estabelecimento do canal antes de

iniciar a transmisso de dados. O estabelecimento do canal ptico feito em duas etapas

em cada comutador OXC do caminho entre o n origem e o n destino. Na primeira etapa,

determinam-se os enlaces do caminho entre o n origem e o n destino atravs de um

protocolo de roteamento qualquer. Em seguida, associa-se um comprimento de onda ao

canal em cada enlace do caminho. O conjunto desses dois procedimentos denominadoroteamento e atribuio de comprimentos de onda (Routing and Wavelength Assignment- RWA) [2632]. Aps o estabelecimento do canal ptico, a banda passante do canal reservada at que a liberao dos comprimentos de onda associados seja sinalizada. Oencaminhamento dos dados em uma rede de comutao de comprimentos de onda feito

de acordo com o caminho e o comprimento de onda associado a cada enlace do caminho.

Uma das vantagens da comutao de comprimentos de onda a ausncia de buf-fers, pticos ou eletrnicos, e de processamento nos ns intermedirios da rede. Umavez estabelecido o canal ptico, os ns intermedirios so responsveis apenas pela co-

mutao do sinal ptico. Em contrapartida, as redes de comutao de comprimentos de

onda, assim como a comutao de circuitos, apresentam baixa efeicincia na utilizao

da banda passante quando transportam trfegos em rajada-silncio. A principal vantagem


da comutao de pacotes a multiplexao estatstica, em que um enlace pode ser com-

partilhado entre diversos fluxos inclusive os correspondentes a diferentes pares origem-

destino. Desta forma, reduz-se os perodos de silncio. Na comutao de comprimentos

de onda o canal ptico estabelecido previamente e permanece dedicado a um fluxo at

sua liberao. Para se usar o perodo de silncio seria necessrio liberar o canal ptico que

est em silncio e estabelecer um outro canal ptico para o fluxo que se deseja compar-tilhar. Para estabelecer ou liberar um canal ptico, so necessrios pelo menos algumas

dezenas de milissegundos. Em enlaces de alta capacidade de transporte de dados, este

tempo comparvel transmisso de uma grande quantidade de dados. Com isso, es-

tabelecer e liberar dinamicamente um canal ptico na escala de tempo de uma rajada oupacote de dados, para atender o trfego em rajada, ineficiente.

2.2.2 Comutao de Pacotes pticos

Uma soluo para aumentar a utilizao da banda passante de cada comprimento de

onda a comutao de pacotes pticos (Optical Packet Switching - OPS) [3335].

cabealho processamentodados

linhas de atraso

novo cabealho

Figura 2.3: A comutao de pacotes pticos.

Nesta tcnica, ilustrada de forma simplificada na Figura 2.3, os dados so enviados

juntamente com o cabealho do pacote sem a necessidade de estabelecer um canal p-tico. O cabealho necessrio para identificar a origem e o destino de um pacote. Com

o compartilhamento, tambm necessrio um buffer para armazenar pacotes que chegame encontram a sada do comutador ocupada. Dessa forma, ao chegar um pacote em co-

mutador OXC, seu cabealho deve ser processado e os outros pacotes que chegam devem

ser armazenados para posterior encaminhamento. Para tanto, o cabealho separado da


carga de dados do pacote. Enquanto o cabealho processado, os dados so atrasados

com o uso de linhas de atraso (FDLs). Aps a etapa de processamento, um novo cabe-alho adicionado ao pacote ptico que, em seguida, encaminhado para o prximo n.

Tais procedimentos exigem a sincronia dos ns, devido s variaes no tempo de pro-

cessamento do cabealho dos pacotes, e, conseqentemente, tornam o controle da rede

complexo. Alm disso, o armazenamento de pacotes pticos , atualmente, complexo e

dispendioso. Outra desvantagem da comutao de pacotes pticos a elevada sobrecarga

de controle, uma vez que o tamanho da carga de dados do pacote geralmente pequena

se comparada capacidade de transmisso dos enlaces pticos.

Uma soluo de compromisso entre a comutao de pacotes pticos e a comutao de

comprimentos de onda a comutao de rajadas pticas, que apresentada no prximocaptulo.

Captulo 3

Comutao de Rajadas pticas

AS redes de comutao de rajadas pticas (OBS) buscam um compromisso as vanta-gens da comutao de comprimentos de onda e da comutao de pacotes pticos.Nas redes OBS, os pacotes que chegam a um n de borda so ordenados de acordo com

o endereo de destino e, em seguida, agrupados em rajadas. Antes de transmitir uma ra-jada, o n de borda envia um pacote de controle na direo do n destino para reservaros recursos necessrios rajada. Ao chegar a um comutador pertencente ao caminho en-tre a fonte e o destino, o pacote de controle convertido e processado eletronicamente.

Em seguida, se possvel, os recursos necessrios rajada so alocados pelo comutador.Do contrrio, se no existem recursos disponveis, a rajada bloqueada. Dependendo doprotocolo de sinalizao utilizado, no necessrio enviar a confirmao de alocao dos

recursos para que uma rajada seja transmitida. Caso no haja confirmao da reserva eocorra um bloqueio, a rajada descartada e dados so perdidos. Dessa forma, diferente-mente da comutao de comprimentos de onda, na comutao de rajadas os recursos soalocados apenas durante o tempo necessrio para a comutao e a transmisso de uma

rajada. Tambm no h necessidade do uso de buffers, como ocorre na comutao depacotes, para armazenamento e processamento das rajadas.

Neste captulo, so apresentadas as caractersticas principais da arquitetura e do fun-

cionamento das redes OBS. Os algoritmos de construo de rajadas, os protocolos desinalizao e de roteamento e as tcnicas de atribuio de comprimentos de onda so ne-

cessrios em redes OBS. O impacto de todos esses mecanismos no desempenho da rede

3.1 Arquitetura e Funcionamento 14

analisado. Outro tpico abordado a proviso de qualidade de servio nessas redes.

Neste ponto, so apresentadas diferentes formas de prover diferenciao de servios em

redes OBS e trabalhos publicados na rea so discutidos.

3.1 Arquitetura e Funcionamento

Uma rede OBS possui dois tipos de ns: os ns de borda e os ns de ncleo, como

mostra a Figura 3.1. Os ns de borda so os responsveis pela construo das rajadas epossuem tanto interfaces eletrnicas, para receber os pacotes das redes de acesso, quanto

interfaces pticas, para enviar as rajadas atravs da rede OBS. Por sua vez, os ns dencleo so responsveis pelo encaminhamento da sinalizao de reserva de recursos, pelo

roteamento e pela comutao das rajadas [36].

redes de acesso

ns de ncleo

rede OBS

ns de borda

Figura 3.1: A arquitetura de uma rede OBS.

A funo primordial de um n de borda coletar o trfego de diferentes redes de

acesso. Os dados coletados so, ento, agrupados de acordo com o endereo de destino

em rajadas, que so conjuntos de pacotes. Em uma rede com diferenciao de servios,por exemplo, os pacotes tambm so agrupados de acordo com classe de servio a qual

pertencem. Alm de construir as rajadas, os ns de borda so responsveis pelo envio dospacotes de controle que precedem a transmisso de cada rajada. Um pacote de controle enviado ao n de destino da rajada e contm como informaes principais o tamanho da

3.2 Construo das Rajadas 15

rajada, o tempo entre o envio do pacote de controle e a transmisso da rajada e o endereodo n de origem. Os pacotes de controle so enviados em um canal fora-da-banda e

so processados eletronicamente em cada n intermedirio ao longo do caminho entre

a origem e o destino. O tempo entre o envio do pacote de controle e o envio da rajadacorrespondente chamado de offset. Este intervalo de tempo possibilita que o pacotede controle reserve os recursos necessrios em cada enlace do caminho entre origem e

destino antes da chegada da rajada. Alm disso, o offset serve para que os ns do ncleoconfigurem suas matrizes de comutao para que os dados sejam encaminhados sem anecessidade de armazenamento e, conseqentemente, sem o uso de buffers, uma vantagemincorporada da comutao de comprimentos de onda. Alguns protocolos de sinalizao

que calculam o offset de diferentes maneiras so apresentados na Seo 3.3. Aps o offset,a rajada correspondente enviada sem que haja qualquer informao sobre o sucesso, ouno, da requisio de reserva de recursos nos enlaces at o destino. Dessa forma, dado

que as redes OBS so projetadas para interconectar grandes distncias, elimina-se o atrasodo estabelecimento e da liberao dos canais pticos. Em contrapartida, como no h

confirmao da reserva de recursos, uma rajada pode ser bloqueada. O bloqueio de umarajada pode ser ocasionado por uma tentativa mal-sucedida de reservar os recursos emum determinado enlace ou por falha ou congestionamento do canal de sinalizao. Sendo

assim, o parmetro de desempenho fundamental de uma rede OBS a probabilidade de

bloqueio de uma rajada. Em virtude das altas taxas de transporte de dados, as rajadas oupacotes de controle perdidos podem ser retransmitidos sem prejuzo para as aplicaes.Contudo, est uma funo das camadas superiores e no da rede OBS.

3.2 Construo das Rajadas

Os algoritmos de construo das rajadas [3739] tm grande impacto no desempenhoda rede [40]. Atravs destes algoritmos, possvel controlar as caractersticas das rajadase, dessa forma, adequar o comportamento do trfego oferecido rede. Em geral, a cons-

truo da rajada compreende trs procedimentos: a coleta do trfego das redes de acesso,a classificao dos pacotes de acordo com o endereo de destino e o agrupamento dos

pacotes para formar uma rajada.

3.3 Sinalizao 16

Trs parmetros so fundamentais para os algoritmos de construo de rajadas: otemporizador, o tamanho mximo e o tamanho mnimo de uma rajada. O temporizador usado pelos ns de borda para determinar exatamente quando uma nova rajada devecomear a ser construda. Quando o temporizador expira, o n de borda constri umanova rajada e gera o pacote de controle correspondente para essa rajada. O pacote de con-trole enviado imediatamente aps a sua construo. As rajadas de dados so compostaspor pacotes de diferentes fluxos de trfego, cada um com caractersticas e restries di-

ferentes. Dessa forma, se o algoritmo de construo se baseia apenas no temporizador e

a carga de pacotes oferecida aos ns de borda elevada, so criadas rajadas de tamanhoexcessivo. Rajadas maiores podem ocupar os recursos da rede por um longo perodo detempo, o que pode aumentar a probabilidade de uma rajada ser bloqueada. Por isso, umalgoritmo de construo deve definir o tamanho mximo de uma rajada. Assim sendo,quando uma rajada atinge o seu tamanho mximo ou quando o temporizador expira, umanova rajada deve ser construda pelo n de borda. Alm do tamanho mximo, os algo-ritmos de construo devem definir um tamanho mnimo para cada rajada. Se a cargade pacotes oferecidos ao n de borda pequena, a chance do temporizador expirar sem

que o tamanho mnimo da rajada seja satisfeito grande. Caso essa situao ocorra, soinseridos bits de enchimento at que a rajada atinja o seu tamanho mnimo e, dessa forma,possa ser transmitida.

Os algoritmos de construo tambm influenciam na maneira como os recursos neces-

srios para uma rajada so alocados e liberados. O tamanho de uma rajada usado, porexemplo, por protocolos de sinalizao para que os recursos sejam reservados pelo menortempo necessrio, como ser visto na Seo 3.3. Nesse caso, assume-se que o tamanho

da rajada conhecido antes da construo do pacote de controle.

3.3 Sinalizao

A sinalizao o primeiro passo para o envio de uma rajada. Tal procedimento con-siste da criao do pacote de controle para uma dada rajada e, posteriormente, do enviodesse pacote precedendo a rajada de um offset. Essas duas etapas so realizadas pelos

3.3 Sinalizao 17

protocolos de sinalizao, cuja operao determina se os recursos da rede so usados deforma eficiente. Idealmente, a estimativa do offset deve ser baseada no nmero de nsentre a origem e o destino e na carga da rede [41]. Vale ressaltar que uma estimativaincorreta pode acarretar no bloqueio de uma rajada, uma vez que a rajada pode chegar aum n antes da matriz de comutao estar configurada. Portanto, a estimativa do offset um ponto-chave do desempenho das redes OBS.

recursos

reservados

controle21

O

rajada

destinoorigem

tempo

(a) O protocolo JIT.

origem destino

rajada

O

1 2controle

tempo

(b) O protocolo JET.

Figura 3.2: O funcionamento dos protocolos de sinalizao JIT e JET.

O protocolo JIT (Just In Time) [4143] e o protocolo JET (Just Enough Time) [3] di-ferem quanto ao instante em que os recursos so reservados para uma determinada rajada.Em ambos os protocolos, o offset calculado de acordo com o atraso de propagao dosenlaces e o tempo de processamento e configurao de cada n intermedirio entre a ori-

gem e o destino. Sendo assim, para que o offset seja calculado, o n de borda responsvelpelo envio do pacote de controle deve saber precisamente quantos e quais ns a rajadapercorrer at o destino. Alm disso, tambm necessrio saber o tempo de processa-

mento do pacote e de configurao da matriz de comutao em cada n intermedirio. Na

maioria dos casos, assume-se que este tempo o mesmo em todos os ns intermedirios.

A Figura 3.2 ilustra o funcionamento dos dois protocolos. Nessa figura, so representados

3.3 Sinalizao 18

o n origem, responsvel pelo envio do pacote de controle e da rajada, dois ns interme-dirios e o n destino. Nessa situao, o offset deve ser superior a 3, onde o tempode processamento e configurao, igual para todos os ns. De forma geral, a estimativa

dada por

O Hh=1

(h), (3.1)

ondeH representa o nmero de saltos entre a origem e o destino e (h) o tempo estimado

de processamento e configurao a cada salto h entre a origem e o destino.

No JIT, como mostra a Figura 3.2(a) os recursos requeridos por uma rajada so alo-cados desde o trmino do processamento do pacote de controle at a transmisso de toda

a rajada. Por outro lado, o JET utiliza a reserva atrasada (Delayed Reservation), comoilustrado na Figura 3.3. Em tal procedimento, os recursos de um comprimento de onda

so reservados somente a partir da chegada da rajada no instante ts e no no instante ta,que representa o trmino do processamento do pacote de controle. Como o offset aps isaltos dado por

O(i) = O i

h=1

(h), (3.2)

o instante de chegada da rajada dado por ts = ta + O(i). Por sua vez, os recursos soreservados at a transmisso de toda a rajada, ou seja, at ts + l, onde l o tamanho darajada. Com isso, os recursos so reservados durante o menor tempo necessrio.

iO(i)

+ lt ts sta

Figura 3.3: A reserva estimada do protocolo JET.

Tanto o JIT quanto o JET utilizam um offset fixo para rajadas com o mesmo endereode destino. Verma et al. [44] concluem que tal fato pode acarretar no sincronismo dedois ns da rede. Com isso, esses ns disputam continuamente os mesmos recursos da

rede e contribuem para aumentar a probabilidade de bloqueio de uma rajada. A soluoproposta gerar o offset de cada rajada estatisticamente. Para tanto, cada n da rede gerafichas de transmisso, de acordo com um processo de Poisson com uma taxa mdia pr-

determinada. Dessa forma, assim que uma rajada construda, o n de borda responsvel

3.4 Roteamento e Atribuio de Comprimentos de Onda 19

envia o pacote de controle correspondente na direo do n destino. A rajada, ento, s transmitida aps conseguir uma ficha. Porm, se uma rajada est esperando por umaficha e a recebe no instante em que uma rajada anterior est sendo transmitida, a ficha descartada e a rajada deve esperar pela gerao de uma nova ficha. Dessa forma, a taxacom que as rajadas so oferecidas rede regulada e, conseqentemente, a probabilidadede bloqueio reduzida.

Outros protocolos exigem a confirmao da reserva de recursos para ento transmitir

a rajada. Dser et al. [45, 46] propem um mtodo de sinalizao centralizado, chamadoWR-OBS (Wavelength-Routed Optical Burst Switching), o qual utiliza um processo fim-a-fim para reservar os recursos. No WR-OBS, existe um servidor central de requisies,

responsvel pela alocao dos recursos da rede. Os ns de borda da rede, ento, enviam

os seus pacotes de controle para o servidor central. Ao chegarem ao servidor, os pacotes

de controle so enfileirados de acordo com os seus endereos de destino. O servidor de

requisies tem o conhecimento global do estado de cada n da rede e da disponibilidade

de comprimentos de onda em todos os enlaces da rede. Com isso, o servidor processa

os pacotes de controle, determina a melhor rota entre a origem e o destino e reserva

os recursos necessrios em cada enlace do caminho. Em caso de sucesso nesses trs

procedimentos, o servidor envia um pacote de confirmao positiva para o n de borda

que, s ento, ao receber a confirmao, envia a rajada. Os autores mostram que o WR-OBS aumenta a vazo e a utilizao dos recursos da rede.

3.4 Roteamento e Atribuio de Comprimentos de Onda

O problema de roteamento e atribuio de comprimentos de onda (RWA) em redesOBS consiste em determinar a rota entre a origem e o destino de uma rajada e alocar oscomprimentos de onda necessrios para a transmisso da rajada nos ns intermedirios,ao longo desta rota.

Em virtude das altas taxas de transmisso, as redes OBS exigem uma grande ve-

locidade no encaminhamento dos dados. Uma alternativa utilizar o protocolo MPLS

(Multi-Protocol Label Switching) [47]. A idia associar os pacotes de controle a classes

3.4 Roteamento e Atribuio de Comprimentos de Onda 20

de encaminhamento (Forwarding Equivalence Classes - FECs) nos ns de borda da rede.Com isso, reduz-se o tempo de encaminhamento nos ns intermedirios ao tempo da troca

de rtulos.

O roteamento explcito tambm uma outra exigncia das redes OBS atendida pelo

MPLS. Dessa forma, um n de borda capaz de pr-determinar e pr-calcular uma

rota. Atravs da atribuio de rtulos s rajadas possvel guiar o trfego por rotas pr-determinadas e, conseqentemente, fazer engenharia de trfego. Alm disso, como uma

rota pr-calculada, o n de borda conhece previamente o nmero de saltos at o destino

e, dessa forma, estima o offset.

Outro requisito do roteamento em redes OBS a capacidade de lidar com a falha de

ns. Em uma rede ptica, os dados so transportados em altas taxas e, portanto, a falha de

um n, mesmo que por pouco tempo, representa a perda de um grande volume de dados.

Por isso, necessrio adotar mecanismos de sobrevivncia a falhas [4851]. Em redesOBS, esse ainda um tpico em aberto.

A atribuio de comprimentos de onda em redes OBS pode obedecer propriedade

de continuidade de comprimentos de onda ou pode assumir que os ns tm capacidade de

converso. Quando a propriedade da continuidade obedecida, o mesmo comprimento deonda tem que ser reservado em todos os enlaces do caminho entre a origem e o destino.

Isso resulta em uma alta probabilidade de bloqueio, pois medida que novas rajadasso oferecidas rede, a probabilidade de encontrar o mesmo comprimento de onda livre

em todos os enlaces do caminho entre a origem e o destino decresce. Por outro lado,

quando se assume que os ns convertem comprimentos de onda, se duas rajadas disputamo mesmo comprimento de onda em um n, esse n pode converter opticamente os sinais

de um dos comprimentos de entrada para um comprimento de sada diferente, que estejadisponvel. Com isso, obtm-se uma melhor utilizao dos recursos da rede.

Uma questo importante na atribuio de comprimentos de onda a justia entre astransmisses bem-sucedidas para caminhos longos e caminhos curtos. mais fcil encon-trar comprimentos de onda disponveis ao longo dos enlaces de um caminho mais curto do

que de um caminho mais longo. Por isso, atravs do uso de heursticas, busca-se aumentar

a justia entre as transmisses com diferentes nmeros de saltos. Uma soluo para tal

3.5 Diferenciao de Servios 21

problema proposta por Oguchi et al. [52]. O uso dos recursos da rede segmentado. Aidia da proposta paralelizar a alocao de comprimentos de onda. As transmisses com

maior nmero de saltos podem utilizar todo o conjunto de comprimentos de onda. Poroutro lado, as transmisses com menos saltos s podem utilizar um subconjunto limitadode comprimentos de onda. De acordo com os autores, a alocao paralela de comprimen-

tos de onda, alm de aumentar a justia, tambm reduz a probabilidade de uma rajada serbloqueada.

3.5 Diferenciao de Servios

O suporte qualidade de servio uma exigncia para as redes totalmente pticas,

pois se espera que grande parte do trfego transportado por tais redes ser composto por

pacotes gerados por aplicaes com restries de tempo, banda passante e perda de dados.

Portanto, um dos desafios das redes OBS a proviso de qualidade de servio.

Apesar da abundncia de banda passante proporcionada pela tcnica WDM, atual-

mente um enlace ptico possui no mximo algumas dezenas de comprimentos de onda.

Como, durante a sua transmisso, uma rajada ocupa um comprimento de onda, ou umafrao deste, algumas rajadas sero bloqueadas dependendo da carga oferecida rede. importante destacar tambm que os mecanismos de QoS existentes foram propostospara redes de comutao de pacotes e, em sua maioria, so baseados no gerenciamento de

buffers. Para utilizar estes mecanismos em redes de comutao de rajadas, necessrioconverter o sinal ptico para o domnio eletrnico em cada n intermedirio, uma vez

que ainda no existem memrias RAM pticas. As rajadas s podem ser atrasadas com ouso de linhas de atraso (FDLs). Portanto, como a converso OEO limita a taxa de trans-porte de dados, necessrio desenvolver mecanismos especficos para prover qualidade

de servio em redes OBS.

Baseado na arquitetura de diferenciao de servios (Differentiated Services - Diff-Serv) [53] proposta para as redes IP, o objetivo dos mecanismos de QoS propostos pararedes OBS diferenciar a probabilidade de bloqueio experimentada por cada classe de

servio. A diferenciao de servios adequada para redes OBS, uma vez que a adoo


de classes de servio no implica grandes modificaes na arquitetura da rede. As rajadaspassam a agrupar pacotes de diferentes aplicaes com os mesmos requisitos de QoS eo mesmo endereo de destino e os ns da rede devem ser capazes de tratar diferenciada-

mente as rajadas de cada classe.

3.5.1 Trabalhos Relacionados

Existe uma srie de trabalhos com propostas de mecanismos para prover diferenci-

ao de servios em redes de comutao de rajadas pticas. Os mecanismos vo desdealteraes nos algoritmos de construo de rajadas at novos mecanismos para controlara admisso de rajadas por um n da rede.

Uma alternativa para diferenciar os servios experimentados por cada classe variar

os parmetros de construo das rajadas [5456]. Tanto o temporizador quanto os limi-tes para os tamanhos mnimo e mximo das rajadas podem ser ajustados para reduzir oatraso e a probabilidade de bloqueio das rajadas de uma dada classe de servio. Vokkaranee Jue [56] propem alguns mecanismos para mapear as classes de servio dos pacotes nasclasses de servio das rajadas. Dado que os pacotes que chegam a um n de borda OBSpodem pertencer a n classes de servio e que a rede OBS possui m classes, o objetivo determinar como os pacotes sero agregados para garantir os requisitos de QoS de cadaum. Os mecanismos podem criar rajadas com pacotes pertencentes a uma s classe comotambm podem construir rajadas combinando pacotes pertencentes a diferentes classes.Os valores de m e n tambm so variados para cada mecanismo. Os autores verificam que

o desempenho dos mecanismos que utilizam rajadas compostas por pacotes de diferen-tes classes supera o dos mecanismos que constroem rajadas com pacotes de apenas umadas classes. Com a combinao de pacotes, a probabilidade de bloqueio da classe menos

prioritria reduzida, pois pacotes dessa classe podem pertencer a rajadas de maior priori-dade. Para a classe mais prioritria, a probabilidade de bloqueio proporcionada pelos dois

mecanismos semelhante, uma vez que os pacotes mais prioritrios sempre pertencem

classe mais prioritria de rajadas. Os autores verificam tambm que a diferena entreo desempenho dos mecanismos acentuada quando n > m. Supondo n = 4 e m = 2,

nos mecanismos que no combinam rajadas, as quatro classes de servio dos pacotes so


organizadas em duas classes para as rajadas. Dessa forma, considerando que a classe 0 a mais prioritria, as rajadas da classe 0 contm somente pacotes da classe 0 ou somentepacotes da classe 1. Assim sendo, pacotes de diferentes prioridades disputam os recursos

da rede OBS com a mesma prioridade.

A probabilidade de bloqueio tambm pode ser diferenciada de acordo com a priori-

dade dada a cada classe para reservar os recursos da rede. Yoo et al. [5,57] propem umaadaptao ao protocolo de sinalizao JET [3]. A cada classe de servio da rede OBS associado um offset diferente. A idia bsica , portanto, aumentar o offset das rajadasdas classes de maior prioridade. Com isso, os ns possuem um maior intervalo de tempo

para alocar os recursos necessrios e, assim, a probabilidade de bloqueio de uma rajadadas classes de maior prioridade reduzida. Porm, como as rajadas de maior prioridade,em sua maioria, contm pacotes de mdias com restries de tempo, como voz e vdeo,

o aumento do offset provoca o aumento da latncia fim-a-fim. Desta forma, dependendodo tamanho da rajada e do grau de isolamento entre as classes de servio, a qualidade daaplicao pode ser degradada.

Uma outra maneira eficiente adotar mecanismos de controle de admisso de raja-das nos ns da rede OBS. A proposta apresentada por Zhang et al. composta por dois

mecanismos: um esttico e outro dinmico [12]. Ambos se baseiam no nmero de com-primentos de onda ocupados por uma dada classe de servio. Para cada uma das classes,

reservado um conjunto de comprimentos de onda. Se todos os comprimentos de ondadesignados para uma classe esto ocupados, as rajadas desta classe so bloqueadas. Tantono mecanismo esttico quanto no dinmico, para que um n saiba quantos comprimentos

de onda esto ocupados por uma dada classe, necessrio armazenar a informao sobre

qual classe de servio est ocupando qual comprimento de onda. Isto acarreta em um

nmero grande de estados armazenados pelos ns da rede. O funcionamento dos meca-

nismos esttico e dinmico ser detalhado na Seo 4.1, pois ambos sero comparados

com o mecanismo proposto. Wan et al. tambm propem um mecanismo de controle de

admisso baseado na ocupao de cada classe de servio [10]. Para uma dada classe, onmero de comprimentos de onda varia dentro de uma cota pr-determinada. Os limi-

tes inferior e superior da cota so calculados com base na proporo do trfego de cada

classe e nos parmetros de QoS. Para que o mecanismo seja implementado, Wan et al.


sugerem uma mudana na arquitetura das redes OBS. Dessa forma, uma rede OBS passa-

ria a ter um n central responsvel pela admisso das rajadas e pelo envio da confirmaode reserva de recursos. Isto introduziria um ponto central de falha e aumentaria o tempo

entre a reserva de recursos e transmisso de uma rajada. Por sua vez, Liao e Loi [11]propem um mecanismo de controle de admisso baseado na preempo de rajadas. Paracada classe de servio definido um perfil de uso em cada n da rede que implementa o

mecanismo. O perfil de cada classe contm o nmero de comprimentos de onda que uma

classe pode ocupar, o nmero atual de comprimentos ocupados pela classe e uma lista

de requisies escalonadas da mesma classe. Um n da rede, ao receber uma requisio

de uma dada classe i, primeiramente verifica se existe algum comprimento de onda dis-

ponvel. Se existe, a requisio escalonada e o perfil de uso da classe i atualizado.

Porm, se no h comprimentos de onda disponveis para alocar a rajada, o n verificase a classe i est dentro do seu perfil de uso. Se a classe i obedece ao seu perfil, ocorre

a preempo de uma rajada anteriormente escalonada e que pertena a uma classe queesteja fora do seu perfil de uso. Se todas as classes esto dentro dos seus perfis de uso, arajada da classe i bloqueada. A desvantagem desse mecanismo que a preempo dasrajadas requer um grande nmero de estados armazenados nos ns da rede e, alm disso,aumenta significativamente a complexidade para gerenciar os recursos da rede.

Captulo 4

O Mecanismo Proposto

UMA alternativa para prover qualidade de servio em redes OBS controlar o acessodas rajadas de cada classe de servio rede. Esse o princpio dos mecanismosde controle de admisso de rajadas. O mecanismo proposto neste trabalho reserva umdeterminado nmero de comprimentos de onda para cada classe de servio. De acordo

com a ocupao do enlace no instante da chegada da rajada a um n e de um parmetrodefinido para cada classe de servio, o mecanismo decide se a rajada ser bloqueada, deacordo com a disponibilidade dos recursos. Dessa forma, possvel diferenciar o servio

experimentado por cada classe.

Neste captulo, o mecanismo proposto definido e especificado e o seu funcionamento

exemplificado. Tambm so apresentados os modelos analticos desenvolvidos para o

mecanismo, considerando um enlace e mais de um enlace. So apresentados ainda outros

dois mecanismos de controle de admisso que diferem do mecanismo proposto quanto

forma de reservar os comprimentos de onda para cada classe de servio e o critrio de

admisso. No Captulo 5, o desempenho destes dois mecanismos ser comparado com o

desempenho do mecanismo proposto, uma vez que tais mecanismos tambm utilizam a

ocupao da rede para admitir, ou no, as rajadas de uma determinada classe de servio.

4.1 Trabalhos Relacionados 26

4.1 Trabalhos Relacionados

Nesta seo, os mecanismos de controle de admisso esttico e dinmico propostos

por Zhang et al. [12] so brevemente descritos. O princpio de funcionamento dos doismecanismos reservar um determinado nmero de comprimentos de onda em um enlace

para cada classe de servio. Ambos os mecanismos se baseiam na ocupao do enlace

para admitir as rajadas de uma determinada classe de servio e, dessa forma, diferenciar aprobabilidade de bloqueio experimentada por cada classe. Os dois mecanismos assumem:

o uso do protocolo de sinalizao JET, a implementao do mecanismo em todos os ns

da rede OBS, que cada rajada ocupa um comprimento de onda durante a sua transmissoe que cada n OBS tem capacidade de converso total [12].

4.1.1 O Mecanismo Esttico

O mecanismo esttico reserva um conjunto fixo Wi de comprimentos de onda, em umdado enlace, para as rajadas de uma determinada classe de servio i. Ou seja, alm dedeterminar que a classe i pode ocupar Wi comprimentos de onda, o mecanismo esttico

define quais os Wi comprimentos de onda devem ser ocupados pelas rajadas da classe i.Supondo que os primeiros Wi comprimentos de onda de um enlace tenham sido reser-

vados para a classe i, as rajadas desta classe s podem ocupar os comprimentos de ondaC1, C2, . . . , CWi . Sendo assim, os ns da rede OBS que implementam o mecanismo est-

tico tm de armazenar quais comprimentos de onda esto reservados para cada uma das

classes de servio.

A Figura 4.1 mostra um exemplo de funcionamento do mecanismo esttico para duas

classes de servio e um enlace, cuja capacidade W quatro comprimentos de onda (W =4). A classe 0 a mais prioritria e possui um conjunto de trs comprimentos de ondareservados para as suas rajadas (W0 = 3 com C1, C2 e C3 reservados). J para a classe 1 destinado apenas um comprimento de onda (W1 = 1 com C4 reservado). Na situaoilustrada na Figura 4.1, no instante t0 os comprimentos de onda C1 e C3 esto ocupados

com rajadas pertencentes classe 0. Se uma rajada da classe 0 chega ao n OBS noinstante t0, ela s pode ser admitida no comprimento de onda C2, reservado para a classe

0. Da mesma forma, se uma rajada da classe 1 chega ao n OBS no instante t0, ela s


pode ocupar o comprimento de onda C4, nico reservado para rajadas dessa classe, comomostra a Figura 4.1(b).

t0

C1

C2

C3

C4

classe 0classe 1

tempo

chegada da rajada

(a) Situao impossvel.

t0

C1

C2

C3

C4

classe 0classe 1

tempo

chegada da rajada

(b) Situao possvel.

Figura 4.1: Um exemplo de funcionamento do mecanismo esttico.

4.1.2 O Mecanismo Dinmico

O mecanismo dinmico reserva um nmero fixo Wi de comprimentos de onda de um

determinado enlace para as rajadas de uma classe de servio i. No entanto, diferentementedo mecanismo esttico, o mecanismo dinmico no define quais os comprimentos de onda

que devem ser ocupados pelas rajadas da classe i. Uma rajada da classe i pode ocuparqualquer comprimento de onda, desde que o nmero de comprimentos ocupados pelas

rajadas da classe i seja menor do que Wi. Dessa forma, para garantir que o nmero decomprimentos de onda ocupados pelas rajadas da classe i no exceda o valor mximo Wi,um n OBS tem que armazenar quais comprimentos esto ocupados por rajadas perten-centes classe i. necessrio, portanto, armazenar estados relativos a cada comprimentode onda e a cada classe de servio.

A Figura 4.2 mostra um exemplo de funcionamento do mecanismo dinmico em um

cenrio semelhante ao do exemplo usado anteriormente para o mecanismo esttico. A

classe 0 a mais prioritria e as suas rajadas podem ocupar at trs comprimentos deonda (W0 = 3). J as rajadas da classe 1 podem ocupar apenas um comprimento deonda (W1 = 1). Na situao ilustrada na Figura 4.2, as rajadas da classe 0 ocupam doiscomprimentos de onda e nenhum comprimento de onda ocupado por rajadas da classe1. Sendo assim, quando uma rajada da classe 1 chega ao n OBS no instante t0, ela pode


ocupar tanto o comprimento de onda C2 quanto o C4, como mostram as Figuras 4.2(a)e 4.2(b). Nessa situao, uma rajada da classe 0 tambm pode ocupar C2 ou C4.

t0

C1

C2

C3

C4

classe 0classe 1

tempo

chegada da rajada

(a) Situao possvel.

t0

C1

C2

C3

C4

classe 0classe 1

tempo

chegada da rajada

(b) Situao possvel.

Figura 4.2: Um exemplo de funcionamento do mecanismo dinmico.

Zhang et al. [12] tambm propem uma mudana ao mecanismo dinmico. As rajadaspertencentes classe de maior prioridade podem ocupar qualquer um dos comprimentos

de onda disponveis. Com isso, o critrio de admisso das rajadas da classe de maiorprioridade modificado e a probabilidade de bloqueio destas rajadas reduzida. Coma modificao, as rajadas da classe mais prioritria so sempre admitidas quando existepelo menos um comprimento de onda disponvel. Alm disso, no h garantia de que o

nmero mximo de comprimentos de onda ocupados pelas rajadas de uma classe menosprioritria i ser Wi. Agora, para que as rajadas da classe i sejam admitidas, alm donmero de comprimentos ocupados por rajadas de i ser menor do que Wi, o total decomprimentos ocupados, independentemente das rajadas que os ocupam, deve ser menordo que o nmero de comprimentos de onda de um dado enlace.

As Figuras 4.3(a) e 4.3(b) exemplificam o funcionamento do mecanismo dinmicomodificado em um cenrio com duas classes de servio e quatro comprimentos de onda.

A classe 1 pode ocupar at dois comprimentos de onda (W1 = 2). As duas situaes ilus-tradas s so possveis no mecanismo dinmico modificado. Na Figura 4.3(a), qualquerrajada pertencente a qualquer classe, que chegue ao n OBS no instante t0 ser bloque-ada, pois todos os comprimentos so ocupados por rajadas da classe 0. Por outro lado, nasituao da Figura 4.3(b), se em t0 uma rajada da classe 1 chega ao n OBS, ela ser blo-queada. Isto ocorre, pois mesmo que o nmero de comprimentos de onda ocupados por

rajadas da classe seja menor do que W1, no existem comprimentos de onda disponveis.

4.2 O Mecanismo Proposto 29

t0

C1

C2

C3

C4

classe 0classe 1

tempo

chegada da rajada

(a) Ocupao total pela classe 0.

t0

C1

C2

C3

C4

classe 0classe 1

tempo

chegada da rajada

(b) Ocupao menor do que W1 pela classe 1.

Figura 4.3: Um exemplo de funcionamento do mecanismo dinmico modificado.

No restante deste trabalho, o mecanismo dinmico modificado ser tratado apenas

como mecanismo dinmico.

4.2 O Mecanismo Proposto

Nesta seo, o mecanismo de controle de admisso de rajadas proposto neste trabalho descrito. O princpio de funcionamento do mecanismo proposto semelhante ao dos

mecanismos esttico e dinmico. A idia reservar um determinado nmero de compri-

mentos de onda de um enlace para cada classe de servio e de acordo com a ocupao

da rede, admitir ou no uma rajada. No entanto, como ser visto adiante, o critrio deadmisso utilizado privilegia, ao mximo, a classe mais prioritria. Esse o objetivo domecanismo proposto.

O mecanismo proposto assume que cada n da rede OBS capaz de converter um

comprimento de onda para qualquer outro comprimento e que uma rajada requer apenasum comprimento de onda durante a sua transmisso. Alm disso, o mecanismo proposto

considera que o protocolo de reserva de recursos em uso na rede no exige a confirmao

da reserva dos recursos requeridos por uma rajada. O JIT e o JET so exemplos de pro-tocolos sem confirmao de reserva de recursos. O uso de um protocolo desta natureza

implica a implementao do mecanismo em cada um dos ns da rede. Como a reserva dos

recursos no confirmada, no possvel garantir, no instante de envio de uma rajada, que


o nmero de comprimentos de onda ocupados em cada enlace do caminho entre a origem

e o destino atende condio de admisso. Somente aps a chegada e o processamento do

pacote de controle em um n OBS possvel determinar se a condio de admisso ser

atendida no instante da chegada da rajada. Assim sendo, para garantir a diferenciao deservios, o mecanismo proposto no deve ser implementado apenas nas bordas da rede.

O critrio de admisso do mecanismo proposto tambm baseado na ocupao de um

enlace. Para cada classe de servio i definido um grau de ocupao gi, que deve ser con-

figurado em cada n da rede. O grau de ocupao gi corresponde ao nmero mximo de

comprimentos de onda que podem ser ocupados por uma determinada classe i. Portanto,

0 < gi W , onde W a capacidade de um determinado enlace em comprimentos deonda.

O grau de ocupao usado pelo mecanismo proposto para diferenciar a probabilidade

de bloqueio das rajadas de cada uma das classes de servio. Uma rajada da classe i quechega em um n no instante t0 admitida, se nesse instante o nmero de comprimentos

de onda ocupados inferior ao grau de ocupao gi. Do contrrio, a rajada bloqueada.Sendo assim, quanto maior o grau de ocupao de uma classe i, menor a probabilidade

de uma nova rajada da classe i ser bloqueada. importante ressaltar que, no mecanismoproposto, o critrio de admisso aplicado ao nmero total de comprimentos de onda

ocupados e no ao nmero de comprimentos ocupados por rajadas da classe i. Por isso,diferentemente do mecanismo dinmico, no mecanismo proposto s so armazenados

os graus de ocupao de cada classe de servio e o nmero de comprimentos de onda

ocupados. Isto diminui a quantidade de informaes a serem armazenadas nos ns.

A Figura 4.4 exemplifica o funcionamento do mecanismo proposto para um cenrio

com duas classes de servio e um enlace com quatro comprimentos de onda (W = 4). Aclasse 0 a mais prioritria e possui grau de ocupao g0 = 4. J o grau de ocupao da

classe 1 g1 = 1. Na situao da Figura 4.4(a), qualquer rajada, independente da classea qual pertence, admitida no instante t0, j que nenhum comprimento de onda estocupado. J nas situaes ilustradas nas Figuras 4.4(b) e 4.4(c), somente as rajadas daclasse 0 so admitidas no instante t0, uma vez que g1 igual ao nmero de comprimentos

de onda ocupados.


t0

C1

C2

C3

C4

classe 0classe 1

tempo

chegada da rajada

(a) A rajadas das duas classes so admitidas.

t0

C1

C2

C3

C4

classe 0classe 1

tempo

chegada da rajada

(b) Apenas rajadas da classe 0 so admitidas.

t0

C1

C2

C3

C4

classe 0classe 1

tempo

chegada da rajada

(c) Apenas rajadas da classe 0 so admitidas.

Figura 4.4: Um exemplo de funcionamento do mecanismo proposto.

No exemplo ilustrado pela Figura 4.4, importante notar que as rajadas da classe 1s so admitidas, se no instante de sua chegada, nenhum comprimento de onda estiver

ocupado. Isto mostra que, quando comparado ao mecanismo esttico e ao dinmico, o

mecanismo proposto mais agressivo com as classes menos prioritrias. Isto eviden-

ciado na Figura 4.5, que exemplifica a diferena entre o funcionamento do mecanismo

proposto e do mecanismo esttico.

Os mecanismos so comparados em um cenrio com um enlace com trs compri-

mentos de onda (W = 3) e duas classes de servio, sendo a classe 0 a mais prioritria.Define-se W0 = 3 eW1 = 1, para o mecanismo dinmico, e g0 = 3 e g1 = 1, para o meca-

nismo proposto. Considera-se que as rajadas das classes 0 e 1 chegam ao n OBS em doisinstantes de tempo consecutivos, t0 e t1. As Figuras 4.5(a), 4.5(c), 4.5(e) e 4.5(g) ilus-


tram o funcionamento do mecanismo proposto, enquanto as Figuras 4.5(b), 4.5(d), 4.5(f)e 4.5(h) mostram como o mecanismo dinmico funciona.

C1

C2

C3t0 t1

classe 1classe 0

tempo

(a)

C1

C2

C3t0 t1

classe 1classe 0

tempo

(b)

C1

C2

C3t0 t1

classe 1classe 0

tempo

(c)

C1

C2

C3t0 t1

classe 1classe 0

tempo

(d)

C1

C2

C3t0 t1

classe 1classe 0

tempo

(e)

C1

C2

C3t0 t1

classe 1classe 0

tempo

(f)

C1

C2

C3t0 t1

classe 1classe 0

tempo

(g)

C1

C2

C3t0 t1

classe 1classe 0

tempo

(h)

Figura 4.5: Mecanismo proposto x mecanismo dinmico.


Todas as possveis ordens de chegada das rajadas das classes 0 e 1 ao n OBS nosinstante t0 e t1 so ilustradas pela Figura 4.5. Em uma primeira situao, uma rajada daclasse 0 chega ao n OBS no instante t0 e alocada no comprimento de onda C1. Se

no instante t1, uma outra rajada da classe 0 chega ao n OBS, ela admitida tanto pelomecanismo proposto quanto pelo mecanismo esttico, como mostram, respectivamente,

as Figuras 4.5(a) e 4.5(b). Porm, se nesta mesma situao uma rajada pertencente classe1 chega ao n OBS em t1, ela s admitida pelo mecanismo dinmico, uma vez que o

nmero de comprimentos de onda ocupados pela classe 1 igual a W1, como se observa

na Figura 4.5(d). Por outro lado, nesta situao, o mecanismo proposto bloqueia a rajadada classe 1, uma vez que o nmero de comprimentos de onda ocupados igual a W1,

como mostra a Figura 4.5(c). Em uma outra situao, permitida pelos dois mecanismos,uma rajada da classe 1 chega ao n OBS no instante t0 e alocada no comprimento deonda C1. Se no instante t1, uma rajada da classe 0 chega ao n OBS, ela admitidatanto pelo mecanismo proposto quanto pelo mecanismo dinmico, fato ilustrado pelas

Figuras 4.5(e) e 4.5(f). Entretanto, se a rajada que chega ao n OBS em t1 pertence classe 1, ela bloqueada pelos dois mecanismos. Isso ocorre, pois nessa situao W1 igual ao nmero de comprimentos de onda ocupados pela classe 1, que por sua vez

tambm igual ao nmero total de comprimentos de onda ocupados, como mostram as

Figuras 4.5(g) e 4.5(h).

Pela Figura 4.5, nota-se que o mecanismo proposto s no bloqueia as rajadas daclasse 1 em uma situao: quando o instante de chegada destas rajada t0. No mecanismodinmico, por outro lado, as rajadas da classe 1 so bloqueadas quando uma outra rajadada classe 1 j ocupa um comprimento de onda, ou quando todos os comprimentos de ondaesto ocupados com rajadas da classe 0, situao no ilustrada no exemplo. Comparadoao mecanismo proposto, o mecanismo esttico tambm menos agressivo com a classe

1, pois sempre possui pelo menos um comprimento reservado para esta classe. Pode-se

dizer ento, que dos trs mecanismos, o mecanismo proposto o mais agressivo com

as classes menos prioritrias. Tal fato faz com que o mecanismo proposto beneficie a

classe de maior prioridade. Como o nmero de rajadas admitidas da classe 1 menor, aprobabilidade de uma rajada da classe 0 encontrar um comprimento de onda ocupado poruma rajada da classe 1 em um instante t menor. Com isso, a disputa pelos recursos da

4.3 O Modelo Analtico para Um Enlace 34

rede , na maior parte do tempo, entre as rajadas da classe 0. Portanto, a probabilidade debloqueio das rajadas da classe 0 funo, quase que exclusivamente, da carga oferecida rede pelas prprias rajadas da classe 0.

4.3 O Modelo Analtico para Um Enlace

O modelo analtico desenvolvido para o mecanismo proposto baseado no modelo de

perda de Erlang [5, 11, 12]. Para o modelo do mecanismo proposto assume-se que:

a chegada das rajadas de uma classe i a um n da rede um processo de Poissoncom taxa i;

os tempos de transmisso das rajadas, independentemente da classe a qual perten-cem, so independentes e exponencialmente distribudos com mdia 1/, onde

representa a taxa de transmisso de um comprimento de onda;

todos os comprimentos de onda possuem a mesma taxa de transmisso ;

cada rajada, independentemente da classe a qual pertence, solicita a reserva de ape-nas um comprimento de onda por enlace;

o nmero de classes de servio n.

Um enlace modelado como uma fila M/M/W/W, onde W o nmero de compri-

mentos de onda do enlace. Como mostra a Figura 4.6, cada enlace pode ser repre-

sentado por uma cadeia de Markov de parmetro contnuo. Cada estado da cadeia

representa o nmero de comprimentos de onda ocupados em um determinado instante

( = 0, 1, 2, . . . ,W ).

32

W 1)(

W1)W(

W 2)(W10 1 2

(0) (2)(1)

. . . W

Figura 4.6: O diagrama de transio de estados para o mecanismo proposto.

4.3 O Modelo Analtico para Um Enlace 35

A taxa de chegada das rajadas da classe i oferecida a um enlace, aps a aplicao domecanismo de admisso pelo n OBS i(). Esta taxa funo da ocupao do enlace.

De acordo com o critrio do mecanismo proposto, para que uma rajada da classe i sejaadmitida, o nmero de comprimentos de onda ocupados, no instante da chegada da rajada,deve ser menor do que o grau de ocupao da classe i, gi. Portanto, a taxa de chegada das

rajadas de cada classe i, aps a aplicao de critrio de admisso, dada por

i() =

i, se < gi0, se gi. (4.1)Em outras palavras, se o grau de ocupao da classe i satisfaz o critrio de admisso do

mecanismo proposto, as rajadas dessa classe so admitidas e, conseqentemente, a taxai() dada por i. Do contrrio, i() igual a zero, uma vez que as rajadas da classei so bloqueadas.

A taxa total de rajadas oferecidas a um enlace, (), dada pela soma das taxas dechegada das n classes de servio, aps a aplicao do critrio de admisso do mecanismo

proposto. Logo

() =n1i=0

i(), = 0, 1, 2, . . . ,W 1. (4.2)

A taxa () funo do nmero de comprimentos de onda ocupados, , pois a taxa de

chegada de cada classe i depende do critrio de admisso implementado pelo mecanismo

proposto, como mostra a Equao 4.1.

As equaes de balanceamento de fluxo do modelo podem ser derivadas do diagrama

de transio de estados, ilustrado na Figura 4.6. A partir da equaes de balanceamento

de fluxo, possvel calcular as probabilidades em estado estacionrio pi de cada um dos

estados da cadeia. Logo,pi0(0) = pi1

pi1((1) + ) = pi0(0) + 2pi2

pi2((2) + 2) = pi1(1) + 3pi3

pi3((3) + 3) = pi2(2) + 4pi4

.

.

.

piW1((W 1) + (W 1)) = piW2(W 2) +WpiWWpiW = piW1(W 1). (4.3)

4.4 O Modelo Analtico para Mais de Um Enlace 36

A soluo das equaes anteriores leva a

pi =1

!

1k=0

(k)pi0, = 1, 2, 3, . . . ,W (4.4)

e

pi0 =1

1 +Wj=1

1

j!j

j1k=0

(k)

. (4.5)

A partir das Equaes 4.4 e 4.5, possvel determinar a probabilidade de bloqueio

experimentada pelas rajadas pertencentes a uma classe de servio i. A probabilidade deuma rajada da classe i ser bloqueada a probabilidade da cadeia estar em um estado gi, no instante da chegada da rajada. Portanto,

Bi(i, gi,W ) =W

=gi

pi =W

=gi

1

!

1k=0

(k)

1 +Wj=1

1

j!j

j1k=0

(k)

, (4.6)

onde i a carga oferecida rede pelas rajadas da classe i, que dada por i = i/.

A partir da Equao 4.6, tambm possvel determinar a carga efetiva C, referente

s rajadas de todas as n classes de servio, em um enlace. A carga efetiva a parcela dacarga oferecida ao enlace que admitida pelo mecanismo proposto. Logo,

C =n1i=0

i.(1Bi(i, gi,W )). (4.7)

4.4 O Modelo Analtico para Mais de Um Enlace

O clculo exato da probabilidade de bloqueio em uma rede OBS um problema NP-

completo [19]. Por isso, a alternativa de usar um modelo analtico para um enlace amplamente utilizada e fornece uma boa aproximao para o comportamento da rede.

Entretanto, um fator motiva o desenvolvimento de um modelo analtico para caracterizar o

comportamento de toda a rede: a reduo da carga oferecida aos enlaces da rede conforme

as rajadas so bloqueadas.


A Figura 4.7 ilustra um exemplo de reduo da carga oferecida. No instante t0, trs

rajadas chegam ao n A e so admitidas, uma vez que os trs comprimentos de onda estolivres, como mostra a Figura 4.7(a). Em um instante t1, outras duas rajadas chegam aon A, porm so bloqueadas, pois os trs comprimentos de onda esto ocupados com as

rajadas admitidas em t0, conforme a Figura 4.7(b). Nesse ponto j houve uma reduoda carga oferecida ao n B. A Figura 4.7(b) mostra ainda que em um instante t2 as trsrajadas admitidas por A em t0 chegam ao n B. Como um dos comprimentos de onda estocupado, B s admite duas rajadas. Mais uma vez houve uma reduo da carga. Agora,como ilustra a Figura 4.7(c), somente duas das cinco rajadas que chegam ao n A entreos instantes t0 e t3 conseguem chegar ao n C.

t0

A B C

(a)t1 t2

A B C

(b)t3

A B C

(c)

Figura 4.7: Um exemplo da reduo da carga oferecida.

Nota-se neste exemplo que medida que as rajadas atravessam os enlaces da rede,a probabilidade de uma rajada ser bloqueada menor, uma vez que a carga oferecida acada enlace tambm menor. Portanto, ao considerar o efeito da carga reduzida, a pro-

babilidade de bloqueio em um enlace passa a depender da probabilidade de bloqueio de


outros enlaces da rede. Essa a idia do modelo de aproximao de ponto fixo por carga

reduzida. Tal modelo foi aplicado a uma rede OBS sem diferenciao de servios [20].Neste trabalho, a aproximao por carga reduzida utilizada para modelar o mecanismo

de controle de admisso proposto em um cenrio com mais de um enlace.

Para o modelo do mecanismo proposto, define-se que a rede possui L enlaces. Cada

enlace da rede unidirecional e possui W comprimentos de onda. Alm disso, define-

se uma rota r como um conjunto ordenado de enlaces que interligam um n origem aum n destino. O conjunto R possui todas as possveis rotas. Assume-se tambm que oroteamento da rede esttico. Considera-se ainda que:

a chegada das rajadas de uma classe i oferecidas a uma rota r um processo dePoisson com taxa r,i;

os tempos de transmisso das rajadas, independentemente da classe a qual perten-cem, so independentes e exponencialmente distribudos com mdia 1/, onde

representa a taxa de transmisso de um comprimento de onda;

todos os comprimentos de onda de todos os enlaces possuem a mesma taxa detransmisso ;

cada rajada, independentemente da classe a qual pertence, solicita a reserva de ape-nas um comprimento de onda por enlace at chegar ao seu destino ou at ser blo-

queada em um n da rede;

o nmero de classes de servio n.

Assim como na Seo 4.3, um enlace v modelado como uma fila M/M/W/W, onde

W capacidade de v em comprimentos de onda. A carga reduzida influencia somente

a taxa total de chegada das rajadas. Como mostra a Figura 4.8, cada estado da cadeiade Markov representa o nmero de comprimentos de onda ocupados em um determinado

instante ( = 0, 1, 2, . . . ,W ).

A taxa de chegada das rajadas da classe i oferecida a um enlace v, aps a aplicao domecanismo de admisso, i,v() funo do nmero de comprimentos de onda ocupados


32

W1) (v

W1)W(

W2) (vW10 1 2

(0)v (2)v (1)v

. . . W

Figura 4.8: O diagrama de estados para um enlace v com o mecanismo proposto.

em v. Se o grau de ocupao da classe i satisfaz o critrio de admisso do mecanismo

proposto, as rajadas dessa classe so admitidas. Do contrrio, as rajadas da classe i sobloqueadas. Portanto,

i,v() =

i,v, se < gi0, se gi , (4.8)onde a taxa de chegada de rajadas da classe i ao n OBS responsvel por admitir as

rajadas no enlace v, i,v, dada por

i,v =

rR,vri,r

Lu=1

(1 I(u, v, r).Bi,u(i,u, gi,W )). (4.9)

A Equao 4.9 considera o efeito da reduo de carga para determinar a taxa de che-

gada das rajadas da classe i ao enlace v. A varivel I(u, v, r) binria. Se os enlacesu, v r e o enlace u estritamente precede, no necessariamente imediatamente, o enlacev ao longo da rota r, I(u, v, r) um. Em qualquer outra situao em que u e v no satis-

faam as condies anteriores, I(u, v, r) zero. A probabilidade de bloqueio das rajadasda classe i no enlace u dada por Bi,u(i,u, gi,W ).

A taxa total de rajadas oferecidas a um enlace v, v(), dada pela soma das taxasde chegada das n classes de servio a v, aps a aplicao do critrio de admisso do

mecanismo proposto. Sendo assim,

v() =n1i=0

i,v(), = 0, 1, 2, . . . ,W 1. (4.10)

Da mesma forma como na Seo 4.3, a partir das equaes de balanceamento de

fluxo, derivadas do diagrama de transio de estados ilustrado na Figura 4.8, calcula-se

as probabilidades em estado estacionrio pi de cada um dos estados da cadeia que


representa o enlace v,

pi =1

!

1k=0

v(k)pi0, = 1, 2, 3, . . . ,W (4.11)

e

pi0 =1

1 +Wj=1

1

j!j

j1k=0

v(k)

. (4.12)

A probabilidade de uma rajada da classe i ser bloqueada em um enlace v a probabi-lidade da cadeia estar em um estado gi, no instante da chegada da rajada a v. Dessaforma, de acordo com as Equaes 4.11 e 4.12,

Bi,v(i,v, gi,W ) =W

=gi

pi =W

=gi

1

!

1k=0

v(k)

1 +Wj=1

1

j!j

j1k=0

v(k)

, (4.13)

onde i,v a carga oferecida ao enlace v pelas rajadas pertencentes classe i, que dadapor i,v = i,v/.

Considerando que o bloqueio de uma rajada um evento independente e que ocorrede um enlace para o outro ao longo de uma rota, a probabilidade de bloqueio das rajadasda classe i oferecidas a rota r dada por

Bi(r) = 1ur

(1Bi,u(i,u, gi,W )) (4.14)

e a probabilidade de bloqueio de uma rajada qualquer pertencente classe i dada por

Bi =1

i

rR

i,r.Bi(r), (4.15)

onde i =

rR i,r.

A carga efetiva da rede C, referente s rajadas de todas as n classes de servio, calculada por

C =n1i=0

i.(1Bi). (4.16)

Ao considerar a reduo de carga, a probabilidade de bloqueio experimentada pelas

rajadas de uma classe i em um enlace v influenciada por outros enlaces da rede. Por


isso, no h uma maneira exata para calcular a probabilidade de bloqueio em cada enlace.

Uma maneira eficiente para calcular a probabilidade atravs de um processo de iteraes

sucessivas. Para tanto, define-se um vetor Bi = (Bi,1, Bi,2, Bi,3, . . . , Bi,L), que representa

a probabilidade de bloqueio das rajadas da classe i em cada enlace da rede. No comeodo processo iterativo, atribui-se um valor inicial s probabilidades de bloqueio da classe

i em cada enlace para se obter o vetor B0i . Desse ponto em diante, a cada iterao m,

calcula-se a probabilidade de bloqueio da classe i de acordo com os valores resultantes da

iterao m 1. Para obter o novo vetor de p

2006031302

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