Adott: VPN topológia tervezés. Költségmodell: fix szakaszköltség VPN végpontok

Átírás

1 Hálózatok tervezése VITMM215 Maliosz Markosz Adott: VPN topológia tervezés fizikai hálózat topológiája Költségmodell: fix szakaszköltség VPN végpontok 2

2 VPN topológia tervezés VPN végpontok: A, C, K 1. megoldás: teljes szövevény Minden végpontot minden végponttal összekötünk: n 2 -tel arányos az élek száma Három alagút: A-C, C-K, A-K Teljesen összekötött Nem kell belső útválasztás: a végpontok a megfelelő alagútba küldik a forgalmat 3 VPN topológia tervezés 2. megoldás: Csillag topológia Élek száma n-nel nel arányos Az egyik végpontot is kinevezhetjük a csillag középpontjának A központban kell útválasztás! Hub 4

3 VPN topológia tervezés 3. megoldás: Steiner-fa probléma (NP-nehéz) Ha nincsenek közvetlen élek, a végpontokon kívül több köztes csomópont is részt vesz a VPN-ben Útválasztók az elágaztató csomópontoknál Heurisztikák: 1. heurisztika minimális feszítőfa meghatározása a fizikai topológián a felesleges élek eltávolítása 2. heurisztika Minden VPN végpont párra felírjuk, hogy a fizikai hálózat alapján mi a minimális költségű út közöttük Ez alapján kapunk egy teljes szövevényt Ebben meghatározzuk a minimális feszítőfát (pl. Kruskal) A min. feszítőfát visszavezetjük az eredeti hálózatra a költségek növekvő sorrendjében 5 Steiner fa 2. heurisztika példa VPN végpontok: a, c, i, k 6

4 Steiner fa 2. heurisztika példa Teljes gráfot készítünk a legrövidebb utakból: 7 Steiner fa 2. heurisztika példa A teljes gráfon meghatározzuk a minimális feszítőfát 8

5 Steiner fa 2. heurisztika példa A minimális feszítőfa visszavezetése a fizikai hálózatra 9 VPN méretezés Csővezeték (pipe) modell: topológia: teljes szövevény csövekből adott a forgalmi mátrix a pont-pont csövek kapacitásának lefoglalása Hose modell: Szolgáltatói-cső megközelítés Hose specifikus VPN specifikus 10

6 Hose modell: szolgáltatói csövek Méretezés a legrosszabb forgalmi értékre (worst case traffic value) a VPN csomópontok között (azaz t i k és t lo minimuma (k, l) csomópont párra) a k és l közötti útvonal mentén, majd ezen csövek kapacitásának összegzése minden szakaszon, ezzel megkapjuk a teljes VPN kapacitás szükségletet az adott szakaszon nem tudja kihasználni a Hose korlátok közötti relációt a legkevésbé sávszélesség takarékos megoldás nincs erőforrás megosztás Példa: VPN végpontok: A, E, G szimmetrikus, egységnyi forgalom igény minden VPN végpont pár között feltételezés: a legrövidebb utak a következők: A-C-B-E, A-C-D-G, E-F-G Teljes kapacitásigény: 3x2+3x2+2x2=16 11 Hose modell: Hose specifikus Hose paraméterek kapcsolatának kihasználása: ugyanazon forrástól induló (vagy ugyanoda érkező) több csővezetéknél nem egyszerűen összegezzük a kapacitásokat, mint az előbb, hanem az összeg és a forrás (célpont) hose paraméterének minimumát foglaljuk. forrás fák kialakítása erőforrás megosztás + explicit útvonalválasztás Példa: csak erőforrás megosztással: VPN kliens végpontok: A, E, G szimmetrikus, egységnyi forgalom igény minden VPN végpont pár között feltételezés: a legrövidebb utak a következők: A-C-B-E, A-C-D-G, E-F-G A-C szakasz kapacitás foglalása: 2x2 2x1 Teljes kapacitásigény: 15 erőforrás megosztás + explicit útvonalválasztás: útvonalak: A-C-F-E, A-C-F-G, E-F-G Teljes kapacitásigény: 12 12

7 Hose modell: VPN specifikus Minden szakaszra a legrosszabb esetben előforduló forgalom meghatározása az összes hose paraméter figyelembevételével A kapacitások meghatározása sokkal bonyolultabb (sokkal több a kényszer) erőforrás megosztás + explicit útvonalválasztás Példa: VPN kliens végpontok: A, E, G szimmetrikus, egységnyi forgalom igény minden VPN végpont pár között explicit útvonalválasztás : útvonalak: A-C-F-E, A-C-F-G, E-F-G Teljes kapacitásigény: 8 13 Tervezési módszerek áttekintése Topológia Fa: Minimális költségű feszítőfa: Kruskal, Prim algoritmusa Minimális költségű útvonalak meghatározott gyökérből: Dijkstra algoritmusa Gyűrű Minimális költségű gyűrű = TSP: ILP, heurisztika VPN virtuális topológia: teljes szövevény csillag Steiner fa: 2 heurisztika Forgalom menedzsment Folyamproblémák Legrövidebb út: LP, Dijkstra algoritmusa Minimális költségű egytermékes folyam: LP Minimális költségű többtermékes folyam: elágazó folyamok: LP nem elágazó folyamok: ILP Heurisztikák, pl. szimulált foglalás Együttes topológia tervezés és útvonal meghatározása Lineárisan szeparálható költség: ILP, Minoux mohó algoritmusa 14