Skálázható minőségbiztosítási megoldások IP hálózatok és szolgáltatások számára

Skálázható mnőségbztosítás megoldások IP hálózatok és szolgáltatások számára Smon Csaba Vllamosmérnök Tézsfüzet Informatka Tudományok Doktor Iskola Vllamosmérnök és Informatka Kar Budapest Műszak és Gazdaságtudomány Egyetem Témavezető: Dr. Tamás Henk Távközlés és Médanformatka Tanszék Vllamosmérnök és Informatka Kar Budapest Műszak és Gazdaságtudomány Egyetem Budapest 2011. október

1. Bevezető A távközlés parnak folyamatosan skerült asszmlálna az új technológákat. A kora távíró hálózatoktól kezdve az parág fejlődése során a felhasználók folyamatosan gazdagabb és változatosabb szolgáltatásokat érhetnek el. Az elmúlt évtzedben újabb khívások érték a távközlés part, ugyans a dgtáls távközlés rendszereket ntegrálna kellett az eredetleg a számítógép hálózatok számára kdolgozott technológákkal. Ez a folyamat a hálózatok ntegrácójához vezetett, melynek során a jövő nfokommunkácós hálózatanak alapjául szolgáló Internet Protokoll (IP) vált a közös platformmá. Az IP technológa vonzereje a felhasználók számára nyújtandó szolgáltatások rugalmas kalakíthatóságában rejlk, am kulcsfontosságú a pac versenyelőny megőrzése szempontjából. Ezen szolgáltatások skerét pedg jelentősen befolyásolja a felhasználók által észlelet szolgáltatásmnőség. Annak ellenére, hogy az árazás és a marketng különösen fontossá vált a távközlés pac versenyképességének fenntartásában, vannak még olyan nytott technológa kérdések s, amelyek hatékony megoldása a szolgáltatók számára tovább előnyt jelenthet. A fent khívásokra adott legelterjedtebb válaszok az Integrált Szolgáltatások (IntServ [1]) és a Dfferencált Szolgáltatások (DffServ [2]). Az utóbb jobban skálázható a rendszerben levő folyamok számával, ennek egyk változata pedg az arányos szolgáltatás (proportonal servce [5][6]). Az arányos szolgáltatások előnye a csomópont szntű (ugrásonként) előre meghatározhatósága. Ugyanakkor a szolgáltatók hálózat sznten nyújtják szolgáltatásakat, ematt azt hálózat sznten kell meghatározn. A későbbekben, a 4.1 alfejezetben fogom részletesen taglaln ezt a kérdéskört. Az nfokommunkácós hálózatok globáls méretűvé válása, valamnt a gazdag szolgáltatások azt eredményezk, hogy a klasszkus hálózatmenedzsment elér a skálázhatóság korlátat. A hagyományos hálózatmenedzsment megoldásokban a menedzsment sík központosított módszereket használ [7][8] széleskörű feladatok ellátására, amnt azt a távközlés menedzsment rendszer (TMN) CAPS (Hba, Konfgurácó, Számlázás, Teljesítmény, Bztonság) struktúrája megadja [9]. Annak érdekében, hogy képes legyen megfeleln a jövő hálózata khívásanak [10], a hálózatmenedzsment rendszerek túl kell lépjenek a klasszkus paradgmákon és dnamkusnak, önszervezőknek kell lennük, valamnt hálózat sznten együtt kell működnük [11]. Ezt a kérdéskört részletesen a 4.2 alfejezetben fogom tárgyaln. Dsszertácóm az IP alapú nfokommunkácós rendszerek különböző aspektusaval foglalkozk, különös tekntettel az archtektúrák skálázhatóság kérdésere. Eredményemet két alfejezetben mutatom be és mndkét alfejezet elején rövden áttekntem a kutatásom hátterét. Az első alfejezetben egy új, skálázható szolgáltatás mnőség (Qualty of Servce - QoS) keretrendszerre teszek javaslatot, mvel a QoS szerepe különösen fontos az új multméda (pl. műsorszóró) szolgáltatások esetében. Ugyanakkor ezeknek a szolgáltatásoknak a megvalósításához szükség van egy skálázható hálózatmenedzsment keretrendszerre, mely támogatja az ehhez hasonló rugalmas, mndenhol jelenlevő hálózatokat és szolgáltatásokat, amre az eredményemet bemutató fejezet másodk részében teszek javaslatot. 2

2. Célktűzések Dsszertácóm fő célktűzése, hogy lehetővé tegye a mndenhol jelenlevő (ubqutous), IP-alapú, szolgáltatás-orentált nfokommunkácós hálózatokat. A vlágméretű, közös, ntegrált archtektúra méretgazdaságosságból származó előnyök, valamnt az azon nyújtott testreszabott szolgáltatások gazdaság és társadalm hasznot hoznának az érntetteknek. A létező technológák már most megoldást kínálnak egy lyen archtektúra egy-egy részfeladatára, de ezeket az építőelemeket nem lehet egy puzzle részeként egységbe olvasztan. A fő nehézséget nem a hányzó nterfészek jelentk, hanem az építőelemek skálázhatóság korláta és/vagy az a probléma, hogy ezek kombnácója nem ad egy teljesen előre leírható vselkedésű rendszert. A dsszertácó célja, hogy a fent témakör két aspektusára adjon megoldást. Az első célktűzés, hogy egy hálózat szntű mnőségbztosítás feladatra adjak egy előre meghatározható és skálázható megoldást. Annak érdekében, hogy a felhasználó gényeknek megfelelő globáls hálózat épülhessen k annak előre meghatározható QoS-t kell nyújtana az alkalmazások számára. Javasoltam egy olyan hálózatszntű arányos szolgáltatást, amely bztosítja, hogy két különböző szolgáltatás osztályba sorolt folyam által érzékelt szolgáltatás mnőségek (QoS) aránya ugyanaz marad, függetlenül a változó hálózat feltételektől. Ez a megoldás különbözk az általánosan elterjedt ugrásonként vselkedésre (Per Hop Behavor - PHB) alapozó megoldásoktól. Több algortmust javasoltam, amelyek képesek az általam javasolt arányos szolgáltatás betartatására és szmulácós módszerrel valdáltam az algormusokat. Egy magasabb színvonalú szolgáltatás osztályt választó felhasználó bztos lehet abban, hogy jobb kszolgálást kap, mnt az, ak egy alacsonyabb színvonalút választ, valamnt azt s tudn fogja, hogy mennyvel kap jobb kszolgálást. A másodk célktűzés, hogy hálózatmenedzsment megoldást nyújtsak önszerveződő hálózatok dnamkus együttműködésére. A nagyméretű, heterogén, globáls és dnamkus hálózatok menedzsmentjét nem lehet az eddg megszokott, központosított módon megoldan ugyans az rosszul skálázódk. A jelenleg elterjedt megoldásokban felhasználó vagy operátor beavatkozás szükséges ahhoz, hogy a kontextustól (pl. gény, környezet, preferencák) függően kapcsolja össze és szervezze a hálózatokat vagy szolgáltatásokat. Javasoltam egy herarchkus peer-topeer átfedőt (overlay), amely képes a hely kölcsönhatásokat elrejten ezáltal bztosítva a teljes rendszer skálázhatóságát. Új hálózatok-közt kompozícónak (composton) nevezett műveleteket javasoltam a különálló átfedők közt, amely a hálózatok összekapcsolását és szervezését modellez. Ennek alapján, a hálózatok és/vagy eszközök onlne egyeztetése segítségével, automatkusan meg tudom oldan a hálózat kölcsönhatások szervezését. A fent célktűzések megvalósítása esetén lehetővé válk egy vlágméretű, potencálsan mobl, mndenhol jelenlévő IP alapú, szolgáltatás-orentált hálózat létrehozása. 3

3. Módszertan Matematka modellezés Gráfelmélet eszközöket használtam egy új peer-to-peer (P2P) átfedő modell megadására és azon új műveletek bevezetésére, amelyekkel jellemző hálózatmenedzsment műveleteket modelleztem. Analtkusan levezettem egy új QoS szolgáltatás típus mnőségbztosítás paraméterenek értéket. Szmulácók A széles körben használt ns2 csomagszntű szmulácós eszközt használtam a javasolt QoS szolgáltatás típusok tulajdonságanak modellezésére és vzsgálatára. Erre a szmulácós modellre alapozva elemeztem a javasolt algortmusam helyességét és teljesítményét. Megterveztem és megvalósítottam egy szmulátort, amely segítéségével modelleztem a herarchkus P2P átfedő struktúrát, valamnt valdáltam és elemeztem a javasolt algortmusam működését. Prototípus megvalósítás és mérések Prototípus megvalósítás segítségével vzsgáltam a P2P átfedő modell megvalósíthatóságát. 4. Új eredmények 4.1 Arányos szolgáltatások Az elmúlt évtzedben két fontosabb megoldás született az IP hálózatok mnőség szolgáltatására (QoS), mégpedg az Integrált Szolgáltatások [1] és a Dfferencált Szolgáltatások (DffServ) [2]. Ezek közül a jobban skálázható DffServ a forgalom ugrásonként formázására (per hop shapng) alapszk. A csomópontok egymástól függetlenül vezérlk a folyamokat a hálózat állapotának és/vagy a folyamok más csomópontokban elszenvedett korlátozásanak smerete nélkül. Az előnye mellet a DffServnek az egyk legnagyobb hátránya, hogy statkusan allokálja a sorbanállás paramétereket. Mnden folyam osztálynak megállapít egy előre kszámolt súlyozást, amelyet a maghálózat útválasztók használnak. Ebben az esetben előfordulhat, hogy a szolgáltatás osztályok forgalm terhelése úgy változk meg, hogy a jobb osztályba sorolt folyam rosszabb kszolgálást kap, mnt az alacsonyabb osztályé. Erre a problémára egy lehetséges megoldás az arányos szolgáltatás dfferencálás [3], ahol az osztály jobb (de legalábbs nem rosszabb) kszolgálást kap, mnt az -1 osztály. Az abszolút szolgáltatás garancáktól eltérően, az arányos szolgáltatás modell a szolgáltatás osztály adott teljesítmény paraméteret előre meghatározott módon távoltartja egymástól [3][4]. 1.1 defnícó Vegyük m különböző szolgáltatás osztály dfferencálását, és jelöljük q -vel az QoS osztályban mért QoS paramétert. Az arányos szolgáltatás (Proportonal Servce - PropServ) szolgáltatás osztálypáronként a következő vszonyt határozza meg: q c =, j = 1,2,,m (1) q j c j 4

ahol c 1 < c 2 < <c m az általánosított mnőség dfferencáló paraméterek (qualty dfferentaton parameters - QDP). A relatív dfferencálás esetében a QoS paraméterek egymáshoz vszonyulnak, és függenek a hálózat terhelésétől. A szakrodalomban kmutatták, hogy a klasszkus DffServ dszcplínák esetében és amennyben a magasabb színvonalú osztályok túlterheltebbek az alacsonyabbakénál, előfordulhat, hogy a magasabb színvonalú osztályba sorolt folyamok rosszabb kszolgálást kapnak, mnt az alacsonyabb színvonalú osztály folyama [3][4]. Az arányos szolgáltatás előnye, hogy a QoS dfferencálás előre meghatározható, míg a klasszkus DffServ esetén a fent észrevétel alapján ezt nem mndg lehet megadn. Az arányos szolgáltatások esetében mnden osztály által nyújtott szolgáltatás mnősége változk a terheléssel, ellenben az arányak azonosak maranak (a QDP által meghatározott módon). Egyúttal az osztályok közt (mnőségbel) rangsor s egyértelmű és előre meghatározott. Ilyen értelemben a mnőség osztályok alkalmazkodnak a hálózat terheléshez és nncs hívásengedélyezés (Call Admsson Control CAC), sem erőforrás foglalás mechanzmus. A felhasználónak vagy az alkalmazásnak kell eldöntene, hogy az elvárásak, költség- és egyéb korlátok alapján a legmegfelelőbb osztályt válasszák k. A fent előnye ellenére, az arányos szolgáltatásokra tett javaslatok az ugrásonként (PHB) megvalósításokra fókuszálnak, azaz a dfferencálás csomópontonként alkalmazzák, mközben a felhasználó a szolgáltatás mnőségét végponttól-végpontg, a szolgáltató pedg hálózat tartományának szntjén értelmez [5][6][12]. Bonyolult montorng és ütemezés megoldások szükségesek ahhoz, hogy a PHB megoldásokra alapozott tartomány vagy végponttól-végpontg tartó PropServ szolgáltatást bztosítsanak [13]. Más megoldások a PropServ modellt egyén folyamok szntjén értelmezk, ezek a megoldások ellenben nem rendelkeznek a DffServ által használt aggregált folyamokra épülő modelljének a skálázhatóság tulajdonságaval. Az IP hálózatokkal szemben általános elvárás, hogy a skálázhatóság bztosítása érdekében az komplex algortmkusokat a hálózat be- és klépés pontjaba kell telepíten [15]. A fentebb smertett okok matt az első tézscsoportban egy új arányos szolgáltatás modellt javasoltam, amely hálózat sznten működk, valamnt egy olyan hálózat archtektúrát, amely betartja a javasolt modellt. 1. Tézscsoport [J1][J2][C1][C2][C3] Egy olyan IP alapú hálózat modellt javasoltam, amely a szolgáltatás osztályok folyama számára hálózat sznten nyújt arányos dfferencálást. A korább ugrásonként (per-hop) modellekkel szemben én egy új arányos dfferencálás modellt javasoltam, amely hálózat sznten bztosítja a dfferencálást. Egy olyan hálózat archtektúrát javasoltam, amely képes ezt az arányos dfferencálást bztosítan. Analtkusan levezettem a rendszer paraméteret és két algortmust adtam meg, amely betartatja a hálózatszntű arányos szolgáltatás modellt, úgy egy elosztott, mnt központosított módon. A javasolt modell a DffServ arányos szolgáltatás PHB kterjesztése, ennek megfelelően a folyamokat aggregált sznten kezel. Az folyamokra vonatkozó kfejezések tsztázása érdekében bevezetem az alább defnícót. 1.2 defnícó Mkrofolyamnak nevezem azokat az IP csomag-folyamokat, amelyek ugyanazokat a bemenet- és kmenet hálózat pontokat (útválasztók), valamnt ugyanazt az útvonalat használják és ugyanahhoz a kommunkácós vszonyhoz (sesson) tartoznak. 5

Ugyanazon az útvonalon, ugyanazon be- és kmenet hálózat pontok és ugyanahhoz a szolgáltatás osztályhoz tartozó folyamokat makrofolyamnak nevezem. Megjegyzem, hogy ugyanazon az (x) útvonalon sok mkrofolyam van, és mndegyk mkrofolyam egy makrofolyamhoz tartozk (lásd az 1.1 ábrát). Ugyanazon útvonalon legfennebb m makrofolyam van és mndegyk egy külön QoS osztályhoz tartozk. Egy makrofolyamot -vel jelölöm. Amennyben külön nem részletezem, a folyam kfejezést egy makrofolyamra fogom használn. (x) n (x) (x) out 1.1 Ábra. Makrofolyamok sávszélessége a k- és bemenet hálózat pontoknál (baloldalon) és mkro- és makrofolyamok (jobboldalon) A hálózatszntű arányos szolgáltatásokat a goodput (átvtel arány) szolgáltatás metrkára határoztam meg. Mvel a szakrodalomban több, enyhén különböző meghatározást smer a goodputra, megadom azt a defnícót, amelyet a továbbakban használn fogok. 1.3 defnícó Adott mnőségbztosítás osztály átvtel arányát (goodput), azaz a hálózatszntű arányos szolgáltatás mnőségbztosítás parméterét G -vel jelölöm és az alábbak szernt határozom meg q G = out n =, = 1,2,,m, (2) ahol n az folyam belépés pontnál felajánlott forgalma, azaz az a bemenet sávszélessége, am a hálózat belépés pontjánál jelentkezk. Hasonlóan, out az folyam klépés pont után mért sávszélessége. A folyam útvonalát az (x) felső ndexben jelölöm (lásd az 1.1 ábra baloldalát). Egy hálózat összes (x) útvonalának halmazát P-vel jelölöm. Ez a defnícó úgy a reszponzív, mnt a non-reszponzív folyamakra alkalmazható. A szakrodalom több alternatívát ad az IP folyamok osztályozására aszernt, hogy mként válaszolnak a hálózat torlódásra. A két legnkább elterjedt megoldás szernt reszponzív és non-reszponzív folyamnak [16] vagy streamng és elasztkus forgalomnak [17] nevez azokat. Én az alább defnícóban megadott elnevezést fogom használn. Megjegyzem, hogy annak ellenére, hogy az IP fejléc alapján elméletleg el lehet dönten hogy egy adott folyam reszponzív vagy non-reszponzív, a gyakorlatban a vszony réteg fejlécet (pl. TCP vagy UDP) s meg szokták vzsgáln ennek eldöntésére. 1.4 defnícó Egy olyan folyamot, amely torlódásvezérlés mechanzmust haznál, azaz a csomagküldés rátáját módosíthatja a hálózatban észlelt torlódás események hatására, reszponzív folyamnak nevezem. Non-reszponzív folyamnak nevezem azt a folyamot, amely nem használ torlódásvezérlés mechanzmust. Egy non-reszponzív (pl. UDP) folyam esetén n az egységny dő alatt a hálózat belépés pontjához érkezett bájtok száma. Egy reszponzív (pl. TCP) folyam esetében az n értekmezése nem lyen egyszerű, és azt az 1.5 tézsemben adom meg. 6 mcro flow 1...... m macro flow path (x) 1...... m

1.1 Tézs (Hálózatszntű arányos szolgáltatás modell és archtektúra) [J1][C1] Egy olyan hálózat archtektúrát javasoltam, amely arányos dfferencálást bztosít egy admnsztratív hálózat tartomány folyama számára, amt hálózatszntű arányos szolgáltatásnak hívtam. Megadtam ennek a hálózat archtektúrának a hálózat elemet, azok funkconáls leírását és azok közt kölcsönhatásokat. A hálózatszntű arányos szolgáltatás egy, a hálózat mnden folyamára alkalmazott QoS dfferencálás modell, amely rendelkezk az alább tulajdonságokkal. Adot osztály ugyanazt a szolgáltatás dfferencálást kapja az egész hálózatban, azaz az osztály szntű QDPk hálózat sznten vannak meghatározva (c ugyanaz mnden osztályú folyamnak, függetlenül a hálózat melyk útvonalán található) Ez a szolgáltatás a folyamok goodput-jára (arányos átvtel) van meghatározva, q q j G = G ( k ) ( k ) j = ( k ) out ( k ) n ( k ) j, out ( k ) j, n 7 c = c mnden j = 1,2,,m osztályra és az összes (k) útvonalra. Nncs hívásengedélyezés folyamat (Call Admsson Control) mnden mkrofolyam beléphet a hálózatba és a QoS osztályának megfelelő kszolgálást kap A javasolt szolgáltatás érvényesítése (enforcement) egyszer történk az útvonal alatt, azaz a QoS formázás (shapng, polcng) a hálózat belépés pontnál történk A javasolt hálózat archtekúrában egy adott színvonalú osztály folyamának az adatvesztés aránya nem rosszabb az alacsonyabb színvonalú osztály folyamaénál. Egy adott osztály folyamának teljes hálózatszntű csomagkésleltetése (amely magába foglalja a terjedés sorbanállás és feldolgozás késleltetéseket s) nem rosszabb az alacsonyabb színvonalú mnőség osztály folyamaénál (azaz ha d -vel jelölöm az osztály teljes késleltetését, akkor d j d, amennyben j< j=1, m). eltételezve egy algortmust, amely megadja a hálózatszntű arányos szolgáltatás paraméteret (lásd a (3) egyenletet), a hálózat archtektúra a tovább tulajdonságokkal s rendelkezk: képes a folyamokat az útvonalakon belül, a mnőség osztályok szernt dfferencáln (osztályozn). képes a szolgáltatás paraméteret kszámító algortmusok számára nput paraméterként a folyamokat alkotó mkrofolyamok számát, a folyamok sávszélességét, útvonalát, a hálózat lnkkapactásoat, adott lnkeket használó folyamok azonosíót megadn. képes az algortmus kmeneteként kszámolt sávszélesség értékeket a belépés ponton a folyamok által betartatn j (3)

képes a különböző QoS osztályú folyamokat külön kezeln képes úgy a (tartomány sznten) központosított és elosztott algortmusokat támogatn Network doman (x) 1,n (x) n (x) m,n path (x) (x) 1,out (x) out (x) m,out path (y) (y) 1,n (y) n (y) m,n (y) 1,out (y) out (y) m,out common lnk 1.2 Ábra. Arányos szolgáltatás modell egy hálózat tartományban Az új modell/megközelítés a folyamok goddput-jára (átvtel arányára) alapozott hálózatszntű arányos szolgáltatást javasol. Az általános hálózat modellt, egy adott hálózat tartomány (network doman) felett, az 1.2 ábra szemléltet. Az azonos belépés és klépés pontokat, azonos útvonalat használó mkrofolyamok aggregálva (nyalábolva) vannak. Mnden a belépés és b belépés pont közt útvonalon m különböző osztályba sorolt folyam van, ( (x) ). Mnden folyamnak a felajánlott (belépés pontnál mért) sávszélességét n -vel, az elért (klépés pont után mért) sávszélességét pedg out tal jelöljük. Az 1.2 ábrán két, (x) és (y) útvonalat (path) s ábrázoltam. Annak ellenére, hogy a két útvonalnak van közös szakasza (common lnk), az osztályonként dfferencálás útvonalsznten történk, a (3) egyenlet ugyanzon útvonalon átmenő, de különböző osztályba sorolt folyamok közt vszonyokat határozza meg. Mvel az általam javasolt arányos szolgáltatás modell hálózat sznten egységes QDPket használ (azaz adott mnőség osztály QDP-je útvonalfüggetlen), a jelölés tovább egyszerűsíthető, az alábbak szernt. 1.5 defnícó A javasolt arányos szolgáltatás modellben a QDP-ket α j paraméter segítségével s meg lehet adn a következőképpen: G G ( k ) ( k ) j ( k ) out ( k ), n c = = = α ( k ) j, j, out c j α j >1 f >j, j = 1,2,,m, k = 1,2,, N, (4) ( k ) j, n ahol c és c j a hálózatszntű arányos mnőségdfferencáló paraméterek. A jelölés tovább egyszerűsíthető: α = α m, = 1,2,,m. Vegyük észre, hogy 8

c c m m, α j = = = = c c j j 1 c c m 1 α α m, j α j, α > 1 for = 1,2,,m-1 and α m =1 (5) α A legjobb mnőségű (m) osztálynak és mnden másk QoS osztály vszonyában ez az egyenlet azt fejez k hogy a goodput (átvtel arány) a legjobb (m) osztályban α -szer nagyobb, mnt az osztályé. Az újdonsága ennek a javaslatnak abban áll, hogy, a PHB alapú javaslatokkal ellentétben, egy teljes hálózat tartomány felett bztosítja az arányos dfferencálást, nem csak egy ugrás felett. Ematt a felhasználó számára a szolgáltatás egyértelműen meghatározható, nem az útvonal során elszenvedett forgalomkezelés valamlyen kombnácója. Ugyans egy ugrásonként művelet-sorozat hatását előre kszámoln nem egy trváls feladat. Továbbá, a folyam vselkedését a felhasználó számára jobban le lehet írn mvel csak egy, az egész hálózatra érvényes paramétert kell megadn. A hálózatszntű arányos szolgáltatást, az üzemeltető döntése alapján, két módon lehet megvalósítan. Annak ellenére, hogy mndkét esetben ugyanazokat az elveket követk, a hálózat elemek szntjén a két alternatíva különbözk egymástól. A hálózat szélén levő útválasztóknak ktüntetett szerepük van. A be- és klépés pontokon telepített útválasztóknak (ngress router, egress router) különböző szerepük van, de a gyakorlatban ezeket egy berendezésben, együtt s telepíten lehet (és várhatóan együtt s lesznek telepítve). A mag útválasztók (core router) csak az aggregált folyamokról kell nformácót tárolnuk, ematt a javaslatom megfelel a magállapot-nélkül archtektúra (core-stateless archtecture [18]) követelményenek. A központosított hálózatszntű arányos szolgáltatást megvalósító hálózat elrendezést szemléltet az 1.3 ábra. Ebben az esetben javasoltam egy új hálózat elemet, a központ brókert (Central Broker). A DffServ hálózatokkal foglalkozó munkákban már bevezették a sávszélesség brókert (Bandwdth Broker), amely a hálózatszntű forgalommenedzsment (traffc engneerng) feladatokat old meg [19][20][21]. Traffc flow Path dscovery Edge flow report Core flow report Ingress shapng command Ingress Central Broker Egress Ingress Core Core Core Core Egress Ingress 1.3 Ábra. A hálózatszntű arányos szolgáltatás archtekturáls eleme (központosított verzó) 9

Az ábra bemutatja az adatfolyam (traffc flow) útját a hálózatban, valamnt a hálózat szél és mag útválasztók jelzés forgalmát (edge flow report, core flow report) s. Az útvonalfelderítés (path dscovery) a belépés ponttól kell ndulna, és ugyanoda érkezk az algortmus eredményeként a forgalmat formázó parancs (ngress shapng command) s. Az elosztott hálózatszntű arányos szolgáltatást megvalósító hálózat elrendezést az 1.4 ábra szemléltet. Az elosztott megoldást megvalósító hálózat elemek egyszerűbbek, mert nncs szükség a központosított brókerre. Ugyanakkor a központosított bróker funkcót a hálózat útválasztó között osztottam szét. A jelzés üzenetek a folyamok útvonalan haladnak (path and bottleneck dscovery, bottleneck capacty report), de nncs szükség a központosított elemmel való kommunkácóra. Traffc flow Path and bottleneck dscovery Bottleneck capacty report Ingress Egress Ingress Core Core Core Core Egress Ingress 1.4 Ábra. A hálózatszntű arányos szolgáltatás archtekturáls eleme (elosztott verzó) Egy torlódást elszenvedő klasszkus IP hálózatban a folyamok csomagvesztést és változó késleltetést szenvednek el a belső (mag) útválasztókban, am a kmenet pontokon egy alacsonyabb sávszélességet eredményez. Ez a sávszélesség komplex folyamok közt kölcsönhatások eredményeképpen alakul k ematt nehéz előre meghatározn annak értékét. Ugyanakkor, egy hálózatszntű arányos szolgáltatást megvalósító hálózatban ez a sávszélesség csak a forgalm mátrx (a belépés pontnál felajánlott forgalom értéke), a QDPk és a hálózat topológától függ, a (3) egyenlet által meghatározott módon. Amennyben ez a sávszélesség analtkusan, a fent paraméterek alapján előre kszámítható, különböző algortmusokat lehet javasoln hogy a felesleges forgalm többlet már a belépés pontban kszűrhető legyen, am csökkentené a maghálózat terhelést. 1.2 Tézs (Sávszélesség, késleltetés és adatvesztés arány a hálózatszntű arányos szolgáltatás modellben) [C1][C2] Megadtam az arányos szolgáltatás modellben egy ( ) szűk keresztmetszetű lnken áthaladó folyam sávszélességét ( z out ), ahol µ l a b sávszélessége az l b szűk keresztmetszetű lnknek. n 10

( z) out = ( y): l ( y) b ( µ l b n ( z) n m j= 1 Megmutattam, hogy amennyben mndegyk osztály forgalmának ugyanolyan sztochasztkus tulajdonsága van, a javasolt archtektúrában egy adott osztály adatvesztés aránya ksebb vagy legfennebb ugyanakkora lesz, mnt akármlyen más, annál alacsonyabb mnőségű osztályban. Megmutattam, hogy amennyben mndegyk osztály forgalmának ugyanolyan sztochasztkus tulajdonsága van, a javasolt archtektúrában egy adott osztály adatkésleltetése ksebb vagy legfennebb ugyanakkora lesz, mnt akármlyen más, annál alacsonyabb mnőségű osztályban. A következőkben smertetm az 1.2 Tézsben megadott (6) egyenlet levezetéséhez használt főbb lépéseket. Adva van egy hálózatszntű arányos szolgáltatást (amnt azt az 1.2 ábra s mutatja); a (3) egyenletet felírtam mnden olyan útvonalra, amely áthalad a hálózat legszűkebb keresztmetszetű l b lnkjén: 11 α j, j, n n ( z) ( z) ( z) j, out, out = α j, n ( z), j = 1,2,,m és ( z) : l ( z) b j, n ) (6) (7) A fent egyenletrendszer egyenlete ellenben nem teljesen függetlenek, mnden egyes útvonalra csak m-1 független egyenletet tartalmaz. Másrészől, mvel szűk az l b keresztmetszet, érvényes az alább összefüggés: ( z): l ( z) = 1 b m = µ ( z) out l (8) Amennyben R-el jelölöm az össze l b lnket tartalmazó útvonalak számát: R = ( z) : l ( z) b, akkor az R(m-1) + 1 független egyenlethez Rm smeretlen tartozk és az egyenletrendszert nem lehet megoldan. Vegyük észre, hogy a (3) egyenlet ugyanazon útvonalon haladó folyamok közt vszonyt határozza meg. Ugyanakkor nem határozza meg, hogy ugyanabból a szolgáltatás osztályba tartozó két vagy több folyam mlyen vszonyban van egymással. Természetes elvárás, hogy ugyanannak a szolgáltatásnak a folyama hasonló módon osztozzanak a közös erőforrásokból, azaz ne dfferencáljunk azonos osztálybel folyamok közt. Ezt az elvárást a méltányosság feltétellel (farness crteron) írtam le. 1.6 defnícó (méltányosság feltétel) Amennyben az ugyanahhoz az szolgáltatás mnőség osztályhoz tartozó, de külön (z) és (y) útvonalakon levő folyamok számára ugyanaz az l b lnk a szűk keresztmetszet, akkor ugyanakkora a goodputjuk (átvtel arányuk): ( z) out ( z) n =, ( z) : l ( z), ( y) : l ( y), = 1,..., m b b ( y) out ( y) n b (9) (Megjegyzem, hogy ez a feltétel akkor méltányos, amkor az egész hálózat tartományra alkalmazom és ugyanazt a c QDP-t határozom meg az összes mnőségű osztályú folyamra)

A jelölés egyszerűsítése érdekében sorbaállítottam az l b szűk keresztmetesztű lnken áthaladó R útvonalat, azaz most már (1), (2),, (R) útvonal van. Továbbá, a (z-1) útvonal z=1 esetében megegyezk az (R) útvonallal. A (9) egyenlet átrendezésével ekkor:, ( z) : l ( z) ( z) ( z) ( z 1) n out =, out ( z 1), n (10) Ennek alapján összesen R-1 független egyenletet lehet felírn. Így összesen most már R(m-1) + 1 + R-1 = Rm független egyenletet lehet felírn és Rm smeretlen van? ( z) { } =1,...,m, ( z) : l ( z). Ezt az egyenletrendszert megoldva kaptam a (6) képletet. out b Amennyben a mnőség dfferencálás paramétereket adatvesztés arányra (loss rate) vagy késleltetésre (delay) akarom értelmezn akkor azt célszerű az adatvesztés arány vagy késleltetés nverzeként megadn. Ennek azért van értelme, mert így, hasonlóan az eddg tárgyalt goodput (átvtel arány) esethez, a magasabb színvonalú osztálynak továbbra s nagyobb lesz a QDP-je. Ennek a gondolatmenetnek az alapján vezetem be az alább defnícót. 1.7 defnícó A QoS paraméter az adatvesztés arány esetében q = 1/ l, ahol l az folyam belépés ponttól klépés pontg észlelelt adatvesztés aránya. Hasonlóan, a készleltetés esetén q = 1/ d, ahol d az folyam belépés ponttól klépés pontg észlelt késleltetése. Az 1.5 defnícóhoz hasonlóan egyszerűsíten lehet az adatvesztés arány QDP-jének jelölését. q l m = = q l 1 b β (11) A (3) egyenletből kndulva és tudva azt, hogy az QoS osztály adatvesztés aránya az (x) útvonalon l Kmutattam, hogy a β (x) QDP értéke: n out, n = (12) Gm 1 ( z) α β = (13) 1 G m Emlékezzünk, hogy a 1.3 defnícó alapján útvonalon. Mvel G m < 1, α >1, következk hogy Ez azt s jelent hogy α > α j, azaz G m α < G m α G m α j G m a legjobb QoS osztály goodputja az (x) Gm 1 α < G m, és végül: β = > 1 1 G, és végül: β > β P. j m 12

A fent gonodolatmenet alapján, egy, a goodput alapú QDPk szernt magasabb színvonalú osztály folyama által elszenvedett adatvesztés arány ksebb lesz bármelyk alacsonyabb színvonalú osztály folyamánál. A továbbakban összefoglalom az 1.2 Tézs késleltetésre vonatkozó állításának bzonyításának gondolatmenetét s. Megmutattam, hogy amennyben mndegyk QoS osztály forgalomának ugyanolyan sztochasztkus tulajdonsága van, a javasolt archtektúrában egy adott QoS osztály adatvesztés aránya ksebb vagy legfennebb ugyanakkora lesz, mnt akármlyen más, annál alacsonyabb színvonalú osztályban. Ellentétben a goodput (átvtel arány) és az adatvesztés arány alapú dfferencálással, a késleltetés alapú dfferencálás a belépés pontokbel sorok terhelésétől s függ. Abból ndultam k hogy a hálózatszntű arányos szolgáltatás hálózat archtektúrájában a mag útválasztók sorhossza alacsonyak, ugyans ezek a sorok csak a rövdtávű börsztök hatását kell kvédenük. Ematt a hálózaton belül késleltetés (a sorbanállás és feldolgozás késleltetés) ugyanaz. d d = d + d ngress core core ( d lnk + d queue + d proces sn g ) l ( x) = d ngress A késleltetésbel különbség a belépés pontban (ngress) elszenvedett sorbanállás késleltetésből származk. Ugyanakkor a belépés pontokban alkalmazott osztályalapú sorbanállás (class based queung - CBQ) bztosítja, hogy a sorok terhelése a jobb osztályban alacsonyabb, mnt az alacsonyabb osztálybeleké. Ennek következtében a késleltetés alapú QDPk esetében: (14) q m q 2 q 1 (15) ahol az egyenlőség akkor áll fenn, ha a belépés pontokban (ngress router) a sorok üresek. 1.3 Tézs (Elosztott Algortmus) [C1] Javasoltam egy elosztott algortmust, amely a belépés ponton úgy formázza a forgalmat, hogy a folyamok a hálózatszntű arányos szolgáltatásnak megfelelő tulajdonsággal rendelkezzenek. Az algortmus folyamatábráját az 1.5 ábrán smertetem. Az algortmus mnden egyes belépés pontban levő útválasztó esetében nylvántartja a szűk keresztmetszetet azokon az útvonalakon, amelyek abból a belépés pontból ndulnak. Azután a (6) egyenlet alapján meghatározza a sávszélességét mnden egyes folyamnak, amely átmegy azon a szűk keresztmetszetű lnken. Részletes szmulácós vzsgálatokkal kmutattam, hogy ha ezt az algortmust a hálózat belépés pontjaban, elosztott módon alkalmazom, akkor az betartatja a folyamokkal a (3) egyenletben meghatározott arányos dfferencálást. 13

trgger Munkaváltozók ncalzálása: Legyen l b (szűk keresztmetszetű lnk) az útvonal első lnkje (x) Legyen s b az (x) útvonal legalacsonyabb osztályának (=1) felajánlott forgalma Az l j lnk legalacsonyabb osztály (=1) s formázott gényének kszámítása Legyen l j jelenleg lnk a az (x) útvonal következő lnkje Igen s<s b Nem Legyen s b egyenlő a most kszámolt s értékével Legyen l b egyenlő az l j jelenleg lnkkel Nem l j az (x) útvonal utolsó lnkje? Igen Az l b szűk keresztmetszetű lnk kválasztása A folyamok s (y) részesedésének kszámítása mnden osztályra (=1,..,m) és mnden l b lnken áthaladó folyamra Mnden l b lnken áthaladó folyam belépés pontok formázó mechanzmusanak beállítása az s (x) értékre stop 1.5 Ábra. Az elosztott algortmus folyamatábrája Az algortmust ndító esemény (trgger) egy változás a felajánlott forgalomban (a belépés pont mérés egysége által meghíva), ekkor a szűk keresztmetszet kapactásának értéke a felajánlott forgalomra van állítva. Ezután az algortmus kszámolja a folyam sávszélességét az 1.2 Tézsben megadott (6) egyenlet szernt. Ha ez az érték kevesebb, mnt a korábban tárolt szűk keresztmet kapactás, akkor ezt a lnket lesz szűk keresztmetszetnek megjelölve a korább helyett. Azután a következő lnkenként végg megy az útvonalon, és lefuttatja az előbb ellenőrzést. Mután az algortmus véggment az útvonalon, k lesz választva az útvonal szűk keresztmetszete. Erre a lnkre az algortmus kszámolja az összes átmenő folyam sávszélességét, jelz a bemenet pontoknak, azok pedg formázn fogják a bejövő forgalmat, betartatva a folyamokkal az arányos szolgáltatás feltételet. 14

Acheved Alpha - CBR traffc / Dstrbuted Algorthm Acheved Alpha - Varable traffc / Dstrbuted Algorthm 1.125 1.115 low A low B low C low D 1.125 1.115 low A low B low C low D 1.105 1.105 Alpha 1.095 Alpha 1.095 1.085 1.085 1.075 0 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 Tme [sec] 1.075 1 6 11 16 21 26 31 36 41 46 Tme [sec] 1.6 Ábra. Elosztott algortmussal, konstans bt rátájú (baloldalt) és változó UDP folyamok (jobboldalt) által elért arányosság paraméterek) Az algortmus működőképességét szmulácós vzsgálatokkal gazoltam. Annak érdekében, hogy az eredményeket jobban értelmezn lehessen, a vzsgálatam során m = 2 osztály volt a rendszerben. A két osztály közt dfferencálást az α 21 QDP határozza meg. Ezt az előre meghatározott értéket alfának nevezem. Három hálózat topológát készítettem és mndegykőjükben vzsgáltam a javasolt algormusomat. Ebben a fejezetben az eredményem llusztrálása céljából a legegyszerűbb topológán futtatott szmulácók eredményet smertetem, amkor s 4 folyam (útvonal) volt a rendszerben. Az elvárt alfa értéke 1.1 volt, am egy nagyon fnom felbontású dfferencálást jelent. A gyakorlatban ennél nagyobb arányok várhatóak, így a választott paraméter a legrosszabb esetnek felel meg. Az 1.6 ábrán a kmenet pontokban mért (azaz az algortmus által elért) alfa értékeket ábrázolom az dő függvényében. Az ábra baloldalán statkus nonreszponzív (constant bt rate CBR) UDP forgalmat generáltam, míg a jobboldalán a forgalom változott. Látható, hogy az elért alfa értéke az elvárt 1.1 értékhez közel van, azaz az analtkusan kszámolt, elmélet sávszélesség értékeket skerült betartatna az algortmusnak. 15

1.4 Tézs (Központosított Algortmus) [J1][C3] Javasoltam egy központosított, teratív algortmust, amely kszámolja mnden folyam sávszélességét a belépés pontnál a (6) egyenlet szernt. Az algortmus folyamatábráját az 1.7 ábrán smertetem. Ez az algortmus belleszthető az 1.1 Tézsben javasolt központosított archtektúrába. Megmutattam, hogy az algortmus forgalombecslő mechanzmusokkal együtt s alkalmazható, és non-reszponzív folyamok esetében IO sorokkal s megvalósítható. trgger Munkaváltozók ncalzálása: Legyen l b (szűk keresztmetszetű lnk) az útvonal első lnkje (x) Legyen s b az (x) útvonal legalacsonyabb osztályának (=1) felajánlott forgalma Az l j lnk legalacsonyabb osztály (=1) s formázott gényének kszámítása Legyen l j jelenleg lnk a az (x) útvonal következő lnkje Igen s<s b Nem Legyen s b egyenlő a most kszámolt s értékével Legyen l b egyenlő az l j jelenleg lnkkel Nem l j az (x) útvonal utolsó lnkje? Igen Az l b szűk keresztmetszetű lnk kválasztása A folyamok s (y) részesedésének kszámítása mnden osztályra (=1,..,m) és mnden l b lnken áthaladó folyamra Mnden l b lnken áthaladó folyam belépés pontok formázó mechanzmusanak beállítása az s (x) értékre Ez az teratív algortmus abban különbözk a legnkább az 1.3 Tézsben megadottnál, hogy mnden (hálózat sznten) felesleges forgalmat kzár a belépés pontnál, míg az 1.3 Tézsben megadott algortmus ugyanezt a kzárást csak útvonal sznten végz el. Azaz 16 stop 1.7 Ábra. Központosított algortmus folyamatábrája

egy globáls optmumot ér el, míg a 1.3 Tézsben megadott algortmus a tranzens dőszakban (amíg mnden útvonlat frssít) csak hely optmumot. Az tt javasolt algortmus teratív módon, együttesen alkalmazza a (6) és a (3) egyenleteket a közös szűk keresztmetszetet megosztó folyamokra. Amennyben a forgalmat a belépés pontnál formázom az algortmus szernt, akkor a hálózaton belül nem lesz csomagvesztés és a kmenet sávszélesség megfelel a (6) egyenletben meghatározottnak. Az algortmus a hálózat legszűkebb keresztmetszetét keres és ezt a túlterhelés faktor segítségével tesz. 1.8 defnícó A túlterhelés faktor γ l egy l lnk esetében az a töredéke a folyamnak, amelynek át kellene haladna a szűk keresztmetszeten, amennyben a (3) egyenlet feltétele érvényesek. Analtkusan megmutatattam, hogy γ l -t k lehet fejezen a felajánlott forgalom és a QDP függvényében. l γ = µ _ cross _ l l A legszűkebb keresztmetszet az a lnk, melyre a túlterhelés faktor értéke a legksebb. n α (16) Acheved Alpha - CBR traffc / Centralzed Algorthm Acheved Alpha - Varable traffc / Centralzed Algorthm 1.125 1.115 low A low B low C low D 1.125 1.115 low A low B low C low D 1.105 1.105 Alpha Alpha 1.095 1.095 1.085 1.085 1.075 0 10 20 30 40 50 Tme [sec] 1.075 0 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 Tme [sec] 1.8 Ábra. Központosított algortmussal, konstans bt rátájú (baloldalt) és változó UDP folyamok (jobboldalt) által elért arányosság paraméterek. A javaslat egy adaptív forgalombecslést használ, hogy megbecsülje a forgalmat a belépés pontoknál. Szmulácós módszerrel megmutattam, hogy UDP forgalom esetében az algortmus skeresen betartatja az elvárt dfferencálás paramétert. Az 1.8 ábra az előző Tézs esetében smertetett szcenáró esetében elért eredményeket mutatja. Az ábra baloldala CBR folyamok, míg a jobb oldala a változó UDP folyamok esetében mutatja az elért alfa értékeket. Látható, hogy az algortmus skeresen betartatja az elvárt értékeket. A Dsszertácóm tatalmazza a részletes szmulácós elemzés eredményet mndkét, elosztott és centráls algortmus eseére. 17

1.5 Tézs (Hálózatszntű arányos szolgáltatás modell reszponzív folyamok számára) [J2] Megmutattam, hogy a hálózatszntű arányos szolgáltatás modell a reszponzív (pl. TCP) folyamokra s alkalmazható. Egy új értelmezés alapján határoztam meg a reszponzív folyamok felajánlott forgalomát és egy aktív sorkezelés megoldás felhasználását javasoltam a belépés pontokon, hogy a belépő reszponzív folyamokat a kívánt sávszélességűre formázhassam. Megoldásomat szmulácós vzsgálatokkal valdáltam. Annak érdekében, hogy a (3) egyenletet reszponzív folyamokra alkalmazhassam, módosítanom kellett az eredet goodput (átvtel arány) defnícóját. A torlódásvezérlés mechanzmusok matt, a reszponzív folyamok esetében nncs felajánlott forgalom, a forgalom elasztkusan alkalmazkodk a hálózat állapotához. Az én javaslatom, hogy a felajánlott forgalmat a folyam mkrofolyamanak számával arányosan számoljuk, ennek alapján az alább defnícót adtam meg: 1.9 defnícó A belépés pontoknál a reszponzív folyamok felajánlott forgalmát a következőképpen határoztam meg:, n = n D = 1,2,..., m ( x) P (16) ahol n (x) a mckrofolyamok száma egy folyamon belül egy adott (x) útvonalon, D egy hálózatszntű állandó (x) n az (x) útvonal osztályának felajánlott forgalma. Aktív sorkezelés menedzsment (actve queue management - AQM) mechanzmussal javasoltam megoldan a reszponzív folyamok formázását (shapng). Klasszkus, a sor végéről csomagot eldobó (drop tal) sorok esetén a csomagvesztésekre a reszponzív folyamok módosítják felajánlott forgalmukat, ematt ezek nem alkalmasok a feladatra. Gyakorlatlag a reszponzív folyamok (pl. TCP) túlreagálják a csomagvesztéseket, ematt fnomabb formázás módszereket kellett válasszak. Én a BLUE-t, egy lnk khasználtság- és a csomagvesztéstörténetet használó AQM algortmust választottam k [22][23]. A IO sorok nem képesek méltányosságot bztosítan a reszponzív mkrofolyamok között, egyes mkrofolyamok éheznek míg mások előnyt élveznek. Szmulácós vzsgálatokkal összehasonlítottam a IO és BLUE mechanzmusokat, és az elvártak szernt a BLUE sokkal jobban teljesített. A BLUE elkerül a mkrofolyamok éhezését. Továbbá a formázást (shapng) s úgy ér el, hogy csomagot csak akkor dob el, ha nagyon nagy változások vannak a forgalomban (pl. amkor egyszerre ndul több tíz mkrofolyam), ellentétben a jóval elterjedtebb RED mechanzmussal, amelynek a csomag eldobás a működésének az alapja. A fentek alapján a BLUE egy megfelelő mechanzmus a folyamok közt méltányosság (farness) bztosítására. Ebben az esetben nem lesznek éhező folyamok, a mkrofolyamok egyenlően osztoznak a rendelkezésre álló sávszélességen. A BLUE használatának egy másk következménye, hogy torlódásvezérlés mnmáls puffermérettel oldható meg, am a végponttól-végpontg való késleltetés csökkentését eredményez. Az ns2 szmulátorban megvalósított BLUE AQM [24] használtam az elvárt sávszélességek betartatására a belépés pontokban. Az 1.9 ábra bal oldalán a szmulácó során elért dfferencálás paraméter értékeket mutatom, amkor állandó számú TCP mkrofolyamok voltak a hálózatban. Ez a non-reszponzív esetben a CBR folyamokkal végzett szmulácóknak felel meg. Az 1.9 ábra jobb oldalán változó számú TCP mkrofolyamok esetében elért dfferencálás paraméter értékeket mutatom. 18

Constant # of TCP mcro flows Varyng # of TCP mcro flows 1.125 1.115 1.125 1.115 flow A flow B flow C flow D 1.105 1.105 Alpha Alpha 1.095 1.095 1.085 flow A flow B 1.085 flow C flowd 1.075 0 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 Tme [sec] 1.075 0 5 10 15 20 25 30 35 40 45 50 Tme [sec] 1.9 Ábra. A belépés pontokban BLUE AQM-el formázott konstans (baloldalt) és változó (jobboldalt) számú TCP mkrofolyamok által elért arányosság paraméterek Azt s megmutattam, hogy a TCP és UDP folyamok dfferencálását párhuzamosan meg lehet oldan a belépés pontban. Ez a gyakorlatban azt jelent hogy a TCP folyamokat az ebben a Tézsben bemutatott módon kell formázn mközben az UDP folyamokat az 1.3 vagy 1.4 Tézsekben bemutatott megoldások valamelykével, és a két formázás módszer egyszerre s működőképes. 4.2 Önszerveződő hálózatok Elosztott Menedzsment Keretrendszere Napjankban az Internet lett az alapértelmezett adatátvtel rendszer, amely széleskörű alkalmazásokat és szolgáltatásokat tesz lehetővé. Mvel a múlt század hetvenes éveben tervezett Internet knőtte az eredetleg tervezett keretet (a megnövelt teljesítmény, rendelkezésre állás, bztonság és megbízhatóság gények eredményeképpen), lassan elér a korlátjat és az archtektúrájából fakadó üzemeltetés korlátja akadályozzák fejlődését. A jövő hálózatat vzsgáló kutatások az lyen hálózatokkal szemben támasztott két feltételt emelnek k [25]. Egyrészt, a hálózat technológák heterogentása növekedn fog, mvel új és rég hozzáférés technológák, valamnt új és rég szolgáltatások és alkalmazások együtt fordulnak elő. Várhatóan az újabb hálózat megoldásokra való áttérés (mgrácó) nem egy egyszer lépés lesz, hanem folyamatos, elhúzodó folyamat. Másrészt, a hálózatok szervezés szempontból s heterogének lesznek: a jelenleg elterjedt nylvános mobl hálózatokat változatos hálózattípusok fogják kegészíten: személy vehkulárs, szenzor, hot-spot és egyéb hálózatok. Néhány lyen újabb hálózattípus elszgetelten, önállóan s hasznos lehet, de ez az nfrastruktúra az gaz potencálját egymás közt kapcsolódások, összeköttetések során tudja elérn. Ez azt s jelent hogy egy dnamkus környezetben az így kalakult hálózatok hálózata s dnamkusan kell k- és újraalkuljon, mntegy alkalmazkodva a változó környezethez. Ugyanakkor e kölcsönhatásoknak automatkusan kell végbemennük, ugyans a dnamkus, gyors események matt nncs lehetőség dőgényes és bonyolult 19

manuáls konfgurálásra. A korábban mnd IP hálózat vízók s ebbe az rányba módosulnak. Az jövő hálózatok felé vezető új koncepcók mnd több és több feladattal terhelk a hálózat nfrastruktúráját, amelyet előbb-utóbb nem lehet kzárólag ember beavatkozással menedzseln. A jövő hálózat környezetben ematt a hálózat menedzsmentnek és vezérlésnek dnamkusabbá és rugalmasabbá kell válna. Az önmenedzselő hálózatok elve egy széleskörűen elfogadott megoldás az Internet és más hálózatok gyorsan növekvő komplextásának kezelésére [26][11]. A jövő hálózat nfrastruktúrájának kalakításában kulcsszerepet játszó hálózatüzemeltetők olyan új funkcókat és mechanzmusokat akarnak bevezetn amelyek lehetővé teszk a hálózatok önmenedzsélését. Mndezt pedg oly módon szeretnék megtenn hogy a legkevesebb ember beavatkozással, a szolgáltatás jobb elérhetőségét és rövdebb telepítés dőt bztosítva, csökkentett szolgáltatás bevezetés dő mellett történhessen [26][27]. A továbbakban a fejezeten belül feltételezem, hogy a hálózatok önszervező képességekkel rendelkeznek. Ez azt jelent hogy a hálózat elemek elégséges számítás kapactással rendelkeznek ahhoz, hogy önszervező logkát tudjanak futtatn és megfelelő nterfésszel rendelkezzenek a hálózat elemek módosítására. 2.1 defnícó A kompozícó az a folyamat, amely során két menedzsment tartomány / autortás kölcsönhatásba lép, egyeztet és dönt az együttműködés szándékakról, végül pedg kombnálják erőforrásakat a döntések alapján. A kompozícó hálózat tartományok felett van értelmezve, ematt hálózat kompozícóként s nevezk, ahol a hálózat az a logka hálózat, melyet a menedzsment autortás/üzemeltet vezérel és menedzsel. A menedzsment tartományok kompozícós folyamatat a kompozícós menedzsment funkcók rányítják és a vezérlés sík függvénye valósítják meg. A kompozícós folyamat eredménye érnthet (változtatja, bővít vagy korlátozza) a menedzsment és vezérlés síkok hatásköret s [B1][J3][28][29]. Amkor két különálló hálózat komponál, egy fontos khívás egy konzsztens hálózatmenedzsment rendszerbe szervezn az eredet hálózatokét. Hasonlóan, egy dekompozícós folyamán a menedzsment rendszert konzsztens módon kell felosztan az új tartományok közt. Javasoltam egy hálózatmenedzsment keretrendszert a megfelelő menedzsment folyamatokkal együtt, hogy a fent problémára megoldást kínáljak. 2. Tézscsoport [B1][J3-J7][C4-C9] - Javasoltam egy Elosztott Menedzsment Keretrendszert (Dstrbuted Management ramework - DM) az Önszervező Hálózatok (self-organzng networks - SON) számára, amely meghatározza, hogy két vagy több menedzsment tartomány / autortás mként lépjen kölcsönhatásba és döntsön az együttműködésükről. Megadtam két hálózategyüttműködés típust, az abszorpcót (egyesülés) és gatewaynget (kapun keresztül együttműködés). Javasoltam egy herarchkus peer-to-peer átfedő (P2P overlay) struktúrát, amely lehetővé tesz a menedzsmentsíkbel funkcók megvalósítását. Leképeztem a P2P átfedőket az elosztott hálózatmenedzsment keretrendszerre. A DM struktúrát egy SON gráffal és a SON gráfon értelmezett műveletekel modelleztem. Javasoltam egy algortmust, amely megadja, hogy melyk absztrakcós sznten kell a hálózatoknak együttműködnük. A javasolt Elosztott Menedzsment Keretrendszert (DM) mnden olyan hálózatban meg lehet valósítan amely rendelkezk 3 rétegbel címzéssel és útválasztással, valamnt számításkapctással képes az önszervező funkcókat támogatn. Mnden csomagkapcsolt hálózaton, amely 3 rétegbel címzéssel rendekezk és megfelel az ITU-T következő generácós hálózat defnícójának (NGN [30]), meg lehet valósítan a SON-ok számára kdolgozott DM-t. Természetesen, ehhez a DM-t megvalósító protokollokat, valamnt 20

az önszervező funkcókat telepíten kell az általános NGN csomópontokban. Egy jellemző példa az lyen hálózatokra az Ambent Networks (AN) [B1][31]. 2.1 Tézs (Önszervező Hálózatok számára kdolgozott Elosztott Menedzsment Keretrendszer) [J3][J7] Javasoltam egy Elosztott Menedzsment Keretrendszert (Dstrbuted Management ramework - DM) az önszervező hálózatok (self-organzng networks - SON) számára, amely meghatározza két vagy több hálózat menedzsment tartomány plcy-alapú kölcsönhatását. Az általam javasolt DM-en belül egy önálló, teratív, elosztott és rányított folyamatot javasoltam, amely képes lokalzáln és megosztan a menedzsmentskok kölcsönhatásanak vezérléséhez szükséges nformácót. A SON-ok számára javasolt DM archtektúráját a 2.1 ábra szemléltet. Megjegyzés: Egy menedzsment tartományon belül a DM vezérl a vezérléssíkbel funkcókat s. menedzsment tartomány kölcsönhatások nterfésze Dstr.Mgmt.w vezérlés/menedzs. sík önszerveződést rányító nformácó csomópont 2.1 Ábra. Elosztott Menedzsment Keretrendszer áttekntése Példa: Egy Ambent Hálózatban (Ambent Network - AN)[B1][7][31], az Ambent Network Menedzsment vezérl a funkconáls enttásokat (unctonal Enttes -E) az Ambent Vezérlés Téren (Ambent Control Space - ACS) belül. 2.2 Tézs (Hálózat Kompozícó) [J4][J6][C6][C7] Defneáltam két hálózat kompocícó típust (abszorpcó és gatewayng), amelyek a bootstrappng (ncalzálás) és dekompozícó (befejezés) együtt teljesen leíráják a hálózat kompozícós modellt és lleszkednek a 2.1 Tézsben javasolt keretrendszerbe. Az abszorpcó (absorpton) korlátozásnélkül nformácómegosztást határoz meg a komponáló hálózatok menedzsment tartománya közt, egy egységes menedzsmentsíkot eredményezve, amely a két korább egyesülésével jön létre. Ha az abszorpcó nem lehetséges, akkor a gatewayng (kapun keresztül együttműködés) meghatározza az új menedzsmentsík létrehozásának módját, valamnt azt, ahogy a komponáló hálózatok nformácóját megosztja. A bootstrappng egy elem ön-konfgurácós folyamatot jelöl, amely egy önálló menedzsment síkot ncalzál (pl. egy önálló csomópont üzembe helyezése). A decomposton (de-kompozícó) során a menedzsment tartomány két vagy több különálló menedzsment tartományra oszlk, és e folyamat során meg kell határozn az új tartományok önszervező tulajdonságat. 21

Megjegyzem, hogy a továbbakban feltételezem, hogy a hálózat kompozícó során a vezérlés a szolgáltatások és erőforrások felett restrktív, azaz mnden gatewayng típusú kompozícó során kevesebb erőforrás (típus) felett rendelkezk. Annak érdekében, hogy a DM megvalósítható legyen, egy elosztott herarchkus strutúrába kell leképezn. 2.3 Tézs (Peer-to-peer Menedzsment Átfedő) [J5][J6][C4][C5] Az Elosztott Menedzsment Keretrendszer (DM) absztrakt modelljét egy herarchkus peer-to-peer hálózatra képeztem le. A peer-to-peer hálózat legalsó szntje a fzka csomópontok halmaza. A DM mnden egyes hálózatmenedzsment tartománya részére egy P2P átfedővel hozok létre, amelynek a tagja az alsóbb szntű P2P átfedők képvseletére megválasztott elemek (pl. superpeerek). Továbbá a DM modellezésére javasoltam egy SON gráf modellt és azon értelmezett hat gráfműveletet. A SON gráf megadja a DM drekt leképezését a P2P átfedőkre: mnden egyes SON gráf csomópont egy menedzsment tartománynak és egy P2P átfedőnek felel meg (lásd a 2.2 ábrát). Ezt az átfedőt egy, a gyermek csomópontok által választott csomópont képvsel. a superpeer-re mutat O5 O7 átfedők halmaza O6 O1 O2 O3 O4 v7 v5 v1 v2 v3 v4 v6 SON gráf topológa gráf 2.2 Ábra. A SON gárf és a P2P átfedők A 2.2 Tézsben megadott hálózatot kompozícós műveleteket leképeztem a SON gráf modellre. Ennek érdekében javsoltam hat gráfműveletet a SON gárfon, az alábbak szernt: Jon (belépés): A belépő SON gráf gyökér csomópontját hozzácsatolom a SON gráf már létező csomópontjához (lásd 2.3. ábra). Leave (klépés): Egy teljes fát lekapcsolok az eredet gráfból. Az eredmény két külön SON gráf lesz (lásd 2.3. ábra). Expand (kterjesztés): Ha a csomópontnak volt korábban szülője, akkor a szülője és a csomópont között egy új csomópontot hoz létre. Különben létrehoz egy szülő csomópontot a rég csomópontnak (lásd 2.3. ábra). 22

Collapse (összevonás): Töröljük a csomópontot, amelynek van egy szülője és egyetlen gyereke (lásd 2.3.v ábra). Merge (egyesülés): Mnden, az egyesülő szülőkhöz tartozó csomópont egy közös szülőhöz fog tartozn a másk szülőt töröljük (megjegyzem, hogy csak a levelek képvselnek fzka csomópontokat, így a több gráfcsomópont törlése nem jár fzka csomópont kzárásával a rendszerből) (lásd 2.3.v ábra). Splt (szakítás): Egyes gyermekek lecsatlakoznak a szülő csomópontról és egy új szülőt hoznak létre, amely mndegyk lecsatlakozott csomópont szülője lesz (lásd 2.3.v ábra)..) jon.) leave a jons b = b a leaves b = b a a a.) expand v.) collapse expand a = b a collapse a = b b v.) merge v.) splt merge a nto b = b splt a and b = a b 2.3 Ábra. A hat gráfművelet Megjegyzem, hogy a hat gráfművelet alkalmazásával nem változk a gráfnak a fa jellege. A SON gráf csak akkor fog hasadn ha az alatta levő topológa s partconálódk. Annak érdekénem, hogy megadjam, hogy s szervezhető (komponálható) két hálózatok hálózata egy közös hálózattá, az alább algortmust javasoltam. 2.4 tézs (Alulról-felfelé kompozícós algortmus) [C8][C9] Javasoltam egy alulrólfelfelé kompozícós algortmust, amely a SON gráf (fzka csomópontokat képvselő) leveletől ndulva a felsőbb szntek (mnd nagyobb komponált hálózatok) felé halad és megvzsgálja az abszorpcó lehetőségét. Ha abszorpcó nem lehetséges, akkor meghatározza a gatewayng helyét (lásd a 2-1 algortmust). Megmutattam, hogy a konfgurácós dő és vezérlés (jelzés üzenetek átlal okozott túlterehelésben mért) komplextása O log(n). Megjegyzés: az alulról-felfelé kompozícós algortmust a P2P átfedők superpeereje segítségével explct módon meg lehet valósítan. 2-1 Algortmus: (Kompozícós algortmus) az a és b fzka csomópontok számára: Megoldásom általánosságát megtartva, feltételezem hogy az a fzka csomópontot tartalmazó SON gráf herarcha szntjenek száma kevesebb mnt a b csomópont esetében. 23