Эндрю Уэзеролл - Компьютерные сети. 5-е издание

При расчете длительности максимальной выходной пачки (до тех пор, пока ведро не станет пустым) нужно учитывать, что пока ведро опорожняется, появляются новые маркеры. При длительности пачки S с, емкости маркерного ведра B байт, скорости появления маркеров R байт/с и максимальной выходной скорости M байт/с очевидно, что максимальное количество переданных байтов в пачке будет равно B + RS байт. Мы также знаем, что количество байтов, переданных в пачке с максимальной скоростью, равно MS . Таким образом,

B + RS = MS.

Решив это уравнение, получим: S = B/(M - R). При наших параметрах B = = 9600 Кбайт, M = 125 Мбайт/с и R = 25 Мбайт/с получаем длительность пачки около 94 мс.

Недостатком алгоритма маркерного ведра является то, что скорость передачи крупных пачек снижается до постоянного значения R. Часто бывает желательно уменьшить пиковую скорость, не возвращаясь при этом к постоянному значению скорости (но и не увеличивая это значение, чтобы не пропустить в сеть дополнительный трафик). Один из способов получения более гладкого трафика состоит в помещении еще одного маркерного ведра после первого. Скорость второго ведра должна быть гораздо выше скорости первого. По сути, первое ведро определяет характеристики трафика и фиксирует его скорость, иногда позволяя отправлять крупные объемы данных. Второе ведро уменьшает максимальную скорость, с которой могут передаваться такие пачки. Например, если скорость второго ведра равна 500 Мбит/с, а емкость — 0, первая пачка поступит в сеть с максимальной скоростью 500 Мбит/с. Это меньше, чем наше предыдущее значение 1000 Мбит/с.

Управление такими схемами может оказаться непростым. Когда маркерные ведра используются для формирования трафика на хостах, пакеты вынуждены ждать в очереди до тех пор, пока ведро их не пропустит. Когда они применяются на маршрутизаторах сети для определения трафика, сеть имитирует алгоритм и гарантирует, что пакетов и байтов посылается не больше, чем разрешено. Тем не менее эти методы позволяют формировать сетевой трафик, приводя его к более управляемому виду и обеспечивая тем самым выполнение требований по качеству обслуживания.

5.4.3. Диспетчеризация пакетов

Возможность управления трафиком — это неплохой начальный шаг в деле обеспечения гарантированного качества обслуживания. Однако чтобы предоставить клиенту гарантии производительности, необходимо резервировать достаточное количество ресурсов. Для этого мы будем считать, что все пакеты в потоке следуют по одному и тому же пути. При распределении их случайным образом между несколькими маршрутизаторами невозможно что-либо гарантировать. Следовательно, между источником и приемником должно быть установлено нечто вроде виртуального канала, и все пакеты, принадлежащие данному потоку, должны следовать по указанному маршруту.

Алгоритмы распределения ресурсов маршрутизатора между пакетами потока и конкурирующими потоками называются алгоритмами диспетчеризации пакетов( packet scheduling algorithm). Резервироваться могут три типа ресурсов:

1. Пропускная способность.

2. Буферное пространство.

3. Время центрального процессора.

Наиболее очевидно резервирование пропускной способности. Если потоку необходима скорость в 1 Мбит/с, а исходящая линия может работать со скоростью 2 Мбит/с, то направить три потока с такими параметрами по этой линии не удастся. То есть резервирование пропускной способности означает предотвращение предоставления канала большему числу абонентов, чем канал может обработать.

Вторым дефицитным ресурсом является буферное пространство. Когда прибывает пакет, он хранится в буфере маршрутизатора до тех пор, пока он не будет передан по выбранной исходящей линии. Буфер нужен для того, чтобы хранить небольшие пачки трафика, пока потоки сражаются друг с другом. Если буферное пространство недоступно, входящий пакет приходится игнорировать, поскольку его просто негде сохранить. Для обеспечения хорошего качества обслуживания можно резервировать некоторую часть буферной памяти под конкретный поток, чтобы ему не пришлось бороться за буфер с другими потоками. И тогда при передаче потока ему всегда будет предоставляться выделенная часть буфера, вплоть до некоторого максимума.

Наконец, время центрального процесса также может быть очень ценным ресурсом. На что расходуется время работы процессора в маршрутизаторе? На обработку пакетов. Поэтому существует предельная скорость, с которой маршрутизатор может обрабатывать пакеты. Хотя большинство пакетов современные маршрутизаторы могут обрабатывать очень быстро, определенные типы пакетов (в частности, ICMP, о которых мы поговорим в разделе 5.6) все же требуют более длительной работы центрального процессора. Необходимо быть уверенным в том, что процессор не перегружен, — это залог своевременной обработки каждого пакета.

Алгоритмы диспетчеризации пакетов распределяют пропускную способность и другие ресурсы маршрутизатора, определяя, какие пакеты из буфера необходимо отправить по исходящей линии следующими. Простейший вариант диспетчера мы уже обсуждали, когда говорили о принципе работы маршрутизатора. Каждый маршрутизатор помещает пакеты в очередь (отдельную для каждой исходящей линии), где пакеты ждут отправки. При этом отправка пакетов происходит в том же порядке, в котором они пришли. Этот принцип называется FIFO( First-In First-Out, первым пришел — первым ушел), или FCFS( First-Come First-Serve, первым пришел — первым обслуживается).

Маршрутизаторы, работающие по принципу FIFO, при переполнении очереди обычно удаляют последние прибывшие пакеты. Поскольку только что прибывшие пакеты помещаются в конец очереди, такое поведение называется « обрубанием хвоста» ( tail drop). Это настолько простой и привычный вариант, что альтернативный метод не так-то просто себе представить. Тем не менее алгоритм случайного раннего обнаружения (RED), о котором мы говорили в разделе 5.3.5, удалял новые пакеты случайным образом, когда длина очередь начинала расти. Другие алгоритмы диспетчеризации, о которых мы здесь поговорим, используют для выбора удаляемых пакетов самые разные возможности.

Диспетчеризацию по принципу FIFO очень легко реализовать, однако она не позволяет обеспечить высокое качество обслуживания: если потоков несколько, один из них может влиять на производительность других. Если первый поток будет вести себя агрессивно и отправлять большие объемы трафика, его пакеты будут помещаться в очередь. Если пакеты обрабатываются в порядке поступления, агрессивный отправитель захватит большую часть мощности маршрутизаторов, отбирая ее у других потоков и тем самым уменьшая их качество обслуживания. Ситуация усугубится тем, что пакеты других потоков, прошедшие через маршрутизатор, скорее всего, придут с опозданием, поскольку им пришлось задержаться в очереди, ожидая отправки пакетов агрессивного потока.