NGUYÊN CỨU VÀ ỨNG DỤNG CHƯƠNG TRÌNH LẬP LỊCH TRONG MẠNG IP CHƯƠNG 3_2 pot

Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
ĐỒ ÁN HỆ THỐNG MẠNG
Đề tài:
NGUYÊN CỨU VÀ ỨNG DỤNG
CHƯƠNG TRÌNH LẬP LỊCH TRONG
MẠNG IP
CHƯƠNG 3
SCHEDULING

3. 2. 2. 11 WF
2
Q Hàng đợi hợp lý theo trọng số trong trường
hợp xấu nhất
Từ kết quả (3. 10) và (3. 11) có thể dễ dàng thấy rằng WFQ và GPS cung
cấp hầu hết tính đúng đắn của một gói Parekh đã cung cấp rằng WFQ không thể
sụp đổ sau GPS ở khía cạnh các dịch vụ cung cấp bởi một gói có kích thước lớn
nhất . Xét hình 3. 14, ở đó 11 phiên được phân thành các liên kết giống nhau.
Trục ngang là thời gian, trục dọc là đường đi đơn giản của mỗi phiên. Để đơn
giản, giả sử tất cả các gói cùng có kích cỡ là 1 và tốc độ là 1. Đặt tốc độ bảo đảm
của phiên 1 là 0. 5 và tốc độ của 10 phiên còn lại là 0. 05
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling


Hình 3. 14 Ví dụ
Phiên 1 gửi 11 gói lặp lại bắt đầu từ thời gian là 0, trong khi mỗi phiên của
10 phiên khác chỉ gửi 1 gói cũng tại thời gian là 0. Nếu dịch vụ là GPS nó sẽ giữ
2 đơn vị thời gian cho gói của phiên 1 và 20 đơn vị thời gian cho các gói của các
phiên còn lại. Còn nếu server là WFQ, tại thời gian 0, tất cả 11 phiên có các gói
gửi đi sẽ được xử lý. Khi gói p
1, 1
(gói đầu tiên của phiên 1) kết thúc tại thời gian

2, trong khi tất cả các gói khác sẽ kết thúc ở thời gian 20 trong hệ thống GPS.
WFQ sẽ phục vụ gói p
1, 1
trước, vì thế 10 gói trong phiên 1 sẽ có thời gian xử lý
nhỏ hơn các gói từ các phiên khác. Tức là 10 gói trong phiên 1 sẽ được phục vụ
lặp lại trước khi các gói trong phiên khác được truyền đi.
Định nghĩa 3. 5 : Một dịch vụ s được gọi là hợp lý nhất cho phiên i nếu tại
thời gian τ trễ của gói đến tại τ được giới hạn bởi Q
i
s
(

)/r
i
+c
i
s

đó là :
D
s
i, k
<a
i, k
+Q
s
i
(a
i
, k)/r

i
+c
s
i
(3. 17)
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Trong đó r
i
là giới hạn băng thông nhỏ nhất của phiên i, Q
i
s
(

) là kích
thước của hàng đợi của phiên i tại thời gian a
i, k
khi gói thứ k của phiên i đến, c
i
s
là hằng số
C’
i
=r
i
c
i
’/r (3. 18)
C’=max{c
i
s

} (3. 19)
Định l ý 3. 1: Cho một hệ thống WF
2
Q và một hệ thống GPS tương ứng,
th ì các thuộc tính sẽ giữ cho mỗi i, k, τ là:
D
WFQ
i, k
–d
i, k
GPS

L
max
/r (3. 20)
W
i, k
WFS
(0, 0)-W
i
WFQ

L
max
(3. 21)
WiW2FQ(0, 0)-WiGPS

(1–ri/r)Li (3. 23)
3. 2. 2. 12 WF
2

Q+
WF
2
Q cung cấp giới hạn trễ chặt và nhỏ nhất WFI của tất cả các thuật toán
PFQ, nó có thời gian phức tạp giống như trường hợp xấu nhất, O(N), như WFO
vì chúng cần cả hai để tính toán thời gian ảo hay hệ thống thời gian ảo V(t) bằng
dấu hiệu hệ thống GPS lỏng. WF
2
Q+ và SPFQ cho thấy có các đặc tính tương tự
như WF
2
Q nhưng chúng thực hiện đơn giản hơn bằng việc đưa ra hàm thời gian
ảo của hệ thống như sau:
V(t+

)=max


))(( min),( tStV
i


i



(t) (3. 23)
trong đó β(t) là tập hợp các phiên tạm thời trong hệ thống tại thời gian t,
và S
i

(t) là thời gian bắt đầu ảo của phiên tạm thời của gói tin HOL. Gọi W(t, t+τ)
là tổng số lượng các dịch vụ được cung cấp bởi các server hoặc số bit đã được
truyền dẫn trong khoảng thời gian (t, t+τ). Trong trường hợp đặc biệt của một
server tốc độ không đổi, τ = W(t, t+τ)/r, trong đó r là khả năng kết nối. Thời gian
phức tạp được giảm tới O (log N), các thuộc tính này được vận hành cho việc
tìm kiếm giá trị thời gian bắt đầu nhỏ nhất trong số các phiên N. Gần giống với
GPS, thuật toán PQF, như WF
2
Q+ và SPFQ duy trì một hệ thống hàm thời gian
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
ảo V(t), hàm thời gian bắt đầu ảo S
i
(t) và hàm thời gian kết thúc ảo (hoặc tem
thời gian) F
i
(t) cho mỗi hàng đợi i. S
i
(t) và F
i
(t) được cập nhật khi các gói HOL
đến mỗi hàng đợi. Một gói thực sự khởi hành khi các bit cuối của nó được gửi ra
ngoài khi một gói đến xuất hiện trong hai trường hợp sau : Trường hợp 1, một
hàng đợi trước rỗng ngay lập tức có một gói HOL đến ; trường hợp 2 gói tiếp
theo của gói HOL trong một hàng đợi không rỗng ngay lập tức trở thành gói
HOL khi nó xuất phát. Hiển nhiên, trong trường hợp 2 gói xuất phát và gói đến
tại cùng một thời điểm, vì thế:
S
i
(t) = max{V(t), F
i

(t
-
)} ; đối với gói đến trong trư
ờng hợp 1
(3. 24)
S
i
(t) = F
i
(t
-
) ; đối với gói đến trong trường hợp 2
F
i
(t) = S
i
(t) + L
i
HOL
/r
i

Ở đây, F
i
(t
-
) là thời gian kết thúc của hàng đợi i trước khi cập nhật và
L
i
HOL

là độ dài của gói HOL trong hàng đợi i. Cách chính để xác định V(t) là sử
dụng thuật toán PFQ [19, 29] đã đưa ra.
3. 2. 2. 13 Thuật toán trong trường hợp nhiều node
Một chú ý rất quan trọng của thuật toán PFQ, giống như WQF với điều
khiển truy nhập lưu lượng bằng gáo rò, có thể cung cấp trễ bảo đảm end-to-end
trong trường hợp xấu nhất. Để thấy điều đó, giả sử lưu lượng phiên i được điều
chỉnh bằng một gáo rò với tham số ( σ
i,
ρ
i
), trong đó σ
i
là giá trị tràn lớn nhất và
ρ
i
là tốc độ nguồn trung bình. Đó là tốc độ đến của phiên i tại đầu vào của mạng
trong khoảng thời gian ( τ, t] thoả mãn bất đẳng thức


A
i
(τ, t)≤σ
i
+ρ
i
(t-τ) (3. 25)
Đó là K bộ lập lịch PFQ ; mỗi bộ lập lịch có tốc độ kết nối như nhau và
cung cấp một giá trị băng thông bảo đảm nhỏ nhất, r
i
≥ ρ

i
, cho mỗi phiên. Gọi L
i

và L
max
lần lượt là gói lớn nhất trong phiên i và trong tất cả các phiên của mạng .
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Sau đó xử lý độc lập các phiên khác(nếu chúng không bắt buộc có gáo rò), hàng
đợi end-to-end trường hợp xấu nhất và trễ truyền dẫn D
i
được giới hạn bởi:
D
i
≤σ
i
/r
i
+(K-1)L
i
/r
i
+K. L
max
/r (3. 26)

Hình 3. 15 Giới hạn trễ của nhiều node
Hình 3. 15 minh hoạ việc tính toán độ trễ cực đại, độ trễ lớn nhất của gói
tại node 1, d
1

là : σ
i
/r
i
+L
max
/r . Tại node k, k = 2, 3, . . ., K, chúng ta có d
k
= L
i
/r
i

+ L
max
/r . Vì thế, chúng ta có D
i
= d
1
+ (k - 1)d
k
.
Mặc dù, qua phiên thực tế, một chuỗi các bộ lập lịch, nó có thể được xử lý
nếu nó được phục vụ bằng một bộ lập lịch với tốc độ r
i
, vì vậy khi nguồn gửi σ
i
,
trễ σ
i

/r
i
giống như trong dịch vụ GPS. Thời kì tiếp theo của mỗi bộ lập lịch, các
gói khác từ phiên i sẽ nhận được dịch vụ của nó trước khi bị “đuổi bắt”, vì thế
các gói bị đuổi bắt có trễ là L
i
/r
i
. Thời kì thứ 3, xét đến trường hợp đuổi bắt gói
bằng một bộ lập lịch bận, nó phải đợi một khoảng thời gian là L
max
/r trước khi
được phục vụ. Bất đẳng thức (3. 26) có thể dễ dàng mở rộng cho các vị trí chung
với tốc độ kết nối hỗn hợp. Định lý Parekh và Gallager cho rằng, với một bảng
lựa chọn các tham số, bộ lập lịch WFQ của mạng có thể trễ bảo đảm end-to –
end. Phiên j yêu cầu một giới hạn trễ đặc biệt chỉ cần chọn một giá trị r
j
phù hợp.
Đây là ý tưởng cơ bản của việc bảo đảm các dịch vụ IntServ trong mạng Internet
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
sử dụng RSVP và cho phép nhận để quyết định các mức băng thông dành riêng
nhằm đạt được giới hạn trễ tốt nhất.
3. 2. 2. 14 Thuật toán lập lịch không lõi
Đặc thù của đồng hồ ảo là thực hiện kết hợp đơn giản việc lập lịch với giá
trị WFI nhỏ nhất như trong WF
2
Q. Trong phần này chúng ta sẽ nghiên cứu một
bộ lập lịch không lõi đơn giản được gọi là thuật toán Core-Stateless Shaped
Virtual Clock (CSSVC) -Thuật toán đồng hồ ảo định dạng không lõi, nó gần
giống với việc xử lý của một mạng đồng hồ ảo được định dạng mà không giữ lại

các thông tin trạng thái luồng tại các node lõi.
Trong một mạng CSSVC, khi các gói đến tại node đầu vào, thì ở đó thông
tin trạng thái đầu vào được duy trì, các trạng thái kết hợp biến đổi được thiết lập
giá trị ban đầu bằng node đầu vào và được lưu trữ trong phần tiêu đề gói. Các
node bên trong ở trong mạng lõi không giữ thông tin trạng thái luồng nhưng các
trạng thái biến đổi được lưu trong phần tiêu đề để lập lịch các gói đến. Thêm vào
đó, các node bên trong cập nhật các rạng thái biến đổi trong các tiêu đề gói trước
khi chúng được gửi tới node tiếp theo. Chúng ta thấy rằng, CSSVC có thể cung
cấp giới hạn trễ end-to-end và cung cấp WFI nhỏ nhất cho mạng như đồng hồ ảo
được định dạng đã làm.

Hình 3. 16 Các router và router lõi trong mạng CSSVC
 Thuật toán đồng hồ ảo định dạng
Bằng cách sử dụng thuật toán đồng hồ ảo như một bộ lập lịch dưới đây,
một server đồng hồ ảo định dạng sử dụng đồng hồ thời gian thực giống như một
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
hàm đồng hồ thời gian ảo và các server có thể chọn được gói có thời gian kết
thúc ảo F nhỏ nhất. Gói thứ k của phiên i có thể được chọn để phục vụ tại thời
gian t nếu và chỉ nếu
S
k
si,
V
S
(t) (3. 27)

trong đó, S
k
si,
là thời gian bắt đầu ảo của gói thứ k trong phiên i tại node s

và V
s
(t) là hệ thống thời gian ảo của node s tại thời gian t. Khi một gói đến tại
thời gian a
k
si,
, S
k
si,
được định nghĩa như sau:
S
k
si,
= max [V
S
(a
k
si,
), F
1
,
k
si
] = max [a
k
si,
, F
1
,
k

si
] (3. 28)
trong đó, các tem thời gian hay thời gian kết thúc ảo của gói thứ k tại
phiên i được định nghĩa như sau:
F
k
si,
= S
k
si,
+
i
k
i
r
l
(3. 29)
với l
k
i
là độ dài gói và r
i
là tốc độ kết hợp của phiên i. Bằng cách sử dụng
thuật toán đồng hồ ảo định dạng để lập lịch các gói chúng ta có thể đảm bảo WFI
nhỏ nhất của phiên i như sau:
WFI
i, s
=
i
i

r
l
max
+
S
i
r
ll
max,max

(3.
30)
r
s
là tốc độ phục vụ của server s, L
i, max
là độ dài lớn nhất của gói tại phiên i
còn L
max
là độ dài lớn nhất của gói tại server s.
Định lý 3. 2 : Trong một mạng có hai server đồng hồ ảo định dạng, nếu
server 1 và 2 có thể đảm bảo WFI của phiên i là WFI
i, 1
và WFI
i, 2
thì WFI end-
to-end của mạng WFI
i, 1
+ WFI
i, 2

.
Chứng minh: Chú ý rằng đơn vị của WFI có thể là bit hoặc giây, trong đó
WFI(bit) = r
1
× WFI(s), ở đây chúng ta dùng WFI
b
để biểu thị WFI(bit) và
WFI(s) để biểu thị WFI(giây). Nếu server đồng hồ ảo định dạng s đảm bảo giới
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
hạn trễ D
i, s
tới phiên i được giới hạn bởi một gáo rò (σ
i
, r
i
) thì nó cũng phải bảo
đảm WFI
b
của r
i
× D
i, s
– σ
i
. Đó là :
WFI
b
si,
=r
i

×D
i, s
– σ
i
(3. 31)
WFI
b
si,
= r
i
× WFI
i, s
.
Vì thế (3. 31) trở thành:
WFI
i, s
=D
i, s
–σ
i
/r
i
(3. 32)
thay s = 1 và s = 2 ta có:
D
i, 1
=
i
i
r


+ WFI
i, 1
(3. 33)
và
D
i, 2
=
i
i
r

+ WFI
i, 2
(3. 34)
trong đó D
i, 1
và D
i, 2
là các giới hạn trễ của phiên i được cung cấp bởi
server 1 và server 2 . Do đó giới hạn trễ end-to-end
i
D tại điểm cuối của server 2
là :

i
D =D
i, 1
+ D
i, 2

= 2x
i
i
r

+ WFI
i, 1
+ WFI
i, 2
(3. 35)
Số hạng đầu trong phương trình trên
i
i
r

sinh ra từ trễ của gáo rò định dạng
và có thể chỉ có một lần trong mạng. Do vậy giới hạn trễ tại điểm cuối của server
2 sẽ là:


si
D
,
=
i
D -
i
i
r


=D
i, 1
+ D
i, 2
-
i
i
r

(3. 36)
Trong khi đó, WFI end-to-end, biểu thị
i
WFI có thể được biểu diễn thành
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling

i
WFI =
Si
D
,
-
i
i
r

(3. 37)
Từ (3. 36) ta có :

i
WFI =D

i, 1
+D
i, 2
-
i
i
r

-
i
i
r

(3. 38)
Kết hợp (3. 33) và (3. 34) ta có :

i
WFI =WFI
i, 1
+WFI
i, 2
(3. 39)
 Thuật toán đồng hồ ảo định dạng không lõi
Như đã thấy ở (3. 28) và (3. 29) thuật toán đồng hồ ảo định dạng cần hai
trạng thái biến đổi cho mỗi luồng i: tốc độ định trước r
1
và thời gian kết thúc ảo
của gói trước F
1
,

k
si
, khi tất cả các node trên một đường sử dụng các giá trị r
i
giống
nhau cho luồng i thì nó dễ dàng khử r
i
bằng cách đặt nó trong tiêu đề gói.

Hình 3. 17 Giới hạn WFI end-to-end, C
i, s
trong mạng CSSVC
Tuy nhiên, F
1
,
k
si
là một giá trị động và được tính toán lặp lại tại mỗi node
và có thể loại bỏ một cách đơn giản. Vì thế chúng ta cần thiết kế một thuật toán
mà có thể tính toán thời gian kết thúc ảo trong các node lõi mà không lưu giữ
thông tin của F
1
,
k
si
. Ở đây, chúng ta có thể chứng tỏ trạng thái trung bình là X
k
si,
,
vì thế với mỗi node lõi s trên một đường có thể giữ :

S
1
,
k
si
=a
k
si,
+X
k
si,
 F
1
,
k
si
(3. 40)
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Mục đích của chúng ta là sử dụng mạng CSSVC gần giống với việc xử lý
của một mạng đồng hồ ảo định dạng không giữ lại thông tin trạng thái của luồng
tại các node lõi. Khi gói thứ k của phiên i dến các node biên trong mạng CSSVC
tại thời gian a
k
si,
và xuất phát từ node s tại thời điểm d
k
si,
nó sẽ trải qua các giới
hạn WFI end-to-end, C
i, s

giốmg nhau như khi nó qua một mạng đồng hồ ảo định
dạng . Vì thế từ định lý 3. 2 ta có :
C
i, s
=


S
h
hi
WFI
0
,
(3. 41)
trong đó
hi
WFI
,
là WFI của phiên i được giới hạn bởi server h .
Chú ý rằng :
d
k
si,
-d
k
si,
(fluid)
S
r
L

max
(3. 42)
d
k
si,
và d
k
si,
(fluid) lần lượt là thời gian mà gói thứ k của phiên i xuất phát tại
node s dưới dạng gói đồng hồ ảo định dạng và kiểu fluid. Khi chúng ta sử dụng
CSSVC gần giống với việc xử lý của mạng đồng hồ ảo định dạng và (3. 42) sẽ
giữ tại mỗi node CSSVC bao gồm cả node s. Trong khi đó phiên i được phục vụ
tại tốc độ r
i
ở dạng fluid và chúng ta sẽ giữ d
k
si,
(fluid) như sau :
d
k
si,
(fluid)=S
k
si,
+
i
k
i
r
L

(3. 43)
Từ (3. 29) và (3. 43) chúng ta có :
d
k
si,
(fluid)F
k
si,
(3. 44)
Kết hợp (3. 42) và (3. 44) ta được:
d
k
si,
-F
k
si,

S
r
L
max
(3. 45)
Trừ cả hai vế cho a
k
si,
ta có :
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
d
k
si,

-F
k
si,
-a
k
si,

S
r
L
max
-a
k
si,
(3. 46)
Hay :
d
k
si,
-a
k
si,
F
k
si,
+
S
r
L
max

-a
k
si,
(3. 47)
Vế phải của bất phương trình trên là giới hạn trễ bó của phiên i. Từ điều
này chúng ta có :

ki
D
,
=F
k
si,
+
S
r
L
max
-a
k
si,
(3. 48)
Trong khi đó, từ kết quả của (3. 37) khi gói thứ k của phiên i được giới
hạn bởi gáo rò (σ
i
, r
i
) xuất phát từ server s trong mạng CSSVC nó có thể tạo giới
hạn trễ
ki

D
,
end-to-end là:

k
Si
D
,
=
S
i
i
i
C
r


(3.
49)
Khi xét đến trễ tuyến (3. 49) trở thành:

k
Si
D
,
=
S
i
i
i

C
r


+




1
1
S
h
h
(3. 50)
Trong đó
h
 là trễ tuyến giữa node h-1 và node h.
Tham số đầu trong phương trình
i
i
r

sinh ra từ luồng lưu lượng đến được
giới hạn bằng gáo rò khi chúng ta thực hiện định dạng một gói WFI trong router
biên . Ở đây trễ quyết định chính cho việc định dạng lưu lượng là D
k
i, shaper
. Đó là
:

k
Si
D
,
=D
k
i, shaper
+C
i, S
+




1
1
S
h
h
(3. 51)
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Việc thiết lập sự mô tả lưu lượng (R
a
, R
p
, và MBS) trễ của việc định dạng
lưu lượng trong router biên có kết quả là: L
i, max
/R

P
, với L
i, max
là độ dài lớn nhất
của gói trong phiên i . Từ những điều đó chúng ta sẽ thấy rằng định dạng lưu
lượng chỉ tăng them trễ của router biên và nó không liên quan tới router lõi trong
CSSVC. Lưu ý rằng kết quả (3. 51) được sinh ra từ giới hạn WFI end-to-end của
thuật toán đồng hồ ảo định dạng và đó cũng là giới hạn trễ bó trong phiên i. Từ
(3. 48) và (3. 51) chúng ta có:

k
Si
D
,
=F
k
si,
+
S
r
L
max
-a
k
si,
=D
k
i, shaper
+C
i, S

+




1
1
S
h
h
(3. 52)
Thay F
k
si,
bằng S
k
si,
+
i
k
i
r
L
ta có :
S
k
si,
=a
k
si,

-
S
r
L
max
+D
k
i, shaper
+C
i, S
+




1
1
S
h
h
-
i
k
i
r
L
(3. 53)
Từ (3. 53) chúng ta biểu diễn S
k
Si 1, 

bằng :
S
k
Si 1, 
=a
k
i 1,
-
1
max
S
r
L
+D
k
i, shaper
+C
i, S-1
+




2
1
S
h
h
-
i

k
i
r
L
(3. 54)
So sánh (3. 53) và (3. 54) chúng ta có được mối quan hệ giữa S
k
si,
và S
k
Si 1, 

để đảm bảo C
i, s
:
S
k
si,
=S
k
Si 1, 
+WFI
i, S
+
1
max
S
r
L
-

S
r
L
max
+
S-1
(3. 55)
Lặp lại phương trình trên ta có:
S
k
si,
=S
k
si,
+C
i, S-1
-WFI
i, S
+
11
max
r
L
-
S
r
L
max
+





1
1
S
h
h
(3. 56)
Từ (3. 40) và (3. 29) ta có :
S
k
si,
F
k
si,
= S
1
,
k
si
+
i
k
i
r
L
1

Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling

Bằng cách sử dụng (3. 56) ta có bất phương trình giữa gói thứ k và k-1 tại
node biên 1 là:
S
k
si,
S
1
1,
k
i
+
i
k
i
r
L
1
(3. 57)
Vế phải của bất phương trình là hiệu của S
k
si,
đảm bảo:S
k
si,
 F
1
,
k
si
. Chúng

ta sẽ có vài cặp (S
k
si,
và S
1
1,
k
i
) thoả mãn điều kiện đó . Như vậy :

S
k
si,
=S
1
1,
k
i
+
i
k
i
r
L
1
(3. 58)
Từ (3. 40) ta có:
S
k
si,

=a
k
si,
+X
k
si,
=d
k
si 1, 
+ 
S-1
+ X
k
si,
(3. 59)
Trong đó d
k
si 1, 
là thời gian xuất phát của gói tại node s-1 . Từ (3. 45) :
d
k
si 1, 
 F
k
si 1, 
+
1
max
S
r

L

nên (3. 59) trở thành:
S
k
si,
F
k
si 1, 
+
1
max
S
r
L
+
S-1
+ X
k
si,
(3. 60)
Hay:
S
k
si,
S
k
si 1, 
+
1S

k
i
r
L
+
1
max
S
r
L
+
S-1
+X
k
si,
(3. 61)
Để có kết quả chúng ta có thể đặt S
k
si,
là :
S
k
si,
=S
k
si 1, 
+
1S
k
i

r
L
+
1
max
S
r
L
+
S-1
+X
k
si,
(3. 62)
Kết hợp (3. 55) và (3. 62) ta có:
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
S
k
si 1, 
+
1S
k
i
r
L
+
1
max
S
r

L
+
S-1
+X
k
si,
=S
k
Si 1, 
+WFI
i, S
+
1
max
S
r
L
-
S
r
L
max
+
S-1
(3. 63)
Sắp xếp lại các thời kì ta có trạng thái biến đổi :
X
k
si,
=WFI

i, S
-
1
max
S
r
L
-
S
r
L
max
(3. 64)
Kết hợp với các giá trị WFI từ (3. 30) ta có :
X
k
si,
=
i
i
r
L
max,
+
S
r
L
max
-
s

i
r
L
max,
-
1S
k
i
r
L
-
S
r
L
max

=
i
i
r
L
max,
-
1S
k
i
r
L
-
s

i
r
L
max,
(3.
65)
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
CHƯƠNG 4
ĐỊNH HƯỚNG PHÁT TRIỂN MẠNG VIỄN THÔNG
VIỆT NAM
Với những ưu điểm nổi bật của mình, công nghệ IP đang dần chiếm ưu thế
trong các giải pháp xây dựng mạng thế hệ sau. Hội tụ IP đang là một xu hướng có
thể nói là tất yếu trong khi thiết kế và xây dựng NGN để cung cấp tất cả các dịch
vụ trên một cơ sở hạ tầng mạng duy nhất. Tuy nhiên mạng IP hiện nay chỉ là mạng
“Best Effort” tức là một mạng không có bất kì một sự bảo đảm nào về QoS. Mà
mục đích của chúng ta hiện nay là nghiên cứu và đưa QoS vào trong mạng để đáp
ứng nhu cầu ngày càng cao của người tiêu dùng. Trong chương này em xin trình
bày một số định hướng phát triển mạng Viễn thông Việt Nam để tiến tới NGN và
một số phương pháp để có thể đảm bảo QoS cho mạng NGN
4. 1. Mạng mục tiêu
Hoà cùng sự phát triển của nền Viễn thông thế giới, mạng thế hệ sau đang là
mục tiêu hướng tới của Việt Nam trong thời gian tới. Với mục tiêu xây dựng một
mạng hội tụ cho phép cung cấp tất cả các loại hình dịch vụ của mạng thế hệ hiện
nay và các loại hình dịch vụ mới trong tương lai thì việc lựa chọn một cơ sở hạ
tầng mạng phù hợp là vô cùng quan trọng. Theo báo cáo của giáo sư tiến sĩ Đỗ
Trung Tá về định hướng phát triển mạng Internet Việt Nam vào tháng 12/2001 thì
mô hình mạng Viễn thông thế hệ mới của Việt Nam sẽ được mô tả như sau :
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling

Hình 4. 1 Mô hình mạng Viễn thông thế hệ mới
Trong đó các lớp dưới mạng được xây dựng dựa trên hệ thống mạng cáp
quang và các công nghệ RAS, DSL, Frame Relay cũng như hệ thống truy nhập vô
tuyến thế hệ thứ ba. Các hệ thống này được kết nối lên mạng lõi thông qua hệ
thống tập trung. Phần mạng lõi là sự kết hợp của công nghệ IP và MPLS kết nối
với mạng thoại PSTN thông qua hệ thống Media Gateway. Chuyển mạch dịch vụ
IP và hệ thống Media Gateway sẽ đóng vai trò là cầu nối cho lớp điều khiển dịch
vụ kết nối xuống lớp mạng. Lớp diều khiển dịch vụ gồm hai hệ thống chính là
Server điều khiển dịch vụ và hệ thống chuyển mạch mềm. Trong đó, Server điều
khiển dịch vụ điều khiển các ứng dụng và dịch vụ IP để đảm bảo các yếu tố:
 Chất lượng dịch vụ
 Kiểm tra quyền sử dụng dịch vụ
 Quản lý bảo mật
 Quảng bá dịch vụ
Chuyển mạch mềm sẽ điều khiển các kết nối đa phương tiện bao gồm :
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
 Kết nối VoIP và Video
 Điều khiển các đầu cuối IP theo các giao thức H. 323 và SIP
 Điều khiển các Media Gateway ở lớp mạng
Lớp ứng dụng sẽ kết nối xuống các hệ thống Server điều khiển và chuyển
mạch mềm thông qua lớp thích nghi ứng dụng. Các dịch vụ của lớp ứng dụng bao
gồm các ứng dụng thế hệ thứ 3, các ứng dụng tin nhắn và các dịch vụ trên nền
Web.
4. 2. Mạng truyền dẫn
Xây dựng một mạng đường trục có đủ năng lực truyền dẫn tất cả các nhu cầu
trao đổi thông tin của toàn bộ khách hàng luôn là một yêu cầu có tính hàng đầu trong
quá trình phát triển mạng Viễn thông. Hình 4. 2 đưa ra cấu hình mạng truyền dẫn
mục tiêu của nước ta. Trong đó có một sự thống nhất chung là sử dụng cáp sợi
quang và công nghệ DWDM để xây dựng lên một mạng toàn quang có đủ khả năng
để đáp ứng nhu cầu lưu lượng mạng IP đồng thời giảm giá thành băng thông truyền

dẫn. Tuy nhiên, phía trên tầng DWDM vẫn còn là một vấn đề chưa được xác định rõ
ràng. Do đó, trong giai đoạn hiện nay không nên đầu tư quá ồ ạt vào công nghệ
SDH. Bên cạnh đó, thời điể triển khai công nghệ DWDM trên mạng trục cũng chưa
được xác định rõ ràng. Công nghệ này chỉ được triển khai khi nó đã đảm bảo được
khả năng quản lý mạng của mình.
Trong cấu kình mạng đường trục sử dụng công nghệ DWDM được đề xuất
sử dụng 3 bộ chuyển mạch được đặt tại Hà Nội, Đà Nẵng và thành phố Hồ Chí
Minh. Tại các điểm nút khác chỉ đặt các bộ xen rẽ để tách/ghép lưu lượng.
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling

Hình 4. 2 Mạng truyền dẫn mục tiêu
4. 3. Mạng truy nhập
Với sự triển khai của một loạt các công nghệ truy nhập mới, mạng truy nhập
sẽ trở nên đa dạng hơn, và có thể nói sự hỗn loạn trong công nghệ mạng truy nhập
sẽ còn kéo dài trong nhiều năm nữa. Các công nghệ truy nhập như Dial-up, xDSL,
truyền hình số quảng bá, Modem cáp, GSM, truyền hình vệ tinh tới thuê bao DTH
(Direct To Home), và hệ thống thông tin di động (UTMS hoặc 3G) sẽ dược sử
dụng để truyền tải IP. Trong đó, lưu ý một số điểm như sau:
 Hợp nhất các mạng vào một trục IP, trong khi vẫn giữ nguyên công nghệ
truy nhập.








KÕt nèi DWDM trôc

ChuyÓn m¹ch / bé ®Þnh tuyÕn quang
Bé xen/t¸ch kªnh quang


Bé ®Þnh tuyÕn biªn

HÖ thèng ghÐp sãng quang
Nót ®a dÞch vô




Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
 Nhà cung cấp dịch vụ di động GSM phải nhận định rõ hơn công nghệ
truy nhập mà họ sở hữu và họ sẽ thử triển khai các công nghệ truy nhập
mới.
 Phát triển hình thức truy nhập băng rộng bằng cáp đồng trục theo công
nghệ xDSL.
4. 4. Sự phát triển của các mạng lên NGN
4. 4. 1 Sự hội tụ các mạng

4. 4. 2 Sự tiến hoá của các mạng lên NGN
 Sự phát triển từ PSTN lên NGN
Thoại luôn là dịch vụ được xét đến hàng đầu trong quá trình xây dựng mạng.
Ở đây ta xét một minh hoạ về sự chuyển dịch thoại từ PSTN lên NGN
Mạng PSTN hiện tại :
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling

Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
Phát triển lên NGN :

4. 4. 3 Các chức năng tiến hoá
Mạng hiện tại:

Mạng tương lai gần :
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling

Mạng tương lai :

4. 5. Một số dịch vụ bảo đảm QoS trong mạng
4. 5. 1 Sử dụng các giao thức hỗ trợ
 Sử dụng RSVP
 Sử dụng MPLS
 Triển khai kiến trúc CQS trong MPLS-DiffServ
Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling

Đồ án tốt nghiệp Chương 3: Scheduling
4. 5. 2 Sử dụng các mô hình dịch vụ
4. 5. 2. 1 Dịch vụ IntServ
Sơ đồ kiến trúc:

4. 5. 2. 2 Dịch vụ DiffServ
 Mô hình :