av I. A. Saroit Ismail Bandbredd problem i höghastighetsnät Höghastighetsnätverk kan bära många typer av tjänster såsom röst, data, bilder och video. Dessa tjänster har olika krav när det gäller bandbredd, cellförlust, fördröjning osv. Målet är att maximera kvaliteten på den tjänst som erbjuds under perioder av stress, enligt både nätverksleverantören och kunden. Många problem uppstår på grund av dessa olika krav. Detta dokument illustrerar fyra bandbreddsproblem i höghastighetsnät och beskriver sedan flera lösningar för dem. Det första problemet är topologidesign och bandbreddstilldelning, och det handlar om förmågan att dynamiskt omkonfigurera ett nätverk för att effektivt dra nytta av nätverksresurser. Det andra problemet handlar om flödeskontroll och undvikande av överbelastning. Bandbreddshantering (BWM) protokoll används för att förhindra trängsel, huvudsakligen genom att acceptera eller vägra en ny-arrival cell. Det tredje problemet, som är det mest kritiska, är bandbreddstilldelningen, som handlar om en framgångsrik integrering av länkkapaciteten genom de olika typerna av tjänster. Med tanke på att en virtuell väg är en logisk direktlänk, som består av ett antal virtuella kretsar, mellan två noder, det sista problemet handlar om hur man tilldela bandbredd till varje virtuell väg i nätverket, för att optimera prestanda för alla användare. Detta dokument kan vara en bra vägledning för forskare som sysslar med höghastighetsnät i allmänhet. Tjänsteintegration har varit ett av de mest utforskade områdena inom kommunikationsnät, och det är känt att höghastighetsnät som asynkron överföringsläge (ATM) erbjuder en kraftfull metod för att integrera nätverkstjänster. Dessa nätverk måste medföra trafik med mycket varierande egenskaper såsom röst, data, bild och video. De måste utformas för att effektivt hantera ett brett spektrum av informationsbitar och olika typer av trafik av olika statisk natur. Detta dokument illustrerar fyra bandbreddsproblem och flera lösningar på dem. Den första handlar om topologidesign och bandbreddstilldelning, den andra om bandbreddshantering och överbelastning. Den tredje är en annan bandbreddstilldelning problem, och den sista överväger virtual-path setup. Topologins design och bandbreddstilldelningsproblem handlar om förmågan att dynamiskt omkonfigurera ett nätverk för att uppnå bästa prestanda. I detta dokument är vi inte intresserade av konfigurationen av det transparenta kretsomkopplade nätverket, utan av ett paketomkopplat nätverk byggt ovanpå anläggningens nätverk. Upphovsrätt 2000 av International Business Machines Corporation. Kopiering i tryckt form för privat bruk är tillåten utan betalning av royalty, under förutsättning att 1) varje reproduktion sker utan ändring och 2) tidningsreferensen och IBM-meddelandet om upphovsrätt ingår på första sidan. Titel och abstract, men inga andra delar, av detta papper får kopieras eller distribueras royalty gratis utan ytterligare tillstånd av datorbaserade och andra informationssystem. Tillstånd att återpublicera någon annan del av detta papper måste erhållas från Redaktören.  0018- Syftet är att utnyttja flexibiliteten i det digitala cross-connect-systemet för att få en effektivare utformning och drift av det paketkopplade nätet [1] [2] [3] [4] [5]. Protokoll för hantering av bandbredd (BWM) behandlar trängselkontroll. Trafikstockningar uppstår när olika källor konkurrerar om nätresurser, och dessa resurser kan inte hantera efterfrågan. Detta kan hända när logiska kanaler begär bandbredd som inte kan stödjas, eller när nätverket medger fler samtal än länkarna kan hantera, eller vid någon nod på grund av buffertbrist. BWM protokoll förhindrar trängsel i huvudsak genom att acceptera eller vägra en ny-arrival samtal. Dessa protokoll har fem mål: skydd av gemensamma nätresurser, rättvisa, robusthet, enkelhet och flexibilitet. Detta dokument illustrerar flera metoder för bandbreddshantering som kan användas för att undvika trängsel på grund av samtalsgodkännande eller avslag [6 -23]. Höghastighetsnät för bredband (BISDN) förväntas stödja ett brett utbud av tjänster, så olika tjänstekvalitetsnivåer och bandbredder behövs. Följaktligen måste effektiva bandbreddsallokeringsmetoder implementeras för att uppfylla de nödvändiga QOS-kraven och samtidigt upprätthålla ett högt utnyttjande av bandbredden. Flera bandbredd tilldelningsmetoder finns, såsom enkel kanal strategi [24], slot tilldelningsmetoder [25, 26], virtuella sluttidsmetoder [27] [28] [29] [30], integrerad tillgång och korsanslutna system [10, 31], resurs tilldelning analysprogram [32] [33] [34], flernivåkontrollmetoder [35, 36] och andra [37] [38] [39] [40] [41] [42] [43] [44] [45] [46] [47] [48] [49] [50] [51] [53] [54] [55] [56] [56]. Expertsystem, neurala nätverk, och fuzzy logik används också för att hantera bandbreddstilldelning problem [48, 49, 57]. Den virtuella vägen är en logisk direktlänk mellan två noder; den innehåller ett antal virtuella kretsar. Varje virtuell väg har en bandbredd som definierar det maximala antalet virtuella kretsar som den kan bära. Virtuella vägar är inställda för att optimera prestanda för alla användare. I detta dokument presenteras tre metoder för att inrätta virtuella vägar [7, 52, 58, 59]. Resten av papperet är indelat i fem avsnitt, var och en berör ett problem, och dessa är indelade i många underavdelningar, var och en illustrerar en lösning. Avsnitt 2 presenterar topologidesign och bandbreddstilldelning; Avsnitt 3 diskuterar bandbreddshantering och överbelastning. Avsnitt 4 handlar om ett annat problem med bandbreddstilldelning. I avsnitt 5 presenteras problemet med inställning av virtuella vägar. Slutligen är avsnitt 6 en sammanfattning av dokumentet. När det gäller ny nätverksteknik som är utformad för att stödja en rad olika tjänster är det vanligt att se att paketbytestjänsten genomförs ovanpå ett anläggningsnät (som i smalbands ISDN och vissa privata nätverk). Förmågan att konfigurera ett kundnätverk dynamiskt är en välkänd fördel med digitala crossconnect-system. I höghastighetsnät för bredband är strömbrytare anslutna till flera digitala cross-connect-system (DCS) trunks. Förmågan att omkonfigurera nätet dynamiskt är mycket önskvärd för att effektivt kunna dra nytta av nätresurserna, särskilt under variabelt flöde. De flesta tidigare studier har baserats på nätverk som ger kretskopplade kanaler av olika hastigheter mellan par av användare webbplatser. I detta avsnitt handlar det om paketförmedlade nätverk. Syftet är att utnyttja DCS flexibilitet för att uppnå effektivare utformning och drift av det inbyggda nätet [1] [2] [3] [4] [5]. Ryggbenet topologin består av ett antal växlar och trunkar, medan den inbäddade topologin består av en uppsättning rör, var och en har en specifik kapacitet. Summan av kapaciteten hos de inbäddade länkar som är multiplexade på ryggraden får inte överstiga själva bålens kapacitet [1]. Figur 1 a visar en stamnätstopologi. Flera inbäddade topologier kan härledas från denna topologi; två exempel visas i figur 1 b. Vi har antagit att stamnätet redan har definierats (antal och platser för växlar, fiberstammar osv.). Denna anläggning kommer att delas upp mellan många tjänster, offentliga och privata, operativa och experimentella (telefoni, videodistribution, privata P/S-nät, ISDN, BISDN, etc.). För att utforma den inbyggda nätverk topologin, är problemet formulerat som ett problem nätoptimering där en överbelastning mäter baserat på den genomsnittliga paketfördröjning minimeras med förbehåll för kapacitetsbegränsningar. Om man antar att antalet strömbrytare och trunkar i stamnätet redan är definierade, tar vi itu med problemet med att kartlägga den inbäddade topologin. Kartläggningen kan behöva ses över mycket ofta för att komma till rätta med trafikfluktuationerna. Det finns två typer av omkonfigureringsförfaranden. Den första kan innebära en stor förändring i inbäddade nätverk topologi och kan inte vara transparent för användare (dvs. vissa anslutningar kan avbrytas och senare återupptas); denna typ av omkonfigurering kan ske med en frekvens av månader eller veckor. Den andra omfattar endast mindre störningar i den inbäddade topologin, och bör vara användaren-transparent; det kan utföras på en timmes basis. Den föreslagna metoden är densamma för båda typerna. • Problemdefinition Antag att en initial inbäddad topologi definieras, och den inbyggda länken bandbredd och paket routing väljs så att • Den genomsnittliga paketfördröjningen minimeras. • Summan av den sammanlagda bandbredden för alla rör som använder kofferten överstiger inte kapaciteten i kofferten.  • Alla trafikkrav är uppfyllda utan att överskrida rörbandbredden. Om både ryggrad och inbäddade nätverk modelleras med hjälp av grafer, är C i kapaciteten för arc i, f i är flödet av arc i, varan com(i, j) är flödet av paket från källa i avsedd för j, X i är flödet av varje vara i, och Z är den genomsnittliga paketförsening, problemet kan formuleras enligt följande. • Topologi och bågkapacitet hos stamnätets länkar. • Topologi för den inbäddade topologin. (Observera att varje båge i den inbäddade topologin innehåller ett antal rör.) • Erbjuden trafik. • Minimera den genomsnittliga paketfördröjningen Z. • Kapacitet för bågarna i den inbäddade topologin C. • Routing på den inbäddade topologin. 1. Vad är det för fel på dig? Den sammanlagda kapaciteten C för alla bågar i den inbäddade topologin får inte överstiga kapaciteten hos ryggradens topologibågar C, där M är antalet bågar i den inbäddade topologin och P är bågens vägvektor (0s eller 1s). 2. Utgångspunkten är följande: Flödet x för varje vara k som transporteras på alla rören måste vara lika med flödet r k av varan k erbjuds till sin källa, där N är antalet rör och n är rörnumret. 3. Vad är det som händer? Det sammanlagda flödet f på varje båge i den inbäddade topologin måste vara lika med summan av alla varor som flödar på alla rör med hjälp av denna båge, där Q är antalet varor och p (k; n) är flödet varuvektorn (0s eller 1s). 4. Vad är det som händer? Det sammanlagda flödet på varje inbäddad båge får inte överstiga sin kapacitet, • Algoritm Först, en slumpmässig inledande inbäddad topologi hittas. Ett val är att inkludera alla möjliga M(M) 1) länkar (fullständigt ansluten graf), och sedan låta en optimering procedur välja de mest effektiva. Ett annat val är att infoga direkta länkar mellan nodpar med de högsta genomströmningskraven [1]. Kom ihåg att C i är kapaciteten hos arc i, f i är flödet av arc i, varan com(i, j) är flödet av paket från källa i avsedd för j, X i är flödet av varje vara i, och Z är den genomsnittliga paketfördröjningen. Problemet kan formuleras på följande sätt: • Topologi och båge kapacitet ryggrad topologi. • Arc vektorer av den inbäddade topologin (0 eller 1). • Trafikkrav. • Inledningsvis genomförbar lösning ( C 0, f 0 ). • Tolerans t. Syfte: • Hitta vektorer (C, f, X) som minimerar den genomsnittliga paketfördröjningen Z (uppstå M/M/1 modell) [60] : där C m är värdet av kapaciteten hos länk m, f m är det aggregerade flödet på länk m, och är det totala flödet. Steg: 1. Ställ in iterationsnumret k till noll, och fördröj till ρ (k, 0, Z gamla  och ρ). 2. Utgångspunkten är följande: Öka iterationstalet k med 1 (k  och k) 1). Hitta vektorn C # som uppfyller begränsningar 1 och 5 och minimera: min  till c Z( Detta kan göras med hjälp av den reviderade simplex metoden [61]. Hitta vektorn f # uppfyller begränsningar 2 till 6 och minimera: min. Detta kan göras genom att bygga en minimiväg lösning (f #, x # ) för den inbäddade topologin där kostnaden för varje båge u beräknas som 3. Hitta värdet * som minimerar fördröjningen Detta optimala kan erhållas med någon linjär sökmetod, såsom den gyllene delen teknik [62]. gå till steg 5 (ett potentiellt lokalt minimum har hittats); annars gå till steg 2.. Stoppa (det lokala minimum har hittats). Det lokala minimum är (C*, f *, x *), som uppfyller alla begränsningar. Om R är förhållandet mellan fördröjningen av den inbäddade topologin och den ursprungliga (ryggbenet) topologin, visar experimentella resultat att R minskar med ökningen av trafiken, vilket innebär att med hjälp av en optimerad inbäddad topologi istället för ryggraden topologi leder till förbättring i den genomsnittliga fördröjningen. I detta avsnitt diskuteras hantering av nätbandbredd (BWM) och kontroll av överbelastning. En mekanism för trängselkontroll måste utformas med hänsyn till den transporterade trafikens art och måste uppfylla de många olika kraven när det gäller bandbredd, cellförlust, antal anslutningar osv. Bandbreddshantering, som används för att förhindra trängsel, görs i huvudsak genom att acceptera eller vägra en nyarrivalcell. Dessa BWM-protokoll måste vara enkla, distribuerade och flexibla och ha tre mål: skydd av gemensamma resurser, rättvisa och robusthet. Många BWM protokoll finns [6 - 23, 31], och vart och ett av följande underavsnitt representerar ett. • Leaky-bucket metod I denna metod, den nya trafiken som går in i nätverket från varje slutenhet övervakas i realtid. Algoritmen använder följande steg [6 - 8]: • Initiera en räknare X till noll. • Om en ny cell anländer, decrement X, X, max (X, cT, 0), där c är en angiven parameter och T är den tid som förflutit sedan den senaste cellen ankomst. Om X  till M, där M är ett förskrivet värde, då cellen passeras taggade; annars cellen passeras otaggad. Increment X; X  på X  på L, där  till är en specificerad parameter och L är celllängden i okteter. • Märkta celler kastas när de stöter på en måttlig tröskel vid någon cell kö längs den virtuella kretsen.  Man kan välja  på så sätt att  på L 1; sedan genomströmningen är c celler per enhet tid. M anger cellburststorleken som är tillåten efter en betydande tomgångsperiod. Denna algoritm tillåter en ihållande, otaggad genomströmningshastighet av c/ och octets per enhet, och en bristning som är kontrollerbar (för ett givet värde av c och  på) genom val av värdet av M. Låt FVT representera fraktionen av kränkt trafik och FPR representerar fraktionen av minskning av topphet (förhållande av icke-våld-taggad topphet till trafikutgång topphet). är parametern trafikformning (tid mellan på varandra följande ATM-celler), och M är parametern läckande sprängning. Resultaten visar att både FVT och FPR minskar med en ökning av M eller, vilket innebär att utnyttjande också minskar med en ökning av M eller. I allmänhet kan vi säga att med hjälp av läckande bucket-metoden med bra urval av M och minskar effektivt nätutnyttjande (för icke-våldstrafik), och att denna trafik kan hanteras mycket enkelt av nätverket. • Maximal fördelning I denna metod anger användaren både den maximala hastigheten för cellens ankomst och de virtuella nätverkskretsarna. Som visas i figur 2, varje länk har en topp-hastighet monitor för att garantera att summan av topphastigheterna för alla virtuella kretsar med hjälp av den länken inte överstiger sin maximala cellhastighet [9, 18]. Varje virtuell krets (VC i ) måste ha följande parametrar: • Minsta tid mellan celler, d i. • Tid den senaste cellen överfördes, t i. Följande steg vidtas vid varje ny cell ankomst: När en ny cell anländer för VC i vid tiden T: sedan om vid länken kö den totala topphastigheten  på länkhastigheten, då cellen går in i nätverket; annars ett av två beslut kan tas: kasta cellen, eller markera cellen (markerade cellen kan kastas i händelse av trängsel); annars vänta tills tiden når t i  och d i. Denna metod är lätt för användare att förstå och specificera, och det tillåter ett enkelt genomförande. Resultaten visar att metoden för tilldelning av högsta tillåtna hastighet ger mycket goda resultat när det gäller enhetlig trafik, men när det gäller spricktrafik utnyttjar den inte nätbandbredden i tillräcklig utsträckning. • Sprängd trafikspecifikation och fördelning I detta tillvägagångssätt anger användaren en toppcellhastighet, en förväntad genomsnittlig cellhastighet och en maximal sprängningsstorlek. Som visas i figur 3, Varje länk har en peak-rate monitor och en token generator. Bildskärmen fungerar som i den föregående metoden, medan tokengeneratorn genererar ett antal polletter som ska användas av cellerna som passerar från monitorn med toppfrekvens. Det maximala antalet polletter i poolen begränsas av den angivna maximala sprängstorlek [9, 18]. Algoritmen är uppdelad i två delar; den första delen är densamma som metoden med peak-rate. Men om en cell passerar från monitorn för topphastighet, sker den andra delen: Om det finns några token(er) i poolen, förbrukas en token, och cellen går in i nätverket; annars markeras cellen och passerar. (Markerade celler kasseras och returneras till användaren om nätverket stöter på överbelastning.) Nätverket måste kunna avgöra om en viss uppsättning virtuella kretsar på ett säkert sätt kan multiplexas tillsammans i enlighet med den godtagbara cellförlusthastigheten. Denna metod är svårare för användare att förstå, specificera och genomföra än den föregående, men det tillåter prestandagarantier att handlas bort mot länkeffektivitet och trafikbrist. Den största nackdelen med detta tillvägagångssätt är att det för närvarande inte finns några beräkningseffektiva sätt att avgöra när en ny virtuell krets säkert kan multiplexas med andra virtuella kretsar som specificeras på detta sätt. • Minsta genomströmningsfördelning I denna metod fördelar nätverket ankomst- och avgångstider i de virtuella kretsarnas länkbuffertar, i proportion till den bandbredd de behöver från denna länk. Denna metod är lätt att specificera och genomföra. Det kan ge hög effektivitet vid enhetlig trafik, men enhetlighet är inte alltid garanterad, eftersom nätet inte kan lova något om genomströmning utöver vad som begärts. Användare med spruckna trafikströmmar, men som behöver alla eller nästan alla sina data för att komma igenom oavsett annan trafik, kan ange ett högt krav genomströmning. Detta kommer dock att leda till en topptilldelning. • Snabb buffertreservation I denna metod har varje virtuell krets ett av två tillstånd, tomgång eller aktiv. Alla aktiva virtuella kretsar tilldelas ett antal buffertplatser enligt den bandbredd som krävs (som i föregående underavsnitt). Övergång mellan ett aktivt och ett sysslolöst tillstånd inträffar när en markerad cell tas emot, vilket anger antingen början eller slutet på en sprängning. Efter denna period måste den virtuella kretsen ändras från det aktiva till det inaktiva tillståndet. Denna period bestäms av fördröjningsvariationen i nätet. Valet av denna period sätter en gräns på topphastigheten av virtuella kretsar [9, 18]. Antag att tre typer av celler finns: starta S, mitten M, och avsluta E. Trafik kan vara av formen SSS. .. SSSE, SMMM........................................................................................ ....................................... ................................................................ ................................................................ .. E. Alla virtuella krets VC i måste tillhandahålla följande information: • Antal buffertplatser för VC i när den är aktiv: B i. • Antal buffertplatser som redan används av • Tillstånd för virtuell krets VC i (aktiv eller inaktiv). Antalet otilldelade buffertplatser B i kölänken måste också vara känt. Denna algoritm tar följande steg:, sedan lagra cellen i bufferten markerade; lagra cellen i bufferten omärkt. • Om en virtuell krets i (VC i ) får en start eller mellancell: om VC i är aktiv, köa cellen; återställa timern av i;, sedan lagra cellen i bufferten markerade; cellen lämnas omärkt. • Om en virtuell krets i (VC i ) får en mellan- eller ändcell: om VC i är inaktiv, sedan kassera cellen. • Om en virtuell krets i (VC i ) får en slutcell: om VC i är aktiv eller dess timer löper ut, sedan ställa in VC i tillstånd till sysslolös; B  på B i. • Om en virtuell krets i (VC i ) får en enstöring (låg prioritet celler): sedan lagra cellen i bufferten markerade. Observera att närhelst en cell avlägsnas från länkens buffert, minskas dess lämpliga b i. Det är tydligt att denna metod kräver två bitar av ATM-cellhuvudet för att koda celltyp (loner, start, mitt, slut). Buffertreservationsmekanismen kan tillämpas direkt på virtuella konstanta kretsar (uniform trafik), samt på spruckna virtuella kretsar (bursty trafik). Sådana virtuella kretsar skulle helt enkelt aktiveras initialt och skulle förbli aktiva hela tiden. Den programvara som gör routing besluten måste väljas för att säkerställa en mycket liten sannolikhet att den momentana efterfrågan på buffert slots kommer att överstiga buffertkapaciteten.  • Trafikstockning kontroll genom block släppa på röst Denna metod avser endast röst, röstband data, och faksimil kodning. Den använder begreppet att förlusten av mindre betydande bitar i rösten (jämfört med hela celler) orsakar försumbar kvalitetsförsämring. Denna förlust kan nå 10% av hela cellen [10, 11]. Varje röstkälla provtas vid 8 kHz och kodas med hjälp av ett inbäddat schema vid 32 kbps. Över 16 ms samlas 128 prover in och organiseras i fyra block celler av samma längd (observera att alla celler också är lika långa). Varje cell är uppdelad i fyra block. Alla de minst signifikanta bitarna (första kvartalet av cellen) från de 128 proverna finns i cellens första block, de nästa bitarna (nästa kvartal) finns i det andra blocket, etc. Som visas i figur 4 används en rubrik för att inkludera en rad information om paketet (t.ex. destination). En bit i huvudet kan anges för att ange om ett paket är "bit-droppable". Systemet måste skilja en röstbandscell (VBD) från en röstcell, och kan ställa in denna bit för att förhindra att biten faller på en VBD-cell. En trängselåtgärd definieras med avseende på antalet röst- och dataceller som för närvarande är i vänteläge. Fyra tröskelvärden fastställs också. Om trängselmåttet överskrider den första tröskeln, släpps det första blocket från cellen som är på väg att gå in i transmissionen. Om åtgärden överskrider den andra tröskeln, läggs det andra blocket från cellen som är på väg att mata in överföring, etc. Cellhuvudet innehåller ett fält som anger antalet droppbara block i cellen. För att skydda röstbandsdata och faksimilceller från blockering, är detta fält alltid satt till noll. Resultaten i [11] visar att bit-droppingmetoden i allmänhet minskar medelfördröjningen, särskilt med tunga laster, där tröskelvärdena har stor effekt på nätverksprestandan. Låga tröskelvärden leder till allvarlig nedbrytning i det genomsnittliga antalet bitar per prov, och även till ökad sannolikhet för paketförluster vid hög belastning. Höga tröskelvärden kan leda till en liten förbättring av medelbitar per prov eller paketförlust, men samtidigt ökar den genomsnittliga paketfördröjningen. Ekvation (10) erbjuder ett försiktigt val av tröskelvärden så att fördröjningsprestanda optimeras medan prestandamålen uppfylls: (10) där N är antalet röstkällor, S är antalet röstprover per paket, H är antalet bitar i huvudet, r är ankomsthastigheten för paket per röstkälla, och C är överföringskapaciteten. I allmänhet visar resultaten att bit släppa jämnar superposition-packet röst processen genom att öka paket servicehastigheten under kritiska perioder av trängsel i kön. Integrerade tjänster som data, röst, grafik och video har olika krav när det gäller prestanda och tillgänglighet. Utmaningen är att uppfylla dessa krav samtidigt som användningen av delade nätresurser maximeras. Detta kräver en flexibel, kontrollerad bandbreddstilldelningsteknik. I detta avsnitt beaktas problemet med adaptiv hantering av bandbredden i ett integrerat nät. Flera metoder finns för att hantera detta problem, såsom enkel kanalstrategi [24], slot tilldelningsmetoder [25, 26], virtuella sluttidsmetoder [27] [28] [29] [30], integrerad åtkomst med ett korsanslutet system [10, 31], resurs tilldelning analysprogram [32] [33] [34], flernivå kontrollmetoder [35, 36], nät tillträde port kontrollmetoder [37], filtrerade inmatningshastighet metoder [38], statistiska multiplexing metoder [39], synkron bandbredd tilldelningsmetoder [40], och andra [31, 41-47, 50 -56]. Expertsystem, neurala nätverk, och fuzzy logik används också för att hantera bandbreddstilldelning problem [48, 49, 57]. Detta avsnitt är indelat i ett antal underavsnitt, som var och en illustrerar en metod för att effektivt fördela bandbredden. • Enkel dynamisk kanalstrategi I denna metod har varje tjänst sina egna kanaler. Om ett samtal kommer från en tjänst utan tillräckliga fria kanaler, kan det använda kanaler från en annan tjänst, men bara om det nuvarande antalet fria kanaler vid denna tjänst överstiger en viss tröskel; annars samtalet blockeras. Ibland är det möjligt, särskilt när det gäller telefontrafik, att bestämma det förväntade antalet nya samtal som anländer under en viss tidsperiod med hjälp av en Poisson-distribution. Då är det möjligt att upprätthålla en specifik blockering sannolikhet genom att hålla en reserv av fria kanaler baserat på det förväntade antalet samtal under denna period. Detta nummer kan också bidra till att fastställa tröskelvärdet [24]. Resultaten visar att dynamisk fördelning av kanaler ger ett effektivare resursutnyttjande för alla typer av tjänster. Genomströmningen ökas med denna metod över den för det fall där varje tjänst använder sina egna kanaler. Denna ökning är dock liten när systemet huvudsakligen transporterar trafik från en enda typ av tjänst. Den procentuella ökningen av genomströmningen minskar när antalet kanaler som tilldelas för varje tjänst ökar. Genomströmningen minskar också med eventuell minskning av blocksannolikheten eller medeltiden mellan anropsinitieringarna. • Slot tilldelningsmetoder I modellen som visas i Figur 5, N anslutningar är multiplexed i källan. Varje källa har N buffertar, med ett antal celler lagrade på varje [25, 26]. I slot tilldelning algoritmer delas tiden in i cykler, varje cykel delas upp i ett antal slots, och varje slot används för att överföra en cell per anslutning. Fem bandbredd tilldelningsmetoder kan byggas med hjälp av slot tilldelning koncept [25]. I denna metod är både varaktigheten för varje cykel och varaktigheten för varje slot konstant, så antalet slots i varje cykel är fast. Dessa ankomst- och avgångstider delas lika mellan anslutningarna. Figur 6 visar ett exempel där cykeln är uppdelad i 24 lika stora slots, och slots delas lika mellan de fyra befintliga anslutningar så att varje anslutning har sex platser att använda, oavsett antalet celler den har. Det är tydligt att denna metod leder till slöseri med celler, eftersom ingen anslutning kan använda andra slots än sina egna, även om den har uttömt sina egna slots och de andra inte har använt sina. I denna metod också, både varaktigheten för varje cykel och varaktigheten för varje slot är konstant, så antalet slots i varje cykel är fast. Men i denna metod är antalet ankomst- och avgångstider som tilldelas varje anslutning inte konstant, utan proportionellt mot antalet celler i bufferten som hör till anslutningen vid tidpunkten för tilldelningen. Det finns dock en maximal gräns för antalet celler som tilldelas en anslutning. På grund av denna maximala gräns, vissa slots kan vara oallokerade i en cykel, vilket leder till slöseri med celler. Det finns två sätt att övervinna denna nackdel: Det första är att ignorera denna högsta gräns, och det andra är att fördela dessa överskott slots till anslutningen med det största antalet celler i sin buffert. I denna metod är cykelstorleken variabel, och alla anslutningar serveras i ordning. Vid sin tur, varje anslutning skickar alla de celler som lagras i sin buffert vid den tidpunkten, med en maximal gräns m, så om antalet celler i anslutningen överskrider denna gräns, det skickar bara de första m-celler och måste vänta på sin nästa tur att skicka resten (eller en annan m-celler). I denna metod finns inga cykler. Varje cell överförs på en först till kvarn-basis, oavsett vilken anslutning den tillhör. Denna metod är extremt ineffektiv, eftersom om en anslutning genererar många celler på grund av ett fel, det kommer att använda en stor del av nätverket bandbredd, och detta kommer att bromsa de andra anslutningarna med korrekta celler.  I denna metod varierar storleken på varje cykel och antalet ankomst- och avgångstider som tilldelas en anslutning i en cykel. Med bithastigheten för varje anslutning är känd, det antal slots som tilldelas en anslutning per cykel ändras med denna bithastighet, men varje anslutning måste ha minst en plats per cykel. För varje tidsperiod ändras alltså både cykelstorleken och antalet ankomst- och avgångstider som tilldelas en anslutning per cykel. Denna metod minskar antalet bortkastade slots, men vissa kan fortfarande finnas. Resultaten visar att metod 2, 3 och 4 ger mycket lägre genomsnittlig fördröjning än metod 1 och 5: • Som tidigare nämnts har den först till kvarn-metoden inget sätt att förhindra en anslutning från att generera onormalt stort antal celler och följaktligen med hjälp av en stor del av bandbredden. • Metoderna 3 och 4 är överlägsna, eftersom spelautomater aldrig slösas bort. • Metoderna 1 och 5 kan vara oanvända. Detta inträffar när det inte finns någon cell från anslutningen för att tilldela dessa slots, medan det finns celler som väntar från andra källor. Jämförande genomsnittlig fördröjning till linjeutnyttjande, har det visat sig att • Den genomsnittliga fördröjningen för metod 4 är nästan lika med den för metod 3 för hela intervallet av linjeutnyttjande. • Den genomsnittliga fördröjningen för metod 2 är något högre än för metod 4 för låg till måttlig användning. • Den genomsnittliga fördröjningen för metod 2 är nästan lika med den för metod 4 för hög linjeanvändning. • Virtual finishing time methods Höghastighetsnätverk kan bära många typer av trafik (röst, grafik, video, etc.).), var och en med olika kvalitetskrav på tjänsten (QOS). I virtuella efterbehandlingsmetoder (figur 7), varje nod har ett antal buffertar, varje typ av tjänst lagras i en buffert, och dessa buffertar är själva FIFO (huvudet för varje buffert serveras först). Eftersom alla buffertar delar en länk måste en schemaläggningsmetod användas. Detta avsnitt diskuterar algoritmer som bestämmer hur dessa buffertar delar länken bandbredd, med hjälp av förväntad avgångstid för samtal, eller virtuell sluttid (VFT). Flera metoder för att beräkna VFT [27–30] tillåter en garanterad ränta och genomsnittlig fördröjning för varje tjänst, oberoende av beteendet hos de andra tjänsterna. Observera att c i n är cellen i som anländer till en buffert n, och VFT F i n är den förväntade avgångstiden för cellen i från buffert n. Denna metod fördelar den inaktiva bandbredden när som helst t, i proportion till en partitioneringsparameter för nontomme buffertarna [27] [28] [29]. Varje c i n ges en VFT F i n. Cellen som har minst VFT serveras först; om flera celler, var och en i spetsen för en buffert, har samma VFT, de serveras i godtycklig ordning: där n är bandbredd-partition parametern för bufferten n ( 1  på 2  på 3  till..  på N  på 1), a i n är ankomsttiden för c i n, och V är den virtuella tidsfunktionen för noden. Den virtuella tiden V(t) definieras som noll för alla tider då länken är inaktiv. För en hektisk period, är starttiden inställd till noll [V(0) 0]; sedan V(t) utvecklas enligt följande [28] : (12) där B j är den uppsättning sessioner som är upptagna i intervallet (t j]1, t j ). Resultat visar att under PGPS, fördröjningen av ett paket från tjänst jag kan begränsas i termer av tjänsten i kö storlek sett av det paketet vid ankomst, även i avsaknad av någon priskontroll. Detta gör det möjligt för tjänster att dra nytta av lätt laddade nätförhållanden. Denna metod använder samma koncept som den paketerade generaliserade delningsmetoden för processorer, men med olika V(t). V(t) är VFT för den sista icke-bästa-ansträngningscellen som serveras före tid t. Om ingen sådan cell finns, därefter Processor-delningsläge. (ABR  med tillgänglig bithastighet; UBR med ospecificerad bithastighet.) Denna metod sätter en gräns på fördröjningen av varje cell som passerar genom en nod. Det leder till högre genomsnittlig fördröjning än den tidigare metoden, men ger också rättvisa i bandbredd distribution. Dessutom är VFT-beräkningen lättare än den för PGPS-metoden [27]. Denna metod använder samma koncept som den paketerade generaliserade delningsmetoden för processorer, men med olika VFT [27, 30] : Denna metod ger mindre genomsnittlig paketfördröjning än de två föregående metoderna. Dess främsta fördel är att beräkningen av den virtuella tiden är försumbar, eftersom den helt enkelt extraheras från varje paket när den tas i bruk. I denna metod, alla celler i huvudet på buffertarna beaktas för service vid varje avgång epok. Denna metod använder samma koncept som PGPS och samma VFT-ekvation som den tidigare metoden, men med olika behandling av överbelastade och bäst ansträngda celler. Bufferter anses vara överbelastade om de överskrider någon tröskel. Två metoder erbjuds; den första gynnar överbelastade celler utan hänsyn till bäst ansträngda celler, medan den andra också gynnar överbelastade celler, men med bäst ansträngda celler gynnad i frånvaro av trängsel [27]. Detta beslut träder i kraft dagen efter det att det har offentliggjorts i Europeiska unionens officiella tidning. Att gynna överbelastade buffertar Denna metod gynnar överbelastade celler. Vid varje tidpunkt t, VFT för alla buffertar beräknas: • Om inga buffertar är överbelastade, då en cell från buffert i av den minsta VFT (F i n ) serveras först. Tidslinje för T1-T2-schemat. Rösttid Röstdata Data Röst- eller datatjänstavbrott (signalceller) • Om minst en buffert är överbelastad, hitta då den överbelastade bufferten j med den minsta VFT (F j m); hitta den icke-tomma bufferten i (bland alla buffertar) med den minsta VFT (F i n ); sedan c i n serveras; annars c j m serveras. • Bästa ansträngning celler serveras iff alla N buffertar (översatt eller inte) är tomgång. Denna metod gynnar också överbelastade celler, men bäst-ansträngning buffertceller gynnas om inga överbelastade buffertar finns. Vid varje tidpunkt t, VFT för alla buffertar beräknas: • Om inga buffertar är överbelastade och den bästa ansträngningsbufferten är tom, då cellen från buffert i av den minsta VFT (F i n ) serveras först. • Om inga buffertar är överbelastade och den bästa ansträngningsbufferten inte är tom, då hitta bufferten i med den minsta VFT (då c i n serveras; annars en bäst-ansträngning cell serveras. • Om minst en buffert är överbelastad, då hitta den överbelastade buffert j med den minsta VFT (F j m ). hitta den icke-tomma bufferten i (bland alla buffertar) med den minsta VFT (F i n ); sedan c i n serveras; annars c j m serveras. Den tomgång virtuell klocka metod hanterar överbelastade celler samt bäst-ansträngning celler (i det andra schemat); Detta leder till minsta genomsnittliga fördröjning för de totala paketen. • Integrerat system för åtkomst och cross-connect (IACS) multiplexing metod I detta avsnitt, T1-T2 systemet med endast röst och data beaktas; sedan en generalisering av denna metod med hjälp av alla tjänster förklaras. Vi klassificerar först alla tjänster och förklarar sedan hur de behandlas. I denna metod beaktas endast tre typer av celler: signalceller, röstceller (röst, röstbandsdata och faksimil) och digitala dataceller. Varje typ köas i en enda buffert, och celler serveras enligt T1-T2-schemat [10]: • Väntande röstceller serveras tills maximalt T1 ms har gått ut eller tills röstkön är slut. • Väntar dataceller serveras tills högst T 2 ms har förflutit eller tills datakön är uttömd. • Signalerande celler har hög prioritet; de kan avbryta både röst- och dataceller. utgör ett exempel på T1-T2-systemet. Eftersom signalerande trafikintensitet är mycket liten jämfört med andra, kan vi säga att länken bandbredd tilldelas röst och data med förhållandet T 1 till T 2, respektive: Bandbredd för data  på T 2 där B är den totala länken bandbredd. Värden för T 1 och T 2 kan väljas antingen för att reservera minsta bandbredds proportioner för båda typerna, eller för att justera de nödvändiga fördröjningarna för båda celltyperna. Denna metod är en generalisering av T1-T2-systemet, men med alla bredbandstjänster. Celler klassificeras i fyra typer; tabell 1 visar egenskaperna för varje typ och ger exempel på varje [10, 31]. Figur 9 visar trafiktyperna och deras krav på fördröjningsbandbredd. Varje typ av tjänst tilldelas en separat kö. DTS-servern betjänar alla köer genom att cykliskt besöka varje kö och tilldela den en tidsdel. Denna tidsskiva är proportionell mot den bandbredd som köerna kräver. I vilket fall som helst, om n är antalet köer som inte är tomma i DTS, läggs en kö (med nummer 0) till för signalering. För att beräkna tidsskivan för kön n  på 1 måste följande ekvation användas: Fördröj bandbreddskrav för olika trafiktyper.  där f i är den andel av bandbredden för kö i, T i är den tidsdel som krävs för kö i, D c är DTS servicecykeltid (1 till 2 ms), M c är antalet celler i en DTS servicecykel, är cellöverföringstiden på länken, och f 0 är bandbredden reserverad för signaltrafik på varje länk. Olika system används för varje trafiktyp. Serveringsschema för typ 1A När en användare gör en begäran om att praktiskt taget allokera den bandbredd som krävs skickar nätverket begäran till alla noder på väg till destinationen. Användaren garanteras den tilldelade bandbredden under samtalets varaktighet. Ett routingsystem används för att hitta lämplig sökväg från källa till destination. Det finns system för tjänster av typ 2 Tre för denna typ. De behov som anges i anropsbegäran avgör vilka som ska användas. 1. Vad är det för fel på dig? I detta system sätter användaren upp en förbindelse med närmaste servicenod, som i sin tur accepterar bulkinformationen och lagrar den i sitt minne. När destinationen har meddelats upphör förbindelsen med användaren. Under korta perioder av trafik förhandlar servicenoden med andra noder på väg till destinationen för att fördela lämplig bandbredd, sedan transporterar data. När uppgifterna levereras rensas samtalet och destinationen skickar ett meddelande om servicekomplettering till källan. 2. Utgångspunkten är följande: I detta system anger användaren den transaktionsstorlek, fördröjningstolerans och bandbredd som krävs. Nätverket självt begär anropsinställningen, och informationen väntar på överföring vid användarterminalen, inte i åtkomstnoden. Under en slack period sätts samtalet upp, men inom den tidsfrist som anges av användaren; sedan levereras information som i det första systemet. 3. Vad är det som händer? I detta system tilldelas varje länk en lågprioriterad kö utan någon bandbreddsgaranti. Den använder endast reservbandbredd (idle cell slots) i varje DTS-cykel. Om längden på denna buffert överstiger en viss tröskel skickas STOP/SEND-signaler till grannarna för att förhindra trängsel. Serveringsschema för typ 3 Servering av denna typ liknar servering av typ 1B, med undantag för uppställning av anrop och routing. Varje typ 3-anropsklass (t.ex. röst, låghastighetsdata, interaktiv bild) har sin egen kö. Statistisk multiplexingeffektivitet kan vara mycket hög jämfört med typ 1B. Resultaten visar att DTS-systemet har följande fördelar: • Det garanterar önskad bandbredd till anslutningar som kräver en fast bred bandbredd, och därmed underlättar upprättandet av virtuella kretsar. • För varje klass baseras anropsantagningen på kapacitet kontra bandbreddstabeller för den klassen. Dessa tabeller uppdateras i takt med att tekniken förändras. • Det är ett effektivt sätt att kombinera isochronous highbandwidth tjänster med variabel-bit-rate, statistiskt multiplexed anslutningar. • Att placera varje samtalsklass i en separat kö underlättar servering enligt dess nödvändiga QOS. • All bandbredd som inte används av en samtalsklass är tillgänglig för annan trafik som finns i multiplexorn. • Uppringningsprocedurerna är call-class-baserade, så att användningskostnaden för nätverksresurser kan beräknas separat för varje samtalsklass, och ett enkelt call-class faktureringssystem kan byggas. Den största nackdelen med DTS-systemet är att användarna kan straffas med buffertspill om de överskrider den avtalade bandbredden, och det finns ingen reservbandbredd på länken. • Ankomsttid (tidpunkt då begäran mottas av resurstilldelningsprocessen). • Starttid (tidpunkt då resurserna faktiskt börjar användas). • Varaktighet. • Datahastighet (D). • Modulering (M). • Begär förhandling. • Främre felkorrigeringskod (FEC). • Geografiskt område. Observera att M  på 0.5 för QPSK (framåt) och M på 1 för BPSK (bakåt). Begäran kan göras omedelbart eller bokas (i förväg). Från denna information beräknas bandbredd (B) för varje subrequest (direction) med hjälp av formeln där K är en bandbreddsfaktor för att ge marginal för intilliggande kanalgränssnitt, etc. (K) 1.5.) Två möjliga algoritmer för att fördela resurserna finns: • Fullständig partitionering (CP): Alla tillgängliga resurser delas från början mellan de olika tjänsteklasserna, och varje begäran kan endast använda sin egen kanal [33]. • Fullständig delning (CS): Alla tillgängliga resurser är tillgängliga för alla klasser [34]. RAAP tillåter följande: • Delning av bandbredd i pooler (varje pool har ett antal kanaler). • Dela mellan kanalpooler. • Utnämning av en pool av rå bandbredd för vanligt bruk. Varje tidsperiod, statistik tas för att tilldela bandbredd till varje kanal pool. För varje par av pooler x och y finns en tabell för att ange det maximala antalet kanaler som pool x kan ta från pool y (en högsta tröskel kan finnas). För varje begäran, både starttiden och varaktigheten är kända, så vi kan visualisera en "request fönster" rektangel, med sin vänstra sida vid starttiden och dess högra sida vid starttiden  på varaktigheten. Höjd representerar den nödvändiga resursen, och varje ändring av starttid eller varaktighet kommer att ändra positionen för hela rektangeln. Figur 10 representerar en pool med endast två kanaler, där fyra förfrågningar görs. I figur 10 (a) Förfrågan 4 är förlorad, eftersom ingen kanal är fri vid ankomsttid, medan i figur 10 (b) förfrågningar är organiserade så att ingen begäran går förlorad. Det krävs fortfarande forskning om hur man kan fördela ansökningarna mellan kanalerna för att uppnå maximal prestanda. Som visas i figur 11, När förfrågningar anländer till resurskontrollanten, kontrollerar den controller resursen Begär ändring sekvens.  Figur 11 kartor och försök att bevilja ansökningar utan ändringar. Om detta inte är möjligt, kommer den att försöka bevilja ansökningar med olika kombinationer av ändringar (starttid, varaktighet, datahastighet, eller någon kombination av dem). Tre svar är möjliga för varje försök: • Ja: Begäran beviljas och kunden accepterar eventuella ändringar. • Nej: Begäran beviljas inte eftersom ändringarna inte kan uppfyllas. • Avbryt: Begäran kan beviljas men kunden vägrar ändringarna. Observera att en begäran kan blockeras i början om det inte finns några overksamma modem tillgängliga hos resurskontrollanten för att acceptera dataanropet. Om en subrequest med ändring beviljas, kommer den resursfördelningssekvens som visas i figur 12 att följas. Denna algoritm används för att överväga olika nivåer av delning. Den primära kanalpoolen är den pool vars datahastighet, modulering och FFC-värden motsvarar värdena i själva subrequesten. Om denna pool inte finns eller har otillräckligt utrymme, försök att dela mellan kanalpooler. Om detta också misslyckas, försöker styrenheten placera subrequesten i den gemensamma bandbreddspoolen om den definieras. Även begränsningarna i fråga om satellitkraft måste kontrolleras. Nyttan av RAAP-programmet illustrerades i [32] med hjälp av två datafrekvenspar. Parametrar för dessa exempel ges i tabell 2. Observera att ett första block inträffar när en begäran inte beviljas med sina ursprungliga värden (starttid, varaktighet, data), medan ett sista block inträffar när en begäran inte får service av något slag. • Hierarki (multilevel) control method Detta avsnitt behandlar ett bandbreddstilldelningsproblem i åtkomstområdet till ett TDM-nätverk som bär två grundläggande trafiktyper, kretskopplade och paketkopplade. Varje användare tilldelas en del av den totala bandbredden (slots per ram), och denna del är dynamiskt allokerad till de två trafiktyperna i användarlokalerna, med hjälp av ett hierarkiskt optimeringssystem i två lager [31, 35, 36]. Betrakta en TDM multiplexor som bär trafiken av M-användarplatser på en länk med total kapacitet av C T slots per ram. Antag att varje användare i har de två trafiktyperna, kretskoppling med en genomsnittlig samtal ankomsthastighet på 1 Använda en diskret tid modell med ram varaktighet b sekunder, måste följande formel hålla: Den hierarkiska kontrollen har en beslutsfattande struktur (Figur 13 ) som omfattar följande: Resurstilldelning sekvens. Central beslutsfattare • En central beslutsfattare, som tilldelar varje användare i en kapacitet av c tk (i) slots per ram vid beslut ögonblick t k, k 0, 1,..... Detta uppdrag varar över ramarna t k, t k  på 1,..., t k på 1 1. • M lokala beslutsfattare, som i samma ögonblick väljer en parameter  till tk (i) som påverkar de lokala reglerna för tillträdeskontroll som varje beslutsfattare utövar i början av varje ram på inkommande samtalsförfrågningar om kretsomkopplad trafik. När som helst, om en ny ram t anländer från någon användare i, är det antingen accepterat (av den lokala beslutsfattaren) med sannolikhet B t (i), eller blockeras med sannolikhet 1 är antalet samtal som kräver fortsättning av tjänsten i nästa ram, sedan där t  på k  på 1..., t k på 1; B t (i) är kontinuerligt olika; och 0  på B t (i) 1. 0 är parametern som ska väljas av den lokala beslutsfattaren vid tiden t k. Från ekvation (20), vi drar slutsatsen att som  på tk Om varje process r t (i), i  på 1, 2,..., M, är en Markov kedja med övergångssannolikhet, sedan där P tk (i) är övergångssannolikhetsmatrisen r t (i), t (t k, t k). Därför kan vi definiera följande parameteroptimeringsproblem. I början av varje ny period (t k, t k på 1 1), k 0, 1,.., på grundval av kunskaperna om all tidigare information och om r tk (i), i  på 1, 2,.., M, och även med följande begränsningar: c tk  och i) r tk där • (i) är en viktningskoefficient, är antalet paket i paketkön av användaren i vid tiden t k, T, och Den första termen i J representerar det genomsnittliga antalet blockerade samtal per ram vid användaren i (kretsväxling trafik). I den andra termen, nonnoll argument av max(0;. . ) motsvarar en approximation av skillnaden mellan det genomsnittliga inflödet till och det genomsnittliga utflödet från paketkön vid användaren i. En multilevel nedbrytning av problemet kan göras (Figur 14). Med M lokala beslutsfattare och en central, denna centrala tilldelar varje användare i en kapacitet c tk vid beslut ögonblick t k, medan de lokala beslutsfattarna bestämmer parametern  på tk. Följande två steg upprepas tills konvergens eller för ett lämpligt antal iterationer: • För fasta värden av variabler c tk (i), alla beslutsfattare självständigt lösa sina lokala problem för att bestämma sina egna  till tk (i). Vektorn TK skickas till den centrala beslutsfattaren. • Med hjälp av vektorn tk, den centrala beslutsfattaren finner lämplig c tk med beaktande av alla nämnda begränsningar [ekvationer (22)- (24)]. Vector c tk skickas till en lokal beslutsfattare. Observera att det lokala optimeringsproblemet är numeriskt okomplicerat (enriktad sökning), medan den centrala optimeringen kan utföras med hjälp av gradientprojiceringsmetoden [31, 35]. Vissa förenklingar görs så att lutningen projektion äger rum endast på begränsningen: c tk där  och w är stegstorleken. Denna metod undviker inte bara trängsel, utan uppnår också ett effektivt resursutnyttjande. Den hierarkiska kontrollmetoden som betecknas som "optimum distribuerad" jämfördes med en annan metod som representerar nedbrytnings- och samordningsstruktur. • Det finns bara en parameter som påverkar användarens åtkomstkontrollfunktion: den tilldelade kapaciteten. • Optimeringsproblemet utförs endast på kapacitetsvariablerna av en central beslutsfattare. • TK är initialt fast och hålls konstant. Andel avslagna samtal och genomsnittlig kölängd används som prestandaparametrar i jämförelsen mellan den hierarkiska kontrollmetoden och centraliserad optimering. När det gäller samtalsvägran ger distribuerad optimering alltid bättre resultat än centraliserad optimering. Med hänsyn till den genomsnittliga paket kön, i de flesta fall (särskilt vid maximal belastning), distribuerad optimering ger också bättre resultat än centraliserad optimering. I detta avsnitt beaktas begreppet virtuell väg i bredbandsnät [7, 58, 59, [63] [64] [65] [66] [67] [68]. Den virtuella sökvägen definieras som en märkt sökväg (bunder av multiplexerade kretsar) som avslutas av virtuella vägterminaler som kan identifiera varje anslutning från eller till de nätelement (terminaler) som ingår i det segmentnätverk som de virtuella vägterminalerna hör till. En enklare definition illustreras: • En virtuell väg är en logisk direktlänk mellan två noder. • En fördefinierad rutt definieras för varje virtuell väg i det fysiska nätverket. • En virtuell väg innehåller ett antal virtuella kretsar. • Varje virtuell väg har en bandbredd, som definierar det maximala antalet virtuella kretsar som den kan bära. • Virtuella vägar är multiplexade på fysiska överföringslänkar på ett cell-multiplexing sätt. I figur 15, virtuell väg 1 (VP1) är inställd mellan noder 1 och 4, virtuell väg 2 (VP2) är inställd mellan noder 1 och 5, och virtuell väg 3 (VP3) är inställd mellan noder 4 och 5. När en kund ber nätverket att sätta upp ett samtal med en känd bandbredd, vidtas följande steg. Om begäran bandbredd är mindre än den totala tomgång bandbredd, nätverket accepterar samtalet, och kunden kan kommunicera vid någon godtycklig bandbredd mindre än den tilldelade. Detta görs genom att välja den mest lämpliga virtuella sökvägen från slutnoder som avslutar den virtuella sökvägen. Annars är samtalet blockerat, men kunden kan begära en ny installation med reducerad bandbredd. Många kontrollsystem finns för att skapa individuell virtuell bandbredd för att optimera prestandamåtten på ett rättvist sätt för alla användare [7, 58, 59, [63] [64] [65] [66] [67] [68]. • Flexibel tilldelningsmetod I den här metoden, när anslutningarna på en virtuell väg minskar, tilldelas den återstående länkkapaciteten på den virtuella banan den mest trafikerade virtuella vägen så att varje virtuell väg används väl. Resultaten visar att denna metod ökar transmissionseffektiviteten, men det ökar också bearbetningsbelastningen [52, 58]. • Anläggning (eller grupp transitering) bytesmetod I denna metod finns ett antal kretsgrupper. Varje krets grupperar ett antal virtuella vägar längs en specifik rutt. Antalet kretsar i gruppen motsvarar den virtuella banan och dess bandbredd. Kretsgrupper måste förnyas vid transitnoder samt vid slutnoder. Antalet kretsgrupper varierar också. En packningsalgoritm är nödvändig för att öka användningen av grupperna. Denna metod ökar också bearbetningsbelastningen [52, 58, 66]. • Dynamisk kontrollmetod I denna metod, en routing förfarande vid anrop inställning används vid slutnoder för att välja den mest lämpliga virtuella vägen mellan de två noderna. Inget routingförfarande används vid transitnoder. Bandbredd allokering vid anrop inställning görs genom att jämföra bandbredden av begäran anrop till oanvänd bandbredd av den virtuella vägen vid slutnoder. Algoritmen tar följande steg [3, 52, 58] : Om den aktuella bandbredden är mindre än den bandbredd som krävs för att ansluta detta samtal till slutnoder, försök då att öka bandbredden med ett angivet steg. Om ökningen är tillåten, öka bandbredden och ställa in en virtuell väg för samtalet. Annars, behåll den aktuella bandbredden och vägra samtalet.  Varje ökning eller minskning av bandbredden med ett angivet steg, om möjligt, är enligt den virtuella vägens användningsvillkor. Nätverkets prestanda beror på bandbreddsändringens stegstorlek. Om i k är uppsättningen av samtidiga anslutningar av virtuella kretsar i virtuell sökväg k, då W k (i k ) är den normaliserade bandbredden för virtuell sökväg k. Termen u p,k är ett icke-negativt heltal som uppfyller följande formel: Denna formel innebär att oanvänd bandbredd av virtuell sökväg k är noll när det finns u p,k samtidiga anslutningar. Denna bandbredd ökas till u p på 1, k om ett nytt samtal anländer. Om bandbreddsändringssteget är S, där n är antalet virtuella sökvägar som multipliceras på en länk. Resultaten visar att dynamisk styrning av den virtuella vägen ger ett effektivt sätt att bygga dynamiskt omkonfigurerbara nätverk. Det ökar nätets anpassningsförmåga och flexibilitet och förbättrar utnyttjandet av överföringslänkkapaciteten, men ökar också den nödvändiga bearbetningen [66]. Matematisk analys i [58] visar att det minsta steget (4) avsevärt ökar effektiviteten även vid lågtrafik, medan ett steg på 8 eller 12 ökar effektiviteten endast i högtrafik. Detta dokument beskriver fyra bandbreddsproblem i höghastighetsnät och presenterar flera möjliga lösningar för dem. Dessa problem är 1) topologins design och bandbreddstilldelningsproblem, 2) bandbreddshanteringen och trängselproblemet, 3) bandbreddstilldelningsproblemet och 4) problemet med att ställa in virtuella vägar. Topologins design och bandbreddstilldelningsproblem handlar om förmågan att dynamiskt omkonfigurera ett paketanslutet nätverk för att få en mer effektiv design som uppnår bästa möjliga drift av nätverket. Bandbreddshanteringsprotokoll handlar om överbelastning, vilket uppstår när olika källor konkurrerar om nätresurser medan dessa resurser inte kan uppfylla alla krav. Detta kan hända när logiska kanaler begär bandbredd som inte kan stödjas, eller när nätverket medger fler samtal än dess länkar kan hantera, eller vid någon nod på grund av buffertbrist. BWM-metoderna har fem mål: skydd av gemensamma nätresurser, rättvisa, robusthet, enkelhet och flexibilitet. Fem metoder illustreras i detta dokument, alla baserade på anropsgodkännande eller avslag. Fördelningsmetoder för bandbredd är byggda för att på ett anpassningsbart sätt hantera överföringsbandbredden i ett integrerat nätverk genom att införa optimala partitioneringsregler för den bandbredden. Detta dokument illustrerar sex metoder för att hantera detta problem, var och en med hjälp av ett annat koncept. Den virtuella vägen är en logisk direktlänk mellan två noder som innehåller ett antal virtuella kretsar. Varje virtuell väg har en bandbredd som definierar det maximala antalet virtuella kretsar som den kan bära. Tre metoder ges för att inrätta sådana virtuella vägar för att optimera prestandaparametrarna för alla användare på ett rättvist sätt.  Hänvisningar
Internetprotokoll såsom Resource reSerVation Protocol (RSVP) används för att reservera resurser för ett flöde och realtid kontrollprotokoll (RTCP) används i samband med realtid transportprotokoll (RTP) för att övervaka bandbredden som används av ett program och ge feedback till källan för bandbreddstilldelning REF.
Bandwidth problems in high-speed networks
{'venue': 'IBM J. Res. Dev.', 'journal': 'IBM J. Res. Dev.', 'mag_field_of_study': ['Computer Science']}