SIMULACIJA RAČUNALNIŠKIH OMREŽIJ - Univerza v Mariboru

8.6 Hitrosti prenosa UMTS omrežja ...................................................................................... 1208.7 3G Sistemi ........................................................................................................................ 1218.8 UMTS storitve.................................................................................................................. 1228.8.1 UMTS QoS razredi........................................................................................................ 1238.9 Upravljanje mobilnosti..................................................................................................... 1268.9.1 Mobilni IP ..................................................................................................................... 1278.9.2 SIP protokol................................................................................................................... 1288.9.2.1 SIP protokol za podbporo mobilnosti......................................................................... 1298.9.3 Primerjava protokolov Mobile IP in SIP....................................................................... 1308.9.4 Združitev protokolov SIP in Mobile IP (MIP) .............................................................. 1319. Empirični del...................................................................................................................... 134Zaključek................................................................................................................................ 166Seznam uporabljenih virov..................................................................................................... 170Izjava ...................................................................................................................................... 1728

Kazalo slikSlika 1: Prikaz odzivnosti obremenjenega, neobremenjenega omrežja, odzivnost omrežja z"fast ethernet" povezavo ter odzivnost omrežja z enim samim podatkovnim strežnikom....... 14Slika 2: Prikaz obremenitve omrežja, kjer pride kasneje omrežje v zasičenje (preobremenitevomrežja).................................................................................................................................... 15Slika 3: Streženje in obdelava dogodkov v diskretni obliki..................................................... 22Slika 4: Tvorba osnovnega modela, poglobljenega na procesni in kodni nivo........................ 35Slika 5: Prostrano omrežje - WAN (Wide Area Network) ...................................................... 38Slika 6: Osveževanje / posodabljanje (ažuriranje) usmerjevalne tabele med sosednjimiusmerjevalniki. ......................................................................................................................... 42Slika 7: Števec skokov (ang. routing metric) na dveh različnih poteh..................................... 42Slika 8: Združevanje smeri glede na omrežni promet, zmanjša količino uporabe pasovneširine......................................................................................................................................... 46Slika 9: Pravilo "split horizon" pomaga pri preprečevanju zazankanja poti............................ 49Slika 10: Logična oblika IS - IS usmerjevalnega protokola..................................................... 54Slika 11: Struktura osmih polj (vsako dolžine 1 byte) IS - IS protokola. ................................ 54Slika 12: Območja v večjih domenah. ..................................................................................... 56Slika 13: Izbira optimalne poti, glede na meritve stroškov posameznih odsekov. .................. 61Slika 14: Polnjenje in praznjenje enojne vrste, ki se uporablja v vozlišču. ............................. 75Slika 15: Polnjenje in praznjenje dvojne vrste po opisanih scenarijih..................................... 75Slika 16: Operacija odstrani nad prikazano vrsto. ................................................................... 78Slika 17: Način izračunavanja prostih mest v krožni vrsti glede na različna pogoja............... 82Slika 18: Tri temeljni gradniki QoS sistema zagotavljanja kvalitete storitev.......................... 85Slika 19: Prikaz treh osnovnih nivojev QoS sistema "End-to-End". ....................................... 90Slika 20: Zaupani nivo dostopa................................................................................................ 92Slika 21: IP prioritete zajete v ToS polju, ki se nahaja v glavi IP paketa. ............................... 94Slika 22: Postavitev prioritetnih bitov na mesta 1 in 3 gledano od leve proti desni ter določitevprioritetnega razreda, ki je v našem primeru 5......................................................................... 94Slika 23: Prikaz štirih vrst z različnimi prioritetnimi razredi, kamor se uvrščajo paketi gledena njihovo naravo pomembnosti. ............................................................................................. 96Slika 24: Navadno uvrščanje upravlja promet dodeljevanjem specifičnega zneska v prostivrsti, za vsak razred paketov posebej, nato pa CQ streže več kot 16 vrst v krožnem načinu. . 97Slika 25: Princip delovanja WFQ, kjer so aktivne visokonivojske seje dosti bolj predvidljive................................................................................................................................................... 98Slika 26: Posredovanje okvirjev na povezavi WAN s hitrostjo 128 kbps. .............................. 99Slika 27: Diagram omogoča pregled QoS VoIP rešitve......................................................... 103Slika 28: Primerjava več - ponornega toka podatkov pri RSVP protokolu. .......................... 104Slika 29: Pošiljanje sporočila PATH...................................................................................... 105Slika 30: Pošiljanje sporočila RESV s strani odjemalca k strežniku. .................................... 105Slika 31: Zgradba, ki jo morata imeti gostitelj in usmerjevalnik za podporo RSVP protokolu................................................................................................................................................. 106Slika 32: Evolucija UMTS sistema po različnih poteh .......................................................... 109Slika 33: Struktura UMTS omrežja razdeljena na segmente ................................................. 111Slika 34: Celičnost UMTS omrežja in njegova podpora GSM aplikaciji ter drugim terminalom................................................................................................................................................ 113Slika 35: Gradniki UMTS-a ................................................................................................... 117Slika 36: : Sestava UTRAN segmenta ................................................................................... 1189

Slika 67: Odzivni čas prenosa k (modra krivulja) in od uporabnika (rdeča krivulja) pri velikikoličini prometa...................................................................................................................... 157Slika 68: Odzivni čas prenosa k (modra krivulja) in od uporabnika (rdeča krivulja) pri majhni(ang. light) količini prometa................................................................................................... 157Slika 69: Razmerje med številom vseh poslanih (modra krivulja) in številom vseh sprejetihpaketov (rdeča krivulja) pri aplikaciji spletne pošte. ............................................................. 158Slika 70: Oddajanje zlogov v omrežje mobilnih enot UE0 in UE1 (rdeča, zelena krivulja) insprejeti zlogi na strežniku (modra krivulja) pri aplikaciji spletne pošte. ............................... 158Slika 71: Odzivni čas prenosa k (modra krivulja) in od uporabnika (rdeča krivulja) pri velikikoličini prometa aplikacije spletne pošte. .............................................................................. 159Slika 72: Povečanje in sprememba odzivnega časa prenosa k uporabniku bolj oddaljene enoteUE0 (modra) v primerjavi z enoto UE1 (rdeča) od postaje B................................................ 159Slika 73: Količina generiranih zlogov bolj postaje UE0 (modra) v primerjavi z količinoustvarjenega prometa identične postaje UE1 v neposredni bližini radijskega oddajnika (rdeča)................................................................................................................................................. 160Slika 74: Struktura UMTS omrežja za prenos spletne pošte, z enoto UE0 na večji oddaljenostiod postaje B. (Za primerjavo glej sliko 64)............................................................................ 160Slika 75: Količina prenosa podatkov med odjemalcema in strežnikom. ............................... 161Slika 76: Število izgubljenih paketov prikazano v običajnem načinu za CQ navadnouvrščanje................................................................................................................................. 162Slika 77: Število izgubljenih paketov na časovno enoto v časovnem povprečju za CQ navadnouvrščanje................................................................................................................................. 162Slika 78: Število zavrženih paketov na časovno enoto, prikazano v običajnem načinu za FIFOuvrščanje................................................................................................................................. 163Slika 79: Število zavrženih paketov na časovno enoto v časovnem povprečju (ang. timeavarage) za FIFO uvrščanje.................................................................................................... 163Slika 80: Število zavrženih paketov na časovno enoto, prikazano v običajnem načinu za PQuvrščanje................................................................................................................................. 164Slika 81: Število zavrženih paketov na časovno enoto v časovnem povprečju (ang. timeavarage) za PQ uvrščanje. ...................................................................................................... 164Slika 82: Število zavrženih paketov na časovno enoto, prikazano v običajnem načinu za WFQuvrščanje................................................................................................................................. 165Slika 83: Število zavrženih paketov na časovno enoto v časovnem povprečju (ang. timeavarage) za WFQ uvrščanje. .................................................................................................. 16511

Kazalo tabelTabela 1: Prenosne hitrosti UMTS omrežja........................................................................... 120Tabela 2: primer mobilnosti politike...................................................................................... 132Tabela 3: Primerjava usmerjevalnih protokolov v UMTS ..................................................... 133Tabela 4: Pregled nad aplikacijami in številom uporabnikov v hitrem ethernet omrežju...... 135Tabela 5: Pregled nad aplikacijami in številom uporabnikov v brezžičnem Wi-Fi omrežju. 14212

1. UvodRačunalniška omrežja so se začela pojavljati najprej v poznih šestdesetih oziroma zgodnjihsedemdesetih letih iz razloga medsebojnega povezovanja računalniških enot v skupno lokalnoomrežje. Glavni razlog za povezovanje je enostavno izmenjevanje informacij, podatkov inpodatkovnih virov, ki so lahko le v takšnih primerih sto odstotno izkoriščeni. S povezovanjemračunalniških enot v skupno omrežje se je tudi rodila ideja o izvajanju projektov na načintimskega dela.Prve ideje in zahteve po povezovanju so navedla velika podjetja, vojska, kakor tudiizobraževalne institucije, iz razloga delitve skupnih podatkovnih virov med zaposlenimi,zaradi relativno cenene izvedbe (posamezne računalniške enote so mnogo cenejše, kot pacentralna računalniška enota – mainframe, prav tako pa je glavno vlogo predstavljalo razmerjemed ceno in zmogljivostjo). Med dobre lastnosti štejemo tudi relativno veliko zanesljivost,veliko število alternativnih virov ter prihranek denarja, ki v današnjem času predstavljavodilni faktor.Dobre lastnosti uporabnosti omrežij so opazili in začutili tudi navadni uporabniki, ki sotovrstna omrežja uporabljali za medsebojno komuniciranje preko elektronske pošte,telefonije-VoIP, videokonferenc, videotelefonije, večpredstavnostnih storitev ipd. Drugivzrok, zakaj uporabljati tovrstne storitve je iskanje oddaljenih informacij (splošnih, tehničnih,finančnih) s čimer si človek venomer razširja obzorja znanja. K temu pa je brez dvoma najboljpripomogel svetovni splet (ethernet). Dandanes je računalniška omrežja mogoče uporabljatiza interaktivno zabavo vseh možnih vrst. Razvoj je potekal od enostavnih datotečnihstrežnikov (baza podatkov) do kompleksnejših izvedb, kot je model strežnik-odjemalec, kitemelji na TCP/IP komunikacijskem protokolu, pa vse do današnjih omrežij in medomrežij.Nove storitve porajajo nove potrebe in obratno.2. Osnovna merila računalniških omrežijGlede na potrebe uporabnikov je potrebno pretehtati teze, ali ima vpeljava povezovanjaračunalnikov v omrežje sploh smisel, kar pomeni, da mora imeti potem takem takšno omrežjeveč koristnih lastnosti kot pa množica nepovezanih računalniških enot. Na primer, če traja13

prenos ene datoteke iz računalnika v sosednjem prostoru na naš računalnik dalj časa, kot bitrajal prenos, če bi uporabili prenosni medij (USB ključ, CD, DVD, disketa) je vsekakortakšno omrežje za tovrstne potrebe neuporabno in neupravičeno. Zato v te namene obstajajorazlični kriteriji, merila in drugi parametri, ki jih moramo upoštevati pri snovanju omrežja zaposamezne potrebe.Preden razdelimo omrežja glede na njihove specifične lastnosti, navedimonekatere splošne kriterije in lastnosti, ki veljajo za vse vrste omrežij, hkrati pa predstavljajopodlago za primerjave med različnimi omrežji. Upoštevati moramo:1. Odzivni časTo je pretečen čas od trenutka, ko uporabnik ali aplikacija poda zahtevo po določenem resursudo trenutka ko dobi odziv sistema na podano zahtevo. Odzivni čas je lahko v mnogih primerihključnega pomena. To se kaže predvsem v vodenju različnih aplikacij na daljavo v strogemsprotnem času (ang. real time). Kot primer navedimo vodenje robotskega manipulatorja nadaljavo. V primeru da se v omrežju pojavi zakasnitev, bodisi zaradi razreševanja trkov inkolizij, bodisi zaradi prenasičenosti omrežja ali premajhne zmogljivosti prenosnega kanala(medija), bo to povzročilo nepredvideno obnašanje manipulatorja (trk manipulatorja, kasnejšezaustavljanje od predvidenega ipd.) Zaželeno je, da bi bil odzivni čas čim krajši.Slika 1: Prikaz odzivnosti obremenjenega, neobremenjenega omrežja, odzivnostomrežja z "fast ethernet" povezavo ter odzivnost omrežja z enim samim podatkovnimstrežnikom.14

2. PrepustnostPomeni število transakcij (prenosov), ki jih je sistem v določenem času sposobenopraviti.3. ObremenljivostJe lastnost, ki opisuje prilagajanje sistema hitrim spremembam glede na število zahtev,katere vstopajo v sam sistem. V običajnih primerih lahko računalniške enote, ki sopovezane v omrežje mnogo bolj obremenimo, kot pa eno samo računalniško enoto.Slika 2: Prikaz obremenitve omrežja, kjer pride kasneje omrežje v zasičenje(preobremenitev omrežja)4. AdaptivnostJe lastnost, ki opisuje kako so se sposobne posamezne računalniške postaje samostojnoprilagajat nalogam glede na njihovo naravo. Vemo da lahko imajo naloge različneprioritete, katere morajo biti ustrezno izvršene. Naloga z višjo prioriteto mora bitiizvedena pred nalogo z nižjo prioriteto. Glede na prioritete pa se morajo bitiposamezne enote pripravljene prilagoditi (učiti). Na ta način se lahko delovanjeomrežja bistveno pohitri.5. Zanesljivost15

Je lastnost, ki opisuje sposobnost, da je v vsakem trenutku vsakemu uporabnikuomrežja omogočen dostop do omrežnih enot. Ker se lahko zgodi, da so posameznepovezave med enotami preobremenjene ali začasno onemogočene, uvedemoredundantne (odvečne) povezave. Slednje omogočijo nemoten dostop do posamezneenote, v kolikor glavna povezava odpove, ali pa ni na voljo.6. DostopnostOpisuje sposobnost vhodno izhodnih kanalov računalniškega sistema, ki uporabnikuomogočajo izkoriščati posamezne računalniške vire. Iz tega vidika omogoča omrežjedostop do sistema večjemu številu uporabnikov, hkrati pa vsakemu uporabnikuomogoča dostop do več računalniških enot.7. ModularnostJe lastnost, ki opisuje postopek razširitve omrežja. Novejša omrežja so grajena v oblikimodulov, saj omogočajo povezovanje poljubnega števila računalniških enot ter drugihnaprav v del omrežja. Omrežje se širi z vsakim dodanim modulom. Večja modularnostpa hkrati pomeni večjo sposobnost fleksibilne rasti in konfiguriranje sistema.8. RazpoložljivostJe razmerje med časom dejanskega obratovanja omrežja in celotnim časom, v katerembi slednje moralo neprekinjeno delovati.9. Cena (glede na zmogljivosti)Slednja je sestavljena iz cene strojne opreme, stroškov postavitve ter stroškovvzdrževanja komunikacijskega sistema, prav tako pa imajo velik vpliv obratovalnistroški. Drugi dejavniki, ki vplivajo na končno ceno so: optimizacija topologije inkapacitete povezav pri načrtovanju, največkrat najpomembnejše pa je razmerje medceno in zmogljivostjo, ki nam pove, kakšno kvaliteto dobimo za določeno ceno.16

2.1 Simulacija računalniških omrežijKomunikacijska omrežja rastejo in postajajo vedno bolj kompleksne narave, njihovonačrtovanje in upravljanje pa vedno bolj zahtevna naloga. Neprestano se pojavljajo noveaplikacije, katere za seboj povlečejo razvoj novih tehnologij. Ker se z rastočimi potrebamiponudba opreme neprestano širi, s tem pa naraščajo investicijski, kakor tudi obratovalni invzdrževalni stroški omrežja. Iz tega razloga se mnogo institucij, med njimi tudi vojska kotgonilna sila razvoja novih tehnologij poslužuje simulatorjev. S tem lahko ugotovijo, katerastrojna oprema in katere aplikacije bodo najprimernejše za posamezno nalogo, pri tem pa jimni potrebno zgraditi tri prava alternativna omrežja in se na osnovi najboljših dobljenirezultatov odločiti za najboljšo ostale pa zavreči, kar bi predstavljalo veliko izgubo denarja.Kot sem že omenil se za preizkušanje izbranih alternativnih omrežij uporabljajo simulatorji,ki podajo neko osnovno sliko o obnašanju, glede na to pa se izbere najustreznejša alternativa.Odvisnost vsakodnevnega komuniciranja od računalniških omrežij v zadnjih letih strmonarašča, kar za sabo potegne številne posledice. Ena izmed teh posledic je izpad omrežja, kionemogoči komuniciranje, stroški kakor tudi posledice pa so lahko katastrofalni. Če, kotprimer vzamemo komuniciranje vojaških enot na terenu katerim se pripeti izpadkomunikacijskega omrežja za dalj časa, so slednje lahko v ključnih trenutkih pogubljene.Drugi takšen primer je banka. V kolikor odpove centralni računalnik, ki je srcekomunikacijskega omrežja bo izpad dohodka ogromen, prav tako pa bo delovanjeonemogočeno. Pri tem se postavi vprašanje, kako takšne izpade predvidet, odpravit inzmanjšat tveganje že v fazi načrtovanja komunikacijskega omrežja.Razvojno osebje omrežij, ki ga sestavljajo sistemski inženirji, inženirji razvijalci inprogramerji so izrazili željo po potrebi ustreznih namenskih orodij, katera bi jim pomagalasproti reševati neznanke, hkrati pa pomagala pri ključnih strateških odločitvah. Vrednotenjezmogljivosti omrežij v fazi načrtovanja s pomočjo simulacij je ključnega pomena, sajpripomore k razreševanju nastalih problemov in posameznih neznank. Razvijalec, ki imaponavadi načrtanih več različic komunikacijskih omrežij, lahko slednje preizkusi in s temugotovi, katera različica je najustreznejša. Kasnejše korekcije, popravki in eksperimenti seprav tako preizkusijo v ciklu simuliranja. S tem pridobimo na dveh vidikih. Prvi izmedvidikov je ta, da za preizkušanje lastnosti in zmogljivosti realnega omrežja ne rabimo zasesti,17

drugi vidik pa se navezuje na uporabnike, saj lahko slednji izvajajo svoje naloge nemoteno,vzporedno pa poganjamo simulacijo in pridobivamo za nas pomembne podatke. Pomembna jetudi možnost simuliranja raznih nepredvidljivih situacij, ki bi lahko bile v ključnih trenutkihkatastrofalne za realni komunikacijski sistem. V simulacijskem okolju lahko pripravimorešitve preden nastopi kritična situacija. Gledano iz teh vidikov je potreba po simulacijah večkot očitna. Iz teh razlogov so simulacije v zadnjih letih napredovale z bliskovito hitrostjo,čemur je botrovala zmogljiva grafična kakor tudi izrazita procesorska moč. Simulacijedandanes predstavljajo novo poglavje in so svojevrstna disciplina.10. Opredelitev simulacijeDelujoče računalniško komunikacijsko omrežje je potrebno neprestano spremljati,analizirati, vpeljevati izboljšave ter ga optimizirati, kar nam kasneje omogočafleksibilnost glede na spremembe in prilagodljivost glede na vpeljavo novih aplikacij,kakor tudi novih uporabnikov. Da lahko ugotovimo in primerjamo delovanje omrežjapred in po vpeljavi sprememb, moramo vpeljati kriterije, primerjalne parametre inindekse s katerimi ocenimo delovanje in zmogljivosti omrežja. Parametri zadoločevanje zmogljivosti (performansev) so bili na kratko že razloženi v uvodu.Vrednotenje zmogljivosti se lahko izvede z več metodami in tehnikami. Med njiminajbolj priljubljene so simulacije, merjenje, modeliranje, podajanje ocen s pomočjoprimerjalnih programov itn.Modeliranje zajema izgradnjo matematičnega modela, kateri bi naj tesno sovpadal zrealnim sistemom (omrežjem). Da pridemo do modela, je potrebno upoštevatimatematične, fizične, kemijske in druge zakone, preko katerih pridemo do takoimenovanega matematičnega modela. Model torej rešujemo ročno, analitično spomočjo reševanja različni vrst in sistemov matričnih enačb. Računalniške enote namv tovrstnih primerih služijo zgolj kot pripomoček za hitrejše izračunavanje.Modeliranje je najcenejša tehnika opazovanja omrežja, a na žalost tudi najmanjnatančna k čemur pripomorejo raznorazne poenostavitve, ki jih napravimo v koristmanjšega števila računov. V kolikor pa gre za kompleksnejša računalniška omrežja, jelahko analitični pristop prezahteven, dobljeni rezultati pa nenatančni ter hkratineuporabni.18

Podajanje ocen s pomočjo primerjalnih programov poteka po principu obremenjevanjarealnega sistema s standardnimi bremeni. Na ta način komunikacijsko omrežjeobremenimo, kot posledico dobimo primerjalne parametre, na osnovi katerih podamozaključno oceno. Takšna tehnika je primernejša za opazovanje računalniških sistemovna katerih tečejo raznorazne aplikacije za katere obstajajo že pripravljeni primerjalniprogrami. Za analizo omrežja je takšna metoda neprimerna iz razloga ogromneraznolikosti med vrstami, velikostmi in izvedbami omrežij.Metoda izvajanja meritev za pridobitev parametrov kakovosti in zmogljivosti omrežjaje najučinkovitejša hkrati pa tudi najzahtevnejša in najdražja za opazovanje omrežja.Pri izvajanju meritev morajo slednje potekati v strogem sprotnem času, saj ima večinaparametrov, ki so pokazatelji zmogljivosti časovno odvisnost (promet). Pri večjihkompleksnejših omrežjih so meritve zaradi same obsežnosti lahko zamudne inprepozno na voljo, kljub njihovi točnosti. V običajnih primerih se za izvajanje meritevuporabljajo posebne, relativno enostavne a vendarle hitre merilne naprave, kiposkrbijo za točno določitev kakovosti komunikacijske infrastrukture. V kolikor tehaparatur nimamo na voljo, lahko pristopimo do meritev preko programskega merjenja,ki ga imenujemo monitoring (monitor).Simulacija se razlikuje od prejšnjih tehnik opazovanja v tem, da napravimo modelsistema, v katerega vključimo rešitve s pomočjo programiranja in izvajanja, kar namomogoči simulacijo realnega sistema, katera oponaša vedenje realnega sistema.Simulacija ima kar nekaj skupnih lastnosti z merjenjem (teorije merjenja, vzorčenje,statistika…) kakor tudi z modeliranjem (abstrakcija, matematične poenostavitve,gradnja modelov). Časovni potek običajno ni realen, v posameznih primerih pa je tudita scenarij mogoč. Običajno je simulacija nekajkrat počasnejša od realnega sistema,lahko je tudi nekajkrat hitrejša, vse je seveda odvisno od tega kaj želimo in kajpričakujemo od simulacij (cilji, zahteve). Ključnega pomena je dejstvo, da obdržimočasovno zaporedje dogodkov v sistemu, kar pomeni, da imamo relativno časovnoujemanje. Da lahko ujemanje zagotovimo, moramo v modelu uporabiti skaliranje načas, kakor tudi na vse preostale parametre v sistemu.19

Za vrednotenje zmogljivosti računalniških omrežij je najprimernejša metodasimuliranja. Včasih si lahko pomagamo z modeliranjem, na primer v fazi načrtovanja.Tudi merjenje je uporabno predvsem pri opazovanju le enega segmenta in enegaparametra (na primer zasedenost procesne enote usmerjevalnika), za vsa večjaopazovanja pa postane merjenje predrago in preobsežno.Na vsestransko uporabnost simulacij in simulatorjev kažejo še mnogi drugi razlogi.Zagotovo je obnašanje omrežja nedeterministično, kar z drugimi besedami pomeni, dadogodki prihajajo naključno. Slednje lahko vnaprej predvidimo, ne moremo jih pafiksno določiti. V omrežju sicer vlada določen red hkrati pa se mora promet odvijatipo vnaprej določenih pravilih, vendar oddaljeni pogled na potujoče pakete v različnesmeri spominja na pravi kaos. Iz tega sledi da lahko večino dogodkov opišemo lestatistično z različnimi verjetnostnimi porazdelitvami (na primer določitev časa medprihodoma dveh paketov, določitev časa ogovora na podano zahtevo odjemalca itd.).Ker so vsi takšni procesi odvisni od časa spadajo v skupino stohastičnih procesov,modeli pa v skupino stohastičnih modelov. Stohastične procese je zaradi njihovezapletene narave težko meriti, saj potrebujemo ogromno število meritev in obsežnestatistične obdelave. Še težja je izgradnja abstraktnih modelov, analitično reševanje leteh pa skorajda nemogoče.11. Postopek izvedbe simulacijeDa lahko tem bolje simuliramo računalniška komunikacijska omrežja in njihovoobnašanje moramo ugotoviti nekatere splošne značilnosti. Te pridobimo s pomočjoabstrakcije in parametrizacije s tem pa lahko ugotovimo, kateri modeli sonajprimernejši za izvedbo simulacije.Modeliranje nam priskrbi matematične modele, ki jih lahko mnogokrat uporabimo vsimulacijske namene. Dobljen matematični model je nato potrebno prenesti vsimulacijski svet, kar lahko izvedemo sami, z uporabo različnih programskih jezikovin model sami programiramo ali pa v te namene uporabimo namenska orodja, ki selahko medsebojno razlikujejo v zmogljivosti, kompleksnosti, zahtevnosti, enostavnostiitd. Cilj simulacije je en sam, in sicer določitev neposrednih zmogljivosti sistema,hkrati pa mora biti v koraku s cilji tudi uporabljeno orodje, katero omogoča enostavno20

nastavljanje problema. Do sedaj smo uvideli, da simulacijo začnemo z abstrakcijo inparametrizacijo, nadaljujemo jo z matematičnim modelom, katerega pretvorimo spomočjo programiranja oziroma orodij v obliko primerno za simulacijo. V naslednjemkoraku simulacijo izvedemo in uporabimo pridobljene rezultate, ki so lahko končni,lahko pa jih tudi uporabimo kot merilo za primerjavo z rezultati dobljenimi izizpopolnjenega modela.Spoznali smo, da je model opisan z množico parametrov in ravno ti so ključni sestavnielement simulacije, saj lahko le te spreminjamo v določenem razponu, in ugotovimokako slednji vplivajo na delovanje komunikacijske infrastrukture. Namen je torejspoznati odvisnosti v sistemu in njegovo obnašanje glede na spremembe vrednostiparametrov ter kakšna je sama občutljivost / robustnost sistema (ugotavljamo lahko,kako vpliva povečan promet na varnost sistema). Iz tega vidika je še kako pomembnapravilna izbira ciljev v simulaciji, ki nas zanimajo in parametrov od katerih so tiodvisni. Modeliranje se običajno prične z določitvijo posameznih predpostavk. Kot jebilo že navedeno, simulacija običajno ne poteka v realnem času. Zanimajo nas lahkosamo določeni segmenti delovanja, zato se v simulaciji lahko na te segmente tudiomejimo, in jih poljubno skaliramo (raztegnemo). Izbran segment, ki nas zanimaraztegnemo iz razloga lažjega sledenja dogodkom, ki se tam zgodijo. Kot primernavedimo zagon omrežne aplikacije, ki povzroča sesutje sistema. Že iz samegaprimera je moč logično sklepati, da nas zanima segment zagona aplikacije, kjer bomopodrobneje analizirali dogodke, in skušali ugotoviti vzrok sesutja.Pri izvedbi simulacije običajno uporabimo metodo simulacije diskretnih dogodkov.Vsi dogodki imajo svoj čas sprožitve, ki je lahko določen že na začetku ali pa sedoloči med izvajanjem simulacije. Simulacija se začne tako, da se najprej sproži prvidogodek glede na čas sprožitve. Temu nato sledijo drugi dogodki. Ti se lahko sprožijonaključno ali pa jih sproži prejšnji dogodek. Naključno sproženi dogodki nastopajo obpoljubnih časih. Dogodki, ki jih sproži nek drugi dogodek, pa nastopijo takoj zasvojim sprožilcem ali pa z določeno (lahko tudi poljubno) zakasnitvijo. Bistvosimulacije diskretnih dogodkov je, da izvede vse akcije vezane za tekoči dogodek,nato pa izmed sproženih dogodkov ugotovi, kateri dogodek časovno sledi tekočemu inčas diskretno premakne naprej do tega sledečega dogodka ter začne z izvajanem akcij21

sledečega dogodka. Tako ne čaka, da ta čas tudi dejansko mine, pa četudi vpospešenem tempu. Ko zopet postori vse potrebne akcije vezane za dogodek, seprestavi na naslednjega in tako naprej. Čas torej ne teče realno niti enakomerno,ampak diskretno preskakuje različne intervale. Čas, ko se v sistemu ne dogaja nič,preskočimo. Ko pa nastopi mnogo dogodkov skoraj hkrati, si vzamemo več časa, davse pravilno obdelamo. Vzrok uporabe diskretnih dogodkov temelji na računalniškiobdelavi saj je že samo delovanje računalniškega sistema diskretno in ne zvezno. Vkolikor bi imeli opravka z zvezno aplikacijo, bi bilo potrebno slednjo v izbranihintervalih najprej tipati (semplirati) ter nato s pomočjo analogno / digitalne pretvorbe,ki vsebuje zadrževalnik ničtega reda pretvoriti v diskretno obliko.Slika 3: Streženje in obdelava dogodkov v diskretni obliki.12. Pogoji za izvedbo simulacijeProblematika pri izvedbi simulacije se kaže v generiranju naključnih števil pri želeniverjetnostni porazdelitvi. V kolikor nam generator naključnih števil ni na voljo galahko napravimo sami po naslednjem postopku: v prvem koraku tvorimo naključnaštevila v intervalu razpona med 0 in 1 ([0, 1]), v drugem koraku pa na osnoviverjetnostne porazdelitve preslikamo ta interval na želenega dolžine med a in b ([a,b]). Niz naključnih števil na določenem intervalu največkrat tvorimo z uporabo nekečasovno odvisne spremenljivke, ki nam je dostopna v sistemu. V praksi najpogostejesrečamo generatorje naključnih števil v obliki pomikalnih registrov s povratnimivezavami. Problematika umetnih izvorov naključnih števil se kaže ravno v njihovinaključnosti. Kot primer navedimo, a se naključni niz dobljen iz pomikalnega registravenomer ponavlja periodično čemur botruje uporabljeno enako seme. Enako velja zaponovljivost naključnih nizov, ki jih generira isti algoritem. V modelu imamo običajno22

več neodvisnih parametrov, ki se naključno spreminjajo. V kolikor bi naključnost večparametrov zagotavljal isti algoritem takšni parametri več ne bi bili neodvisni. Da seizognemo prevelikemu številu različnih algoritmov, ki bi podpirali neodvisneparametre, katerih je lahko veliko število, uporabimo en sam algoritem, kateremuspreminjamo začetne pogoje. Takšno sklepanje nas pripelje do zaključka, da drugoseme izdaja drugačen naključen niz.Zelo pomembno vlogo ima čas celotne simulacije, ki bi naj bil dovolj dolg, dazagotovi dovolj dobre rezultate. V kolikor se čas simulacije podaljšuje začnejonaraščati stroški simulacije podaljšuje pa se tudi skupni čas analize. Kadar ugotovimo,da je simulacija predolga in njen nadaljnji potek ne bi dajal bistveno boljših rezultatovslednjo enostavno prekinemo. Rezultati se nato statistično obdelajo, končne rezultatepa prikažemo z intervali zaupanja. Pri iskanju optimalnega omrežja je treba polegpredpostavk in parametrov upoštevati tudi trende razvoja. Trendi napovedujejodogajanja v bližnji prihodnosti, vendar pa se stvari vedno lahko zasučejo v drugosmer. Da lahko sledimo trendom in tudi poizkušamo predvideti čim več možnihzasukov, je potrebno izčrpno poznavanje problematike, širši pogled na področje in tudidosedanje izkušnje, največkrat lastne, glede na to, da pa je v svetu vedno nekdo drugpred nami, pa tudi tuje izkušnje. Ne nazadnje pa moramo upoštevati tudi strategijoizrabe omrežja.• Vrste orodij za simulacijoPoznamo tri osnovne tipe orodij za simulacijo komunikacijskih mrež kamor spadajo tudiračunalniška omrežja:oooSimulacijski jeziki splošnega namena.Simulacijski jeziki usmerjeni v komunikacijsko področje.Simulatorji komunikacijskih omrežij.2.2 Simulacijski jeziki splošnega namenaGlavna značilnost omenjenega orodja se kaže v splošni uporabnosti in namembnosti. Zravenuporabe v komunikacijskih sistemih je zelo koristen za uporabo na drugih področjih, kjerlahko zajamemo modeliranje proizvodnih procesov, simuliranje vojaških spopadov, izdelava23

transportnih sistemov itd. Kakovostnejši simulacijski jeziki pa lahko zajemajo tudi module,kateri so značilni le za komunikacije oziroma komunikacijsko infrastrukturo. Primeri takšnihsimulacijskih jezikov so GPSS/H, MODSIM II, SIMSCRIPT II, SLAMSYSTEM, Arena,BONeS DESIGNER, SES/workbench, SIMAN/Cinema. Izmed vseh naštetih orodij vsebujetakomunikacijske module le orodji BONeS DESIGNER in SES/workbench. Izgradnja modela vomenjenih orodjih poteka tako, da napišemo program v katerega vključimo vse lastnostisistema, kakor tudi parametre oziroma atribute. Tovrsten pristop nam omogoča modeliranje insimuliranje enostavnih kakor tudi kompleksnejših in bolj razsežnih komunikacijskih omrežij.Tako rekoč je moč modelirati poljuben komunikacijski sistem. Ker ima vsako orodjeprednosti in slabosti, jih imajo tudi ta, ki spadajo v razred splošno namembnih orodij.Prevladujoča slaba stran se kaže v velikem in obsežnem znanju iz programiranja, kar zdrugimi besedami pomeni, da takšno programiranje vzame veliko časa, pri čemer pa še pozaključeni programirani aplikaciji slednja še zdaleč ni popolna. Veliko časa je potrebnonameniti še razhroščevanju programske kode, kar za sabo potegne dolgotrajen razvoj.2.3 Simulacijski jeziki usmerjeni v komunikacijsko področjeTovrstni jeziki imajo slične značilnosti kot prej našteti, le da, so slednji bolj usmerjeni napodročje simulacije komunikacijskih omrežij. Tipičen predstavnik je orodje OPNET Modeler.S tem orodjem prihranimo na času, ki ga porabimo za programiranje in modeliranje lastnosti,ki so značilne za komunikacijska omrežja.2.4 Simulatorji komunikacijskih omrežijSimulacijski programski paketi, ki spadajo v to skupino že v osnovi vsebujejo programiranemodule, ki predstavljajo sestavne člene komunikacijske infrastrukture in njihovo naknadnoprogramiranje ni potrebno, kar seveda bistveno vpliva na čas razvoja in hkrati tudi stroške,nastopi pa problem omejenosti. Predstavniki simulatorjev so OPNET, COMNET III, L NET,NETWORK II, BONeS PlaNet in drugi. Orodje OPNET je zmogljiv simulatorkomunikacijskih omrežij, katerega poglavitna naloga je optimizirati stroške izgradnje,zmogljivosti in razpoložljivosti grajenega omrežja. Osnovni princip izgradnje omrežja temeljina izbiranju in postavljanju že ustvarjenih gradnikov komunikacijskih omrežij na delovnopovršino z enim samim miškinim klikom. Naknadno je še potrebno prilagoditi parametretako, da se naš model omrežja tembolj ujema z realnim primerom. Najpogosteje so osnovni24

gradniki, ki so že vgrajeni, razne vrste LAN omrežij, povezovalne naprave in generatorjiprometa ter računalniške enote na tem omrežju.Prednost uporabe simulatorjev se kaže v zelo kratkem porabljenem času za izgradnjo modela,kateri je bistveno krajši od modela, ki bi ga izdelali s pomočjo simulacijskih jezikov. Kot semže navedel, pri simulatorjih ni tako velikega poudarka na poznavanju programskih jezikov zaprogramiranje, kar posledično razširi krog možnih uporabnikov. Simulatorji pa so čedalje boljpriljubljeni med upravljavci omrežij (administratorji), saj večina gradnikov v simulatorjuposnema realne gradnike omrežij. Kot je že poznano, za vsemi dobrimi lastnostmi pridejo tudislabe, kjer simulatorji vsekakor niso izjema. Ker smo v simulatorju omejeni na omejenoštevilo integriranih gradnikov ni mogoča izdelava raznovrstnih omrežij, ki bi jih želelisimulirati. Tako je potrebno pri simuliranju redkih in unikatnih problemov sprejeti določenkompromis in te lastnosti simulirati zgolj približno. Novejša simulacijska orodja vsebujejotudi možnost spreminjanja posameznih parametrov iz razloga, da jih je moč prilagoditirealnim elementom. Prav tako je omogočena tudi izdelava novih gradnikov, ki si jih lahkonačrtovalec izdela za lastne potrebe, kar vsekakor povečuje fleksibilnost modeliranja.2.4.1 Zahteve za simulatorjeKvaliteten simulator mora izpolnjevati posamezne zahteve, ki jih lahko združimo v naslednjeskupine:oooooSplošne zahteve.Potrebe po vgrajenih modulih.Statistične zmožnosti simulatorja.Izhodna poročila.Podpora in pomoč strankam s strani proizvajalca/prodajalca.2.4.2 Splošne zahteve• Fleksibilnost modeliranjaGre za značilnost, ki je najbolj zaželena med simulatorji, saj ima večina omrežijposamezne specifične lastnosti. Iz tega razloga je potrebno uporabnikom omogočitidefiniranje novih komunikacijskih protokolov, vozlišč, povezav, podatkovnih okvirov25

idr. V kolikor omenjene možnosti nimamo, je mogoče specifične lastnosti modeliratizgolj približno, kar vpliva na verodostojnost dobljenih podatkov (rezultatov).• Enostavnost razvoja modelovPrav tako, kot prva lastnost je tudi ta več kot zaželena saj nam omogoča analizoomrežja v trenutkih, kadar nimamo na razpolago veliko časa. Uporabniški vmesnikmed uporabnikom in samim sistemom mora biti uporabniku prijazen in v skladu spriporočili dobre prakse, ki so podana s strani priznanih avtorjev. Omogočati moraenostavno vnašanje podatkov in hkrati razumljivo in enostavno vnašanje terspreminjanje parametrov. Zaželeno je če program omogoča izbiranje s pomočjo miške,kar izgradnjo aplikacije znatno pohitri. Izgradnja novih gradnikov mora temeljiti nahierarhični strukturi, kar pomeni, da je moč pridobiti novi modul z pomočjo majhnemodifikacije že obstoječega modela. S pridom pa je moč izkoriščati tudi posameznesklope modela, ki smo jih nekoč že izgradili in jih lahko izrabimo v zdajšnji aplikaciji.Tovrstne sklope lahko poljubno dodajamo v za to ustrezno ustvarjene knjižnice(library). Na samo točnost in hitrost modeliranja ima velik vpliv razhroščevalnik, zakaterega je zaželeno, da podpira interaktivno razhroščevanje, sprotno sledenje terpreverjanje pravilnosti strukture modela.• Hitra izvedba modelaTakšna lastnost se izkaže za koristno pri razsežnih modelih, oziroma v primerih, kjerje število dogodkov zelo veliko. Težnja po takojšnjih rezultatih narekuje izrednokratek čas, ki je običajno na voljo zgolj za analizo sistema. Razlogi za hitro izvedbomodela izhajajo predvsem iz ekonomskih stališč, kakor tudi iz stališč naročnikovaplikacij, katere morajo biti na voljo v najkrajšem možnem času.• AnimacijaAnimacije so sestavni del simuliranja in nam prav tako pomagajo odkrivati napake vsimulacijskem modelu. Animacija je zaželena predvsem iz razloga nazornegaprikazovanja odvijanja poteka kaj se med simulacijo dogaja. Osnovni gradniki so prianimacijah ponazorjeni kot ikone ter medsebojno povezani. Tekom animacije gradniki26

spremenijo barvo, pozicijo ali obliko in s tem nazorno nakazujejo na spremembe vomrežju. Poglobiti pa se je moč tudi na nivo prikazovanja potovanja posameznihpaketov po omrežju, kateri potujejo od vozlišča do vozlišča. V primerih, kjer se morasimulacija odvijati sočasno s simulacijo je potrebno prilagoditi hitrost simulacije, dalahko sledimo spremembam nastalim na zaslonu. Mogoče je tudi izvajanje akcij korakza korakom, v nasprotnem primeru pa se najprej izvede simulacija šele naknadno seizvede animacija kjer koristimo pridobljene podatke iz simulacije.• Avtomatizirano izvajanje simulacije s spreminjanjem parametraPri študijah odvisnostih določenih zmogljivosti od posameznega parametra, kot je naprimer študija zakasnitev v lokalnem omrežju v odvisnosti od števila priključenihračunalniških enot, je zaželeno, da se izvršba simulacije ponovi večkrat, pri čemer sepri vsaki novi izvršbi spremeni vrednost parametra. Spreminjanje parametra jeavtomatsko, kar pomeni, da se po vsakem zaključenem ciklu simulacije parametersamodejno inkrementira ali dekrementira za želeno vrednost, pred izvršbo simulacijeje potrebno določiti število tekov in inkrement za katerega se parameter spremeni. Pokončanih vseh tekih so rezultati zbrani na enem mestu, po možnosti (odvisno odprograma) pa lahko izrišemo tudi graf odvisnosti merjene zmogljivosti odspreminjajočega se parametra.• Raznolikost komponent2.4.3 Vgrajeni moduliVečje število uporabnih vgrajenih kvalitetnih komponent vpliva na krajši čas, ki gapotrebujemo za izgradnjo modela. Kvalitetne komponente so tiste, ki se temboljujemajo z realnimi komponentami, po možnosti pa so lahko kar modeli tistihkomponent, ki so dosegljive na trgu ali protokoli, katere se uporablja v veliki meri.Primeri so Ethernet, FDDI, Token Ring, usmerjevalnik določenega tipa inproizvajalca, protokol IDRP, IGRP, EIGRP, TCP…• Prilagodljivost komponent27

V kolikor nimamo na voljo komponente, ki jo potrebujemo, imamo pa na voljopodobno komponento je zelo koristna lastnost prilagodljivost. Na ta način podobnigradnik izberemo ter mu prilagodimo parametre glede na naše potrebe.• Ustvarjanje novih komponentOzirajoč se na predhodno alinejo se nam lahko zgodi, da nimamo na voljo niti sličnekomponente, kar nas pripelje do sklepa, da jo je potrebno ustvariti. Ustvarjanje novihkomponent je mogoče le v primeru, če program to možnost podpira, v kolikor pa temožnosti ni, smo prisiljeni uporabljati sorodne komponente, kar pa za sabo povlečeštevilne slabe lastnosti, kot je na primer verodostojnost pridobljenih podatkov.• Dober generator naključnih števil2.4.4 Statistične zmožnostiVelika mera dogajanj v omrežju je naključnega izvora za kar je potreben dobergenerator naključnih števil. Za takšen generator je zaželeno, da vsebuje več neodvisnihnaključnih tokov pri čemer naj vsak izvor naključnosti ustreza določeni porazdelitvi.Opisano lastnost lahko dosežemo z uporabo določenih uteži in s preslikavo izosnovnega intervala kjer generiramo naključna števila, v želeni interval.• Standardne verjetnostne porazdelitveVečina znanih verjetnostnih porazdelitev naj bo vgrajena, kar nam omogoča možnostnastavljanja deviacij, povprečne vrednosti in drugih parametrov značilnih zaposamezne porazdelitve. Tipični primeri so Gaussova, Poissonova, eksponentna,enakomerna porazdelitev itd. Če se nekatera porazdelitev uporablja pogosteje z istimiparametri, je dobrodošlo, da lahko uporabljeno porazdelitev shranimo kotuporabniško. S tem se izognemo vnovičnemu in vnovičnemu nastavljanju parametrov.Gledano iz druge perspektive pa se ob enem spremenjenem parametru izvrši popravekle na enem mestu, sprememba pa se odraža povsod, kjer je uporabniška porazdelitevuporabljena.• Empirične porazdelitve28

Zanimiva je lastnost, če lahko posamezne vire simuliramo s pomočjo izmerjenihrealnih vrednosti. Na ta način lahko kar vnesemo možne vrednosti in jim s pomočjouporabljenih uteži določimo intervale pojavljanja. Kot enostaven primer lahkonavedemo lokalno omrežje v katerem se nahaja na deset računalniških enot, hkrati paimamo na voljo podatke koliko časa deluje posamezna enota. Takšne podatkevnašamo kar tabelarično.• Naključna prekinitev delovanja posameznih komponentNaključna prekinitev delovanja posameznih komponent je še posebej dobrodošla, čenas zanima dogajanje v samem sistemu, kadar posamezen del omrežja izpade iznormalnega delovanja. Sestavnim komponentam je moč nastavljati parametre, kot naprimer kdaj naj bo posamezna komponenta izločena iz delovanja, koliko časa njihovodelovanje ne bo pravilno, kjer pa vse nastavitve ustrezajo izbranim porazdelitvam.Tovrsten režim delovanja srečamo pod imenom simulacija redkih dogodkov (rareeventsimulation) in zajema redke nepredvidljive scenarije, kateri lahko povzročijoveliko škodo, če niso zajeti, obravnavani in odpravljeni dovolj zgodaj. Naša naloga jepreprečevanje učinkov opisanih nepredvidljivih situacij. Simulacija redkih dogodkovje najbolj uporabna pri zelo občutljivih sistemih med katere spadajo vojaškikomunikacijski sistemi kakor tudi bančni transakcijski sistemi, varnostni itd.• Izračuni2.4.5 Izhodna poročilaProgram mora omogočati izračun mnogih statističnih veličin med katere sodijopovprečje, standardno odstopanje, interval zaupanja, minimum, maksimum, vsota,štetje, vsota kvadratov itn. Za vse dobljene podatke mora biti na voljo možnostshranjevanja hkrati pa mora biti shranjevanje podprto v različnih formatih, ki sonaknadno primerni za obdelavo ali grafično predstavitev v drugih specializiranihprogramih.• Standardna poročila29

Pri simuliranju različnih omrežij nas običajno zanimajo enake stvari, kot na primerkončne zakasnitve paketov v omrežju, izkoristek opreme, izkoristek prenosnegamedija, velikost izravnalnikov itd. Večina naštetih rezultatov nam je na voljo v ženaprej pripravljenih in pregledno oblikovanih standardnih poročilih.• Prilagojena poročilaUporabnik mora imeti na voljo možnost oblikovanja svojih poročil kar se tičevsebinskega in oblikovnega izgleda. To lahko izvede tako, da prilagodi že pripravljenaporočila ali pa jih ustvari popolnoma na novo.• GrafiV največji meri so dobljeni rezultati numerični, največkrat podani tabelarično. Znanoje, da gole številke brez grafične predstavitve niso tako pregledne in v mnogihprimerih povedo zelo malo. Iz tega vidika mora imeti uporabnik na razpolago vsemogoče grafe, histograme, časovne poteke ter druge predstavitve zbranih podatkov.Prav tako naj simulator omogoči grafične primerjave različnih ponovitev simulacij.2.4.6 Podpora strankamDandanes je podpora strankam že sestavni del programskih paketov, ki jih ponuja tržišče.Podpora lahko vključuje svetovanje pri nakupu, namestitev, učenje in izobraževanje, izvajanjeseminarjev, tehnična podpora, on-line svetovanje, itd.• SeminarjiProizvajalec programske opreme mora uporabnikom omogočiti izobraževanje,izpopolnjevanje na raznih seminarjih, učnih tečajih, soočenjih, po možnosti pa kar prisami stranki.• Tehnična podporaSlednja bi naj zagotavljala pomoč pri razreševanju nastalih problemov, ki senavezujejo na uporabo določenega programa ali posameznega programskega paketa.30

Pomoč je še kako dobrodošla, kadar uporabnik naleti na nerazumljivo obnašanjeprogramja, kateremu botrujejo razni hrošči in pomanjkljivosti v programski kodi.• DokumentacijaKvalitetna dokumentacija uporabnikom omogoča enostavnejšo rabo programov invečjo izkoriščenost vseh možnosti, ki so v programu na voljo. Dokumentacija najvključuje navodila za namestitev, navodila za uporabo in vzdrževanje, številne dobroopisane primere podprte z modeli, referenčne vodnike, video predstavitve, animacije,zvokovno in slikovno podprte primere, demo predstavitve ter on-line pomoč.• Nadgradnje in preizkušanje programaNadgradnje programa morajo biti enostavno dosegljive in ne predrage. Popravki napaknaj bi bili brezplačni, kot naj bi bilo tudi brezplačno testiranje ali demonstracijaprograma.3. Dostopni simulacijski programi in paketi• Opnet Modeler in Opnet Radio ModelerJe komunikacijsko orientiran simulacijski jezik, ki za zgraditev modela uporabljaurejevalnike omrežij, vozlišč in procesov. Omrežni urejevalnik omogoča grafični opistopologije, medtem pa se vozliščni urejevalnik uporablja za opis izmenjave podatkovmed strojno in programsko opremo vozlišča s pomočjo procesorjev, vrst ingeneratorjev prometa. Procesni urejevalnik je nadgradnja jezika C in uporabljadiagrame stanj za opisovanje različnih algoritmov in protokolov. OPNET vsebuje ževeliko vgrajenih komunikacijskih modulov. Dodatek OPNET Radio Modeler pa jenamenjen modeliranju radijskih in satelitskih zvez.• Network II.5Simulator je namenjen simulaciji računalniških sistemov in omrežij. Glavni gradnikiso aparaturne naprave in programski moduli. Med aparaturnimi napravami najdemoprocesne elemente (CPE), prenosne strukture (vodilo, LAN) in pomnilne enote (trdidiski, RAM). Podobno kot prej, so elementi predstavljeni z ikonami, ki jih uporabnik31

ustrezno poveže med seboj in jim nastavi parametre. Programski moduli so sestavljeniiz zaporedij instrukcij, ki se izvajajo na procesnih elementih. Instrukcije lahkovsebujejo branje in pisanje na diske, povzročajo zakasnitve na procesnih elementih alipošiljajo sporočila preko prenosnih naprav. Instrukcije se lahko izvajajo ob različnihčasih (porazdelitve). Na voljo so tudi globalne spremenljivke (semaforji), kipovečujejo fleksibilnost simulacije.• SES/WorkbenchJe grafično podprt simulacijski jezik s splošnim namenom, vendar podpira tudimodeliranje računalniških sistemov in komunikacijskih omrežij. Glavni gradniki sovozlišča, loki in transakcije. Transakcija pravzaprav predstavlja sporočilo, ki ga spomočjo usmerjenega grafa pošljemo po omrežju. Usmerjeni graf sestavimo iz vozliščin lokov ter posebnimi obrazci, ki določajo obnašanje vozlišč in lokov. Vozlišča nisoprava vozlišča temveč predstavljajo neke aktivnosti nad sporočili, kot na primerustvarjanje ali uničevanje transakcij, urejanje resursov, kontrola pretoka itn. Rezultatiso na voljo v grafični in numerični obliki.• BONeS Designer in SatLabOkrajšava BONeS stoji za Block Oriented Network Simulator, kar pomeni blokovnoorientirani omrežni simulator. BONeS DESIGNER je grafično orientirani simulacijskijezik s splošnim namenom, ki pa vseeno dobro podpira modeliranje komunikacijskihomrežij. Poglavitna gradnika modelov sta podatkovna struktura in bločni diagram.Podatkovna struktura predstavlja razne vrste sporočil, bločni diagram pa določa kakosporočila potujejo skozi omrežje. Rezultati so na voljo v grafični kakor tudi numeričniobliki. Dodatni programski modul SatLab je namenjen modeliranju satelitskihsistemov.• BONeS Plan NetV osnovnem pogledu gre za simulator kateri simulira krajevna omrežja. Poglavitnigradniki so segmenti LAN komunikacijskihomrežij, prometni modeli, vezni elementi(most ali statični usmerjevalnik) in WAN mreža, ki ponazarja dolge povezave med32

usmerjevalniki. Model se gradi tako, da se na zaslon postavi ikona segmenta LAN-ater se nanj pripne prometni izvor. Podrobnosti se nastavljajo v pogovornih oknih.Rezultati so na voljo v numerični in grafični obliki. Gradnike lahko z uporaboDESIGNER-ja tudi spreminjamo.• COMNET IIIJe objektno orientiran simulator za LAN in WAN omrežja. Poglavitni gradniki so zikonami predstavljena vozlišča, povezave in izvori prometa. Uporabnik poveževozlišča in povezave ter na vozlišča doda izvore prometa. Podrobnosti se določajo spomočjo pogovornih oken. Poročila so na voljo v vseh oblikah. Za povečanjefleksibilnosti pa je na voljo Object-Development Version; verzija programa, kiomogoča tudi spreminjanje vgrajenih gradnikov ali ustvarjanje novih.• L NET II.5Programsko orodje predstavlja simulator krajevnih omrežij. Gradniki so LAN modulirazličnih tipov, postaje, ki predstavljajo računalniške enote, delovne postaje instrežnike, ter naprave za povezovanje LAN segmentov med seboj. Model se gradipodobno kot pri ostalih opisanih simulatorjih, s pomočjo povezovanja različnih ikonmed seboj. Lastnosti se nastavljajo s pomočjo pogovornih oken. Po simulaciji so navoljo mnoga standardna poročila.3.1 Simulacijski jezik OPNET ModelerOpnet Modeler je vodilno razvojno okolje v industriji, katero se uporablja za modeliranje insimuliranje komunikacijskih mrež, hkrati pa omogoča konstruiranje in študijekomunikacijskih infrastruktur, posameznih naprav, protokolov ter aplikacij. Omenjeno orodjestremi k objektno orientiranemu modeliranju, hkrati pa vključuje grafične urejevalnike. Na tanačin konstruirani modeli predstavljajo zrcalo strukture dejanskih omrežij in omrežnihkomponent, s čimer se model toliko bolj usklajuje z dejanskim omrežjem, ali njegovimsegmentom. Modeler podpira vse tipe komunikacijskih mrež z naprednimi tehnologijami,hkrati pa ponuja vse ogovore na še tako zapletena vprašanja, ki se pojavijo v praksi.33

Simulacijski jezik bazira na seriji hierarhičnih urejevalnikov, kateri direktno vzporednoponazorijo strukturo realne mreže, opreme, protokole itd.Urejevalnik projekta (Project Editor):Slednji služi za grafično ponazoritev topologije komunikacijskih omrežij. Takšna mrežavsebuje računalniške enote in povezave (ang. links), katere je moč nastavljati preko dialognihoken. Za gradnjo strukture omrežja lahko uporabljamo način povleci-spusti (ang. drag anddrop) pri čemer gradnike odlagamo na delovno površino. Elemente, ki jih potrebujemoenostavno povlečemo iz ustrezne palete objektov. Drugi način je izgradnja modela s pomočjouvoza elementov na delovno površino, kjer slednje porazdelimo glede na lastne potrebe inzahteve pri simulaciji. Gradniki za izgradnjo omrežja se nahajajo v Opnet-ovih razširjenihknjižnicah modelov, kjer pa imamo na razpolago lastno kreacijo objektne palete, kateravsebuje samo tiste elemente, ki ustrezajo našim potrebam in zadani aplikaciji. Urejevalnikprojektov prav tako nudi geografsko razdelitev z fizičnimi karakteristikami, ki se ustreznoodražajo pri simulacijah v ožičenih sistemih kakor tudi ne-ožičenih sistemih komunikacijskihmrež. Za izbiro ustreznega komunikacijskega protokola nam je na voljo meni s protokoli, vkaterem lahko izredno hitro nastavimo želen protokol.Urejevalnik postaj (Node Editor):Urejevalnik postaj zajema arhitekture omrežnih naprav oziroma sistemov s tokom podatkovmed funkcijskimi elementi imenovanimi moduli. Vsak takšen modul lahko generira, pošilja insprejema pakete od drugih modulov, da izpolni funkcionalnost znotraj določene računalniškeenote (ang. node). V tipičnih primerih moduli predstavljajo aplikacije, plasti protokolov,algoritme, fizične resurse, kot so na primer razni pomnilniki, vtičnice (ang. ports) in vodila.Modulom so dodeljeni modeli procesov razviti v orodju za urejanje procesov z enim samimnamenom doseganja želenega oziroma zahtevanega obnašanja modela.Urejevalnik procesov (Process Editor):Slednji uporablja zmogljivo orodje, ki ga označimo s kratico FSM, ki je povzeta iz angleškebesede »Finit State Machine«, ki v prevodu predstavlja napravo za končno specificiranje. Spomočjo omenjenega orodja se lahko približamo podprtim specifikacijam na vsakršnemnivoju, tudi na nivoju detajlov, kateri se navezujejo na komunikacijske protokole, resurse,aplikacije, algoritme, vrste itd. Stanja in transakcije grafično ponazarjajo napredovanjeprocesov v odzivnosti glede na prihajajoče dogodke. Vsako stanje v procesnem modelu34

vključuje C/C++ kodo, ki je podprta iz strani razširjene knjižnice funkcij, katera je primarnonamenjena programiranju komunikacijskih protokolov. Vsak FSM lahko definira svoja stanjaspremenljivk, hkrati pa lahko kliče zakone v uporabniško predvidenih knjižnicah. FSM-i sotako imenovane dinamične naprave, kjer se lahko njihovo število povečuje tekom simulacije vodzivu na specifične dogodke. Dinamični FSM-i na ta način izrazito poenostavijospecifikacije protokolov, ki upravljajo skalabilna števila resursov oziroma sej, kot sta naprimer protokola TCP ali ATM. S pomočjo urejevalnika procesov lahko razvijemo novemodule procesov, lahko pa uporabimo modele, ki se nahajajo v Opnet-ovih knjižnicahmodelov kot izhodišče ter jih prilagodimo lastnim potrebam. Modeliranje procesov v Opnet-unudi popolno večnitnost ter uporabo vzporednih računalniških arhitektur.Slika 4: Tvorba osnovnega modela, poglobljenega na procesni in kodni nivo.Splošne lastnosti orodja:Orodje predstavlja eno izmed najzmogljivejših simulacijskih naprav. Omogoča hitresimulacijske teke saj uporablja napredne pospeševalne tehnike za ožičene in ne-ožičenemodele. Kot primer lahko navedemo simulacijo na tisoče ne-ožičenih računalniških enot napodročju dosegljivega dometa (področja) z dinamičnimi aplikacijami in usmerjevalnimobnašanjem, ki je hitrejše, kot je obnašanje standardnih delovnih postaj v sprotnem času (ang.real time). Nudi podporo upravljanja kompleksnejših omrežnih topologij z neomejenimrastočim številom ugnezdenih podomrežij. Enote in protokoli so modelirani kot razredi znasledstvom in specializacijo. Glavna odlika se odraža v simuliranju poljubnega obnašanja s35

pomočjo snovane logike v programskem okolju C/C++, ki je zajeta v FSM stanjih inprenosnih poteh. Na ta način lahko nadziramo vsaki nivo, ne glede v kakšne detajle sespustimo. Prav tako je do dobra poskrbljeno za pomoč pri programiranju protokolov. Prekotisoč funkcij, ki se nahaja v knjižnicah do velike mere poenostavi snovanje modelov zaposamezen protokol. Medsebojno povezovanje segmentov omrežij, gradnikov in ostalihsestavnih elementov je popolnoma odprto in prosto programabilno. Spremljamo lahko raznezakasnitve, obremenitve, razpoložljivost, bitne napake, karakteristike propustnosti povezavipd. Gledano iz teh vidikov gre za napredno modelirno platformo, ki ima v detajleoptimizirano vzporedno diskretno dogodkovno simulacijo, hibridno in analitično simulacijo,katerim nudi podporo 64 bitno jedro, podobno kot pri HLA in sorodnih simulacijskihtehnikah. Če sedaj sam sistem vzamemo pod drobnogled ugotovimo, da slednji nudi podporooziroma razne vmesnike za povezovanje s tako imenovano »živo« strojno opremo aliprogramsko opremo, ki lahko obratuje v simulaciji sprotnega časa diskretnih dogodkov. Zaodpravljanje napak skrbi vgrajen razhroščevalnik, kateremu je zaupano hitro vrednotenjeobnašanja simulacije in sprotno odpravljanje problemov. Implementirana so tudi takoimenovana orodja za analizo. Slednja so namenjena prikazovanju rezultatov simulacije. Naenostaven način lahko izrišemo in analiziramo posamezne časovne intervale, histograme,verjetnostne funkcije, parametre, porazdelitve ter intervale zaupanja. Rezultate je močponazoriti v različnih oblikah. Z uporabo funkcije izvoza jih lahko predstavimo tabelarično,grafično ali pa za to uporabimo XML. Ker gre za kvalitetno orodje, tudi podpora animaciji niizostala. Animiramo lahko obnašanje modela med oziroma po izvršeni simulaciji in hkratipreko grafičnega načina opazujemo statistične vrednosti. Statistične vrednosti lahko prav takoopazujemo med izvajanjem same simulacije. Napredna knjižnica s protokoli, ki so razdelani vdetajle zajema mnogo vrst aplikacij, kot so: zvok (ang. voice), HTTP, TCP, IP, OSPF, BGP,EIGRP, RIP, RSVP, Frame Delay, FDDI, Ethernet, ATM, 802.11 brezžična lokalna omrežja,802.16 WiMAX, IPv6, MPLS, PNNI, DOCSIS, UMTS, IP Multicast, vezja stikal, MANE,mobilni IP, IS-IS, satelitske možnosti in mnoge druge. Vsi standardni modeli so na voljo vobliki FSM-ov z odprto izvorno kodo, katera omogoča prilagajanje modelov sebi v prid in vprid potrebam posameznih aplikacij. Standardna knjižnica modelov vsebuje na stotinemodelov generičnih naprav, vključno z usmerjevalniki (ang. routers), stikali, delovnimipostajami in generatorji paketov. S pomočjo orodja za snovanje naprav, lahko konstruiramonapravo po lastni želji, prav tako pa lahko združujemo promet iz lokalnih omrežij oziroma»oblakov« z računalniškimi enotami. Na geografskem nivoju lahko tvorimo celične modele,36

ezžična lokalna omrežja, satelite ali kakšna druga omrežja z mobilnimi napravami. Vsakonapravo lahko vodimo in nadzorujemo bodisi dinamično, bodisi preko vnaprej generiranihtrajektorij. Dodajamo lahko zemljevide, kot je na primer CADRG/CIB kakor tudi vsa ostalagrafična ozadja za vizualne izboljšave. Simulacijsko orodje je na voljo različnim operacijskimsistemom (Windows 2000, XP, Linux, Solaris), kar pomeni, da si lahko med naštetimioperacijskimi sistemi izmenjujemo ustvarjene modele, brez kakršnihkoli modifikacij.4. Notranji usmerjevalni protokoliZa načrtovanje prostranega omrežja imenovanega WAN, ki povezuje uporabnike strežnike,kot tudi nadzorni center je potrebno upoštevati ključno vlogo usmerjevalnih protokolov.Usmerjevalni protokol je eden izmed najpomembnejših členov omrežja, zato je izbiraustreznega usmerjevalnega protokola pri načrtovanju in izgradnji še kako pomembna.Notranje usmerjanje ni nič kaj drugega kot priprava usmerjevalnika, ki deluje v omrežju, dapoišče oziroma že pozna pot do vsake lokacije ali cilja v tem omrežju. Takšne probleme lahkoenostavno razrešimo z uporabo statičnih usmerjevalnikov, ali pa na zahtevnejši način, ki jehkrati tudi zanesljivejši, vendar na žalost tudi kompleksnejši. V ta namen uporabimo aktivneusmerjevalne protokole, kot so IS-IS, OSPF, RIPv2, in RIP ki je najbolj razširjen. Notranjeprotokole torej s pridom izkoriščamo za usmerjanje v omrežjih, ki so pod skupnim nadzorom,medtem ko se pa zunanji usmerjevalni protokoli uporabljajo za izmenjavo usmerjevalnihinformacij med tistimi omrežji, ki niso pod skupnim nadzorom.37

Slika 5: Prostrano omrežje - WAN (Wide Area Network)Koncept usmerjanja:S povečevanjem potreb in hitro rastočimi organizacijami, pa naj bodo to vojska,izobraževalna ustanova ali podjetje, hitro raste tudi lokalno omrežje LAN, zato je iz tegavidika potrebno zagotoviti ločene povezave do posameznih segmentov, izmenjavo informacij,aplikacij, prenos sporočil in podatkov ter hkrati zagotoviti dostop do skupne baze podatkov.Za izpolnitev vseh naštetih zahtev lahko uporabimo razne rešitve, ki pa se medsebojno močnorazlikujejo. Ena izmed takšnih rešitev je uporaba dodeljene povezave točka-točka (ang. pointto-point).Takšna povezava je klasična telefonska storitev (POST), T1 ali pa 56 Kbpspovezava med vsakim LAN omrežjem, ki je potrebno za medsebojno komunikacijo. Pritakšnem pristopu lahko LAN omrežje pošilja informacije v drugo omrežje tako, da uporabipravilno povezavo oziroma linijo in bo informacija prispela na cilj (naslovljeno mesto) breztežav z naslavljanjem ali vmešavanjem kakršnegakoli komunikacijskega protokola. Iznapisanega je moč razbrati, da potrebujemo pri večjem številu LAN omrežij veliko številolinij, kar iz ekonomskega stališča predstavlja drago in neracionalno rešitev. Kot primer lahko38

navedemo sledeče: število linij, ki jih potrebujemo za omrežje v katerem se nahaja N številLAN omrežij določa enačba (1.1):( −1)⋅Število linij = N N (1.1)2Štiri LAN omrežja bi ob zgoraj opisanem pristopu potrebovala šest linij. V kolikor pa številolokalnih omrežij sunkovito naraste na primer do števila 40, bi v takšnem primeru moralizagotoviti 780 takšnih povezav. V takšnih situacijah nam hitro postane jasno, da bo za rešitevproblema treba zagotoviti drugačne pristope. Glavna naloga WAN prostranega omrežja jeminimizacija števila medsebojnih povezav hkrati pa moramo zagotavljati zanesljivost,zmogljivost, prepustnost in seveda ustrezno ceno. Minimizacija števila povezav pa po drugistrani zahteva zanesljiv mehanizem, ki bo znal ustrezen paket poiskati, ga peljati mimo vsehvmesnih vozlišč ter ga dostaviti na končno lokacijo. Takšno funkcijo zanesljivega mehanizmazagotavljajo usmerjevalni protokoli. Aplikacije kot so usmerjanje, premoščevanje inpreklapljanje imajo samo en skupen cilj in sicer, dostaviti prenosni paket čim bližjenjegovemu cilju. Premoščevalniki in preklopniki delujejo na podatkovnem linijskem slojuOSI (ang. Open System Interconnection) modela in usmerjajo podatkovne okvirje glede naMAC (ang. Medium Access Control – dostop do prenosnega medija) naslavljanje. Najbolj soprimerni (premoščevalniki, preklopniki…) za segmentiranje dela omrežja, kar posledičnozmanjša verjetnost zamenjave naslovov pri naslavljanju podatkovnih paketov. Usmerjevalnikipa po drugi strani izkoriščajo omrežni sloj OSI referenčnega modela in svoje odločitveprilagajajo v odvisnosti od naslovov, ki se nahajajo znotraj nosilcev usmerjevalnihprotokolov, kot so IP (ang. Internet Protocol), ali celo IPX (ang. Internetwork PacketExchange). Namen usmerjanja je en sam in sicer, zagotoviti učinkovito povezljivost medomrežji v povezavi s potrebno zaščito (požarni zid-firewall).Elementi usmerjevalnih protokolov:Usmerjevalni protokoli izvajajo dve ključni nalogi, kjer prva določa optimalne usmerjevalnepoti skozi omrežje, ki največkrat temelji na poteh, po katerih prenosljivi paket potuje najboljugodno glede na zakasnitve, zanesljivost in popačenje. Največkrat je optimalna pot tista, kivsebuje najmanjše število vozlišč in je še po možnosti najkrajša, vendar venomer temu nitako. Opisana optimalna pot je lahko že zasedena in po njej poteka velik del prometadoločenega omrežja. Iz tega razloga morajo omrežni usmerjevalni protokoli neprestano zbiratiinformacije o zasedenosti in prenatrpanosti omrežja ter si na ta način osvežujejo podatke v39

usmerjevalnih tabelah o vsakem usmerjevalniku posebej, v kolikor pride do prevelikih nihanjmed izpadi in velikimi izkoristki v nekem omrežju.Druga naloga, katero opravljajo usmerjevalni protokoli je dejansko prenašanje paketov skoziomrežje. V trenutku, ko paket prispe na vrata usmerjevalnika mora slednji poiskati končninaslov v glavi paketa, ter se glede na pridobljen naslov odloči po kateri poti in skozi kateraizhodna vrata bo poslal podatkovni paket, da bo slednji prispel na želen naslov. Takšneodločitve so osnovane na podlagi usmerjevalnih tabel. Večina usmerjevalnih protokolovnajlažje komunicira z usmerjevalniki v načinu podajanja podatkov. To pomeni da se vsakusmerjevalnik nauči in na splošno ve za prisotnost ter odzivnost svojega soseda. Na ta načinusmerjevalnik pridobi informacije o sosednjih usmerjevalnikih, hkrati pa pridobljeneinformacije uporabi za osveževanje in ažuriranje svoje usmerjevalne tabele. Po končanemzbiranju informacij so se tvorile usmerjevalne tabele, nato pa vsak usmerjevalnik pošljekopijo svoje usmerjevalne tabele vsem svojim sosedom. Ta izmenjava poteka periodično.Skozi takšen postopek se vsak usmerjevalnik v omrežju nauči in ohrani celostno podoboomrežja v smislu medsebojne povezljivosti in kvalitete posameznih povezav. Da lahkousmerjevalni protokol svoje delo pravilno upravi, se morajo prenosni podatkovni paketiuskladiti s posameznim usmerjevalnim protokolom. Med usmerjevalne protokole spadajo IP,IPX in XNS (Xerox Network System). Usmerjevalniki so sposobni upravljati več protokolovhkrati, vendar pa so zmogljivosti od posameznega protokola do protokola različne, karpomeni, da imajo usmerjevalniki z nekaterimi protokoli veliko več dela, kar posameznoaplikacijo upočasni. Ostali protokoli, kot so na primer IBM-ov NetBEUI, protokol za MSWindows for Workgroups ter Digital Equipment Corporation's Link Access Protokol (LAT)niso usmerjani. Problematika ne-usmerjanih protokolov se kaže v tem, da ne zagotavljajofunkcionalnosti znotraj omrežnega sloja. NetBEUI in LAT lahko vseeno pošiljamo poprostranem omrežju WAN, vendar morata imeti zagotovljeno transparentno prehajanje znotrajprotokola kot je IP ali pa vzpostavljen premoščevalnik med dvema usmerjevalnima enotama.Slaba stran premoščevalnikov se v tem primeru izraža v izrabljanju koristnih informacijpridobljenih od usmerjevalnika, kar posledično zmanjšuje zmogljivost samegausmerjevalnika. Transparentno prehajanje skozi IP je v tovrstnem primeru še najboljšamožnost, vendar zagotovo vnaša zakasnitve pri prenosih zaradi preobremenitve protokola. Privodenju aplikacij v sprotnem času si tega vsekakor ne smemo privoščiti.40

4.1 Protokol RIP(Routing Information Protocol)RIP protokol je eden najbolj vzdržljivih (ang. endouring) protokolov. RIP protokoli bazirajona množici algoritmov, ki uporabljajo vektorje razdalje (ang. distance vectors), da lahkomatematično primerjajo poti, da lahko določijo najboljšo pot do določenega naslovnika (cilja).Ti algoritmi izhajajo iz akademskih raziskav, ki potekajo že od daljnega leta 1957.Današnja različica RIP protokola, ki ji nekateri pravijo tudi IP-RIP, je opisana v dvehdokumentih: Request Fot Comment (RFC) 1058 in Internet Standard (STD) 56. Ko so seomrežja, temelječa na IP, začela širiti, je IETF-u (Internet Engineering Task Force) postalojasno, da je potrebno RIP protokol nadgraditi. Posledično je IETF januarja 1993 izdal RFC1388, ki ga je novembra 1994 presegel RFC 1723, oba pa sta opisovala RIP 2 (drugo različicoRIP protokola). Ti RFC-ji so opisovali povečanje zmogljivosti RIP-a in ne nadomestila letega. RIP 2 je omogočal, da so sporočila RIP vsebovala več informacij, kar je omogočalouporabo enostavnega mehanizma za preverjanje pristnosti, ki je varoval osveževanje tabele.Še bolj pomembno je, da RIP 2 podpira masko omrežja (ang. subnet masks), pomembnolastnost, ki je v RIP-u ni bilo.Ažuriranje usmerjevanja (Routing Update):RIP protokol pošilja sporočila za ažuriranje usmerjevanja v rednih intervalih ter tudi vprimerih, ko se spremeni topologija omrežja. V trenutku, ko usmerjevalnik prejme zahtevo poažuriranju usmerjevanja, ta zahteva pa vsebuje vhodne spremembe, osveži svojousmerjevalno tabelo z novo potjo. Metrična vrednost poti se poveča za ena in pošiljatelj jeoznačen kot naslednji skok. Metrična vrednost je ene vrsta uteži, kar pomeni, da je pot znajmanjšo metrično vrednostjo ekvivalentna poti z najmanjšo utežjo (optimalna pot). RIPusmerjevalniki ohranijo samo najboljšo pot, ki ima najmanjšo metrično vrednost do zadanegacilja, ostale pa zavržejo. Po osveženi usmerjevalni tabeli začne usmerjevalnik oddajatisporočila za ažuriranje usmerjevanja s čimer obvesti vse ostale usmerjevalnike v omrežju, daje prišlo do sprememb v usmerjevalni tabeli. Tovrstna sporočila so poslana neodvisno odsporočil poslanih v rednih intervalih.41

Slika 6: Osveževanje / posodabljanje (ažuriranje) usmerjevalne tabele med sosednjimiusmerjevalniki.RIP števec korakov (RIP Routing Metric):RIP usmerjevalni protokol uporablja enojni števec korakov (ang. routing metric) za določitevrazdalje med izvorom in zadanim ciljem. Vsak opravljen skok na poti ima dodeljeno vrednostštevca skokov, ki je načeloma v praksi ena. V trenutku, ko usmerjevalnik prejme zahtevo zaažuriranje usmerjanja, ki vsebuje nov ali pa spremenjen vnos omrežnega cilja doda 1 metričnivrednosti, ki se nahaja v ažuriranju in vnese omrežje v usmerjevalno tabelo. Za naslednji skokse uporabi pošiljateljev IP naslov. Števec skokov, in grafično ponazoritev postopka določitverazdalje s pomočjo štetja skokov med izvorom in ciljem nam prikazuje slika 7.Slika 7: Števec skokov (ang. routing metric) na dveh različnih poteh.42

Lastnosti stabilnosti RIP protokola (RIP Stability features):RIP usmerjevalni protokol preprečuje ponavljanje usmerjevalnih zank v neskončnost na tanačin, da omejuje število skokov na poti od izvora do omrežnega cilja. Največje številoskokov na poti izvor-cilj je 15. V kolikor je bilo opravljenih že 15 skokov, usmerjevalnik paponovno prejme zahtevo po ažuriranju usmerjanja, ki vsebuje bodisi nov bodisi spremenjenvnos hkrati pa se metrična vrednost poveča za ena, število skokov pa s tem naraste na 16, boto pomenilo, da se omrežni cilj smatra kot nedosegljiv. Slaba plat stabilnosti se kaže vomejenosti, kar pomeni, da je največja razdalja v RIP omrežju omejena na petnajst skokov.RIP vsebuje še mnogo drugih lastnosti, ki opisujejo stabilnost in so hkrati bol pogostejše tudiv drugih usmerjevalnih protokolih. Takšne lastnosti so bile načrtovane tako, da priskrbijostabilnost, kljub hitrim spremembam v topologiji omrežja.RIP Časovniki:RIP uporablja več časovnikov za prilagajanje svojih sposobnosti, kjer slednji služijo različnimnamenom. Na ta način RIP vsebuje časovnik ažuriranja usmerjanja (ang. routing updatetimer), časovnik izteka poti (ang. route timeout timer) in časovnik »ovrzi pot« (ang. routeflush timer). Časovnik ažuriranja usmerjanja se izteka med intervali periodičnih osveževanjusmerjanja. Največkrat je nastavljen na trideset sekund, kjer se zraven 30 sekundnegaintervala doda še krajši časovni interval, ki pride do izraza ob resetu časovnika. Takšeninterval je potreben zato, da preprečimo morebitno preobremenitev, ki bi lahko nastala vprimeru, da bi vsi usmerjevalniki naenkrat ažurirali en usmerjevalnik. Vsak vnos sprememb vusmerjevalno tabelo potrebuje časovnik izteka. Ko se ta časovnik izteče, se ta pot označi zanepravilno, vendar se kljub temu obdrži v usmerjevalni tabeli vse do tedaj, ko se iztečečasovnik »ovrzi pot«.Struktura okvirja:RIP paket je sestavljen iz devetih polj. Vsako polje ima svoj namen, ki ga bomo na kratkoopisali v nadaljevanju.Kontrolno polje:43

Kontrola nam pokaže, ali gre za paket zahteve oziroma paket odgovora. Zahteva nastopi tedaj,ko RIP hoče, da usmerjevalnik pošlje celo ali pa samo del usmerjevalne tabele. Odgovor pa jelahko zastopan z ne-zahtevanim posodabljanjem usmerjevanja ali pa kot odgovor na zahtevo.Za odgovore je značilno, da vsebujejo vnose usmerjevalnih tabel. Za prenos informacij inpodatkov iz večjih usmerjevalnih tabel se lahko uporablja tudi več RIP paketkov.Polje verzije:Verzija nam pove, katera različica RIP usmerjevalnega protokola je v uporabi. Namen tegapolja je zaznava različnih, potencialno nekompatibilnih različic, ki se lahko pojavijo vstrukturi omrežja ob uporabi različnih usmerjevalnikov.Ničelno polje:Tega polja RFC 1058 RIP pravzaprav ne uporablja. Prisotno je zgolj iz razlogakompatibilnosti s prejšnjimi različicami RIP. Ime je to polje dobilo po ničelni začetnivrednosti.AFI polje (ang. Address Family Identifier):Z uporabo tega polja se avtomatsko določi naslovno družino. Vemo da je RIP narejen tako, daprenaša usmerjevalne informacije za več različnih protokolov. Pri tem je vsak vnos določen ssvojim identifikatorjem naslovne družine, ki pokaže določen tip naslova. Naslovna družina zaIP znaša 2.Metrično polje:Slednje služi za prikaz medmrežnih skokov na poti od izvora do cilja. Polje lahko zavzamevrednosti med 1 in 15 oziroma izjemoma 16, kadar je zadan cilj nedosegljiv (nedosegljivapot).IP naslov:Določa IP naslov za vnos.44

4.2 Protokol OSPF(Open Shortest Path First)OSPF protokol je bil izdelan iz razloga premajhne robustnosti RIP protokola, kar pomeni, damu primanjkuje sposobnost obratovanja v večjih omrežjih. Druga ključna pomanjkljivost seizraža v neučinkovitem iskanju in določanju alternativnih poti po omrežju. Kot odgovor naomenjeno problematiko je IETF (Internet Engineering Task Force) razvil OSPF protokol, ki jenadomestil RIP protokol. Osnova OSPF protokolu je tako imenovani SPF (ang. Shortest PathFirst) algoritem, kateri je bil razvit s strani Bolt, Beranek in Newman (BBN) leta 1978 zapotrebe omrežja ARPANET, ki se je uporabljal sprva v vojaške namene, kasneje pa je služilkot izhodišče za razvoj današnjega ethernet-a.OSPF je zaradi svoje robustnosti, ki ga je krasila, postal standardni industrijski protokol. Nudipodporo večjim omrežjem in izpolnjuje zahteve po posebnih storitvah, vključuje mehanizemza preverjanje pristnosti in podpira večslojne omrežne protokole. Iz tega razloga je OSPFučinkovit protokol, ki lahko hitro sledi spremembam v omrežju, kar mu omogoča OSPFusmerjevalnik, ki preusmeri pot podatkov v kolikor je to potrebno. Prav tako ima sposobnostminimizacije preobremenitev paketnega prometa, ki lahko nastanejo zaradi nastalihsprememb v omrežju, pri čemer se pošlje usmerjevalnik samo tiste informacije, ki so odvisneod samih sprememb v omrežju in ne celotne usmerjevalne tabele. Tovrsten protokol zausmerjanje temelji na osnovi stanja povezav (ang. link state routing). Vsebuje topologijo bazepodatkov v kateri so shranjene informacije o stanju povezav (ang. links) znotraj avtonomnegaomrežja. Takšne informacije nato uporablja pri izračunih najkrajše poti. Usmerjevalnik, kitemelji na OSPF protokolu najvi svojo prisotnost tako, da razpošlje vsakemu svojemu sosedupozdravno sporočilo (ang. hello message). Vsak usmerjevalnik, ki prejme pozdravnosporočilo odgovori pošiljatelju na enak način, torej odgovori nazaj s pozdravnim sporočilom.S tem pokaže, da je še vedno v operativnem stanju. Po opisanem principu se noviusmerjevalnik hitro spozna s svojimi sosedi in obratno.45

Authentication - vsebuje informacije o sistemu pristnosti.OSPF odgovarja na zgornji sloj Type of Service (TOS) zahteve, ki jo najde v glavi IP paketa.Na podlagi TOS nato poda OSPF svoje najboljše izračune. Za primer, OSPF lahko odgovorina vseh osem kombinacij IP-jevih TOS bitov, kar lahko predstavlja vse kombinacijezakasnitev, prepustnosti in zanesljivosti. Če TOS biti podajajo nizko zakasnitev, visokoprepustnost in nizko zanesljivost, potem OSPF izračuna usmerjanje, ki kar najbolje zadostitem zahtevam.4.3 Protokol IGRP(Interior Gateway Routing Protocol)Notranji prehodni usmerjevalni protokol (ang. interior gateway routing protocol) je razvilopodjetje Cisco Systems. Cilj je bil sličen kot pri OSPF usmerjevalnem protokolu, torejnarediti robusten usmerjevalni protokol, vendar za razliko od OSPF je IGRP namenjensistemom, ki niso pod skupnim nadzorom (avtonomni sistemi). V času razvoja IGRPprotokola je bil že v uporabi RIP, ki je dobro deloval pri usmerjanju manjših relativnohomogenih medomrežij, vendar se je njegova zmogljivost hitro zmanjševal z rastjo omrežja.Cisco-vi usmerjevalniki z implementiranim IGRP usmerjevalnim protokolom so se hitrorazširili, saj je bila lastnost robustnosti ključnega pomena pri povezovanju velikih omrežij. Iztega razloga je bil tudi IGRP načrtovan za delovanje v vseh omrežnih okoljih, kasneje pa tudiposlan v zagon v OSI Connectionless-Network Protokol (CLNP) omrežjih. Tekom razvoja jeCisco poslal v uporabo tudi drugo različico IGRP protokola, ki so ga označili s kratico EIGRP(ang. Enhanced IGRP), kar pomeni izboljšan IGRP.Lastnosti IGRP protokola:Delovanje IGRP protokola temelji na osnovi vektorja razdalje. To pomeni, da delujočiprotokoli na osnovi vektorja razdalje matematično primerjajo poti z uporabo meritve razdalje(distance). Te meritve imenujemo vektor razdalje. Usmerjevalniki, ki uporabljajo vektorrazdalje, morajo poslati celotno ali pa samo delček usmerjevalne tabele v sporočilu zaažuriranje usmerjanja vsem sosednjim usmerjevalnikom. Ko se usmerjevalna informacijarazširja po omrežju, lahko usmerjevalniki dodani v omrežje, s pomočjo učenja o odpovediomrežja in izračuna razdalje vseh znanih lokacij, razberejo novo razdaljo (vektor razdalje).47

Protokoli, ki temeljijo na vektorju razdalje se pogosto razločujejo z usmerjevalnimi protokolipreko stanja povezav (ang. link state protocols), kateri pošljejo informacijo o stanju povezavevsem vozliščem v omrežju. Za določitev vektorja razdalje IGRP uporablja merilo, ki jesestavljeno iz izračuna uteži matematičnih vrednosti medomrežne zakasnitve, pasovne širine,obremenitve in zanesljivosti. Pri tem lahko omrežni administrator nastavlja uteži za vsako odmatematičnih vrednosti posebej. Obremenitev in zanesljivost lahko zavzame poljubnovrednost v razponu od 1 do 255, pasovno širino je moč nastavljati v razponu med 1200 bps in2410 Gbps, časovna zakasnitev pa lahko zavzame vrednosti med 1 in 2 . Tako širokemu izborunastavitev uteži je še dodatno omogočeno spreminjanje uporabniško nastavljivih konstant, kiadministratorju omogočajo nastavljanje posamične usmerjevalne poti. Ključna lastnost, kivpliva na nadaljnjo elastičnost IGRP protokola je usmerjanje po več poteh. To pomeni, dalahko na dveh linijah z identično pasovno širino teče posamezen tok prometa v krožnododeljivem načinu kjer pride v uporabo avtomatsko stikalo, katero pride do izraza, če enaizmed linij odpove. Linijo, ki je na primer trikrat zmogljivejša od druge, lahko uporabljatrikrat pogosteje, kar posledično doprinese k boljši pretočnosti.Lastnosti stabilnosti IGRP protokola (ang. Stability Features):IGRP prav tako vsebuje kopico rešitev, ki posledično vplivajo na lastnosti stabilnosti. V tanamen uporablja naslednja pravila:• Holddowns pravilo• Split horizons pravilo• Poison-reverse updates praviloPravilo »holddowns« se uporablja za preprečevanje nepravilnega ažuriranja sporočil odoločeni poti, če se le ta prekine. Kadar pride do okvare posamičnega usmerjevalnika,sosednji usmerjevalniki okvaro zaznajo s pomočjo manjkajočih sporočil pri ažuriranju, ki najbi jih usmerjevalnik, ki je v okvari redno pošiljal. Na osnovi tega morajo delujočiusmerjevalniki izračunati nove poti in razposlati nova sporočila sosednjim usmerjevalnikomza ažuriranje o popravku poti. Ta princip ažuriranja sproži val sporočil, ki se razširi poomrežju. Upoštevati je potrebno dejstvo, da vsa sporočila ne dosežejo vseh omrežnih napravhkrati, zato se lahko zgodi, da naprava, ki še ni prejela sporočila o omrežni napaki, pošljestaro sporočilo drugi napravi, ki je pravkar sprejela sporočilo o napaki in prepiše pravilnosprejeto sporočilo. V tej situaciji bi se takšno napačno sporočilo začelo širiti po omrežju, kar48

pa je nezaželeno in hkrati nesprejemljivo. Da do omenjene situacije ne bi prišlo »holddowns«izda ukaz usmerjevalnikom, da naj počakajo s sporočili o popravku poti za določen čas. Tačas je največkrat daljši od časa potrebnega za ažuriranje celotnega omrežja o spremembiusmerjevanja. Pravilo »split horizon« pa govori o tem, da je nesmiselno pošiljati informacije odoločeni poti nazaj, od koder so bile poslane.Slika 9: Pravilo "split horizon" pomaga pri preprečevanju zazankanja poti.Slika 9 prikazuje rešitev problema s »split horizon« pravilom. Usmerjevalnik 1 (Router 1)sporoča, da ima pot do omrežja A, zato usmerjevalniku 2 (Router 2) ni potrebno sporočiti teinformacije nazaj k usmerjevalniku 1, ker je usmerjevalnik 1 bližje omrežju A. Tako »splithorizon« pravilo pomaga preprečevati zazankanje usmerjevalnih poti. Na primer, če biusmerjevalnik 1 izgubil zvezo do omrežja A, bi brez »split horizon« pravila usmerjevalnik 2še vedno obveščal usmerjevalnik 1, da lahko preko njega pride do omrežja A. Usmerjevalnik1 bi tako izbral pot do usmerjevalnika 2 kot nadomestilo direktni poti do omrežja A, hkrati pabi se pot zazankala. Čeprav naj bi tudi pravilo »holddowns« preprečevalo zazankanje, je »splithorizon« dodan IGRP-ju, predvsem zaradi ponujene dodatne stabilnosti algoritma. Glavninamen pravila »split horizon« je preprečevanje zazankanja med sosednjim usmerjevalniki.Pravilo »poison-reverse« potrebujemo za preprečitev večjih zazanjkanj. Spreminjanjeparametrov usmerjanja povzroči nastajanje usmerjevalnih zank, pri čemer pravilo »poisonreverse« odstrani zazankano pot in jo nadomesti z pravilom »holddown«.IGRP časovniki:Za IGRP usmerjevalni protokol je značilno, da vsebuje več časovnikov in spremenljivk sčasovnimi intervali.• Časovnik posodobitve (update timer) določa pogostost poslanih ažurnih sporočil.Privzeta vrednost je nastavljena na interval 10-tih sekund.49

• Časovnik neveljavnosti (invalid timer) določa, kako dolgo naj usmerjevalnik čaka naažurno sporočilo, preden razglasi pot za neveljavno. Privzeta vrednost je nastavljenana trikratno vrednost trajanja periode ažuriranja.• Čas zadrževanja (hold time) je spremenljivka, ki določa periodo zadrževanja. Privzetavrednost je nastavljena na trikratno vrednost trajanja periode ažuriranja, kateri seprišteje še vrednost 10-tih sekund.• Časovnik zavrženja poti (flush timer) določa, koliko časa naj preteče, preden seodstrani pot iz usmerjevalne tabele. Prvzeta vrednost je je nastavljena na sedemkratnovrednost dolžine periode ažuriranja.IGRP se je izkazal kot eden najučinkovitejših usmerjevalnih protokolov. Nemajhen del zaslugima podobnost z RIP protokolom. Danes IGRP že kaže svoja leta, nima podpore zaspremenljivo dolžino podomrežne maske (variablelenght subnet masks). Namesto razvojaIGRP različice 2, ki bi vsebovala to podporo je bil razvit EIGRP.4.4 Protokol EIGRP(Enhanced IGRP)EIGRP usmerjevalni protokol predstavlja evolucijo njegovega predhodnika, protokola IGRP.Evolucija je rezultat sprememb v delovanju in zahtev po večjem internetnem poslovanju.EIGRP vključuje sposobnost tako imenovanih »link state« protokolov v »distance vector«protokole. Dodatno še EIGRP vsebuje določene pomembne protokole, kateri dodatnopovečujejo njegove zmogljivosti v primerjavi z drugimi usmerjevalnimi protokoli. Edenizmed teh je tako imenovani »Diffusing update algorithm (DUAL)«, ki je bil razvit s straniSRI International. DUAL ima sposobnost, da usmerjevalniku omogoči poizvedbo o označenipoti, in sicer, ali se slednja zaključuje z zanko oziroma brez nje. S tem hkrati omogočitekočemu EIGRP usmerjevalniku, da najde drugo pot brez nepotrebnega čakanja poažuriranju sosednjih usmerjevalnikov. Pri tem je pomembna lastnost kompatibilnost, saj jeEIGRP popolnoma usklajen z IGRP usmerjevalniki. Napredno orodje, ki sliši na ime»Automatic redistribution« omogoča IGRP usmerjevalnikom, da se samodejno nadgradijo vEIGRP. S tem je mogoče dodajati EIGRP usmerjevalnike v že obstoječo mrežo IGRPusmerjevalnikov. Oba protokola sta direktno prevodna in neposredno primerljiva, kakor da binjuno osnovo predstavljal skupen avtonomen sistem (ASS).50

Sposobnosti in značilnosti EIGRP:Značilnosti, ki ločujejo EIGRP od ostalih usmerjevalnih protokolov je veliko in jih bomo nakratko predstavili:• Značilnost hitre konvergence (ang. fast convergence)• Podpora za spremenljivo dolžino podomrežne maske (ang. support for variable-lengthsubnet mask)• Podpora za delno ažuriranje-posodabljanje (ang. support for partial updates)• Podpora za večslojne mrežne protokole (ang. support for multiple network layerprotocols).Protokol deluje tako, da EIGRP usmerjevalnik shranjuje usmerjevalne tabele vseh svojihsosedov, kar mu omogoča hitro iskanje alternativne poti. Postopek se izvaja toliko časa,dokler prava pot ni poiskana. Ob vsem tem, pa se EIGRP periodično ne nadgrajuje, saj senamesto tega delne nadgradnje izvajajo takrat, ko se spremeni merilo usmerjanja. V trenutku,ko je nadgradnja potrebna se slednja izvede avtomatično, vendar le na tistih usmerjevalnikih,ki nadgradnjo potrebujejo. Takšen način ažuriranja doprinese k uporabi manjše pasovne širinenapram tisti, ki je potrebna pri IGRP usmerjevalnikih.Procesi in tehnologije:Da lahko EIGRP zagotavlja superiorne značilnosti, ki smo jih prej navedli, mora v ta namenuporabljati štiri ključne tehnologije, ki ga ponesejo stopnico višje od ostalih usmerjevalnihsistemov.Neighbor discovery/recovery je napredna tehnologija, katera usmerjevalniku omogočadinamično učenje o drugih usmerjevalnikih, s katerimi neposredno vzpostavlja komunikacijo.Rezultat učenja se kaže v sposobnosti zaznave delujočih in nedelujočih sosednjihusmerjevalnikov oziroma lahko ugotovi, kateri usmerjevalnik ni v uporabi. Proces se izvaja speriodičnimi pošiljanji kratkih pozdravnih sporočil, imenovanih »hello message«. Doklerusmerjevalnik sprejema povratna pozdravna sporočila pomeni, da je njegov sosed v delovanjuin lahko med njima poteka izmenjevanje usmerjevalnih informacij.Reliable Transport Protocol (RTP) opravlja funkcijo dostave EIGRP paketov vsem svojimsosedom, prav tako pa podpira prenos »multicast« in »unicast« paketov. Učinkovitost jelastnost, zaradi katere so le določeni EIGRP paketi zanesljivo poslani. Pri več-dostopnem51

omrežju, katero ima »multicast« zmogljivost (ethernet), ni potrebno zanesljivo pošiljatipozdravnih paketov vsem sosedom posamično. Iz tega razloga pošlje EIGRP samo eno»multicast« pozdravno sporočilo z indikatorjem, kateri seznani naslovljenca, da morapreneseni paket sprejeti. Vsi preostali tipi paketov, kot so nadgradnje in podobno, samipredajo naslovniku zahtevo po sprejemu.DUAL finite-state machine izvaja odločitveni proces za vse usmerjevalne komputacije, ssledenjem vseh usmerjevalnih naslavljanj svojih sosedov. V ta namen uporablja DUALinformacije o razdalji, kar mu pripomore k učinkoviti izbiri poti brez zaključene zanke, hkratipa mu nudi izbiro usmerjanja za vpisovanje v usmerjevalno tabelo, ki temelji na t.i. »feasiblesuccessors (FS)«. FS ni nič kaj drugega, kot pa sosednji usmerjevalnik, ki služi za pošiljanjepaketov po najcenejši poti na destinacijo, ki zagotovo ni del usmerjevalne zanke. V primeruda sosednji usmerjevalnik spremeni merilo, ali pa se spremeni topologija, bo DUAL najprejzačel iskati FS-e. V kolikor ga najde, ga tudi uporabi, da prepreči nepotrebno rekomputacijo.Zgodi pa se lahko, da FS-a ne najde, sosednji usmerjevalnik pa še vedno naslavlja destinacijo,se rekomputacija mora izvršiti, hkrati pa se določi nov naslednik imenovan »successor«.Protocol-dependent modules predstavlja orodje, ki je odgovorno za »network layer protocolspecific« zahteve. Kot primer lahko navedemo IP-EIGRP modul, ki je odgovoren zapošiljanje in sprejemanje EIGRP paketov, kateri potujejo preko IP. Prav tako nosiodgovornost za informiranje DUAL-a o novih informacijah, ki jih je sprejel. IP-EIGRP»vpraša« DUAL funkcijo o odločitvi usmerjanja, slednja pa se shrani v usmerjevalno tabelo.Tipi paketov EIGRP:EIGRP uporablja sledeče tipe paketov:• pozdravni,• posodobitveni,• povpraševalni in vračalni.Pozdravni paketi: gre za periodično pošiljanje kratkih pozdravnih sporočil (hello message)sosednjim usmerjevalnikom.Posodobitveni paketi: so poslani s strani novih usmerjevalnikov, da jih že obstoječiprepoznajo v omrežju.52

Povpraševalni in vračalni paketi: se pošiljajo, ko cilj nima znanega naslednika. Vračalnipaketi so odgovor na povpraševalne pakete in naročajo usmerjevalniku, ki je poslalpovpraševalni paket, da naj ne popravlja poti, ker znani naslednik obstoja.4.5 Protokol IS-IS (vmesni sistem – do – vmesnega sistema)Intermediate System-to- Intermediate SystemIS-IS usmerjevalni protokol je bil prvotno razvit za usmerjanje v ISO CLNP (ConnectonlessNetwork Protocol – protokol nepovezavnega omrežja) omrežjih. Naknadno so razvili tudirazličico, ki je podpirala CLNP kakor tudi IP internetni protokol in so jo poimenovali»integrated« IS-IS oziroma »dual« IS-IS.IS-IS je OSI hierarhični protokol temelječ na osnovi stanja povezav in pošilja v omrežjeinformacijo o stanju povezav iz razloga, da lahko sestavi popolno sliko topologije omrežja. Izrazloga poenostavitve usmerjanja je omenjeni usmerjevalni protokol sposoben razločevatimed vmesnimi sistemi prvega sloja (IS-i sloja 1) in drugega sloja (IS-i sloja 2). Vmesnisistemi prvega sloja komunicirajo z drugimi vmesnimi sistemi prvega sloja v istem deluomrežja. Vmesni sistemi drugega sloja imajo nalogo usmerjanja med predeli v prvem sloju inhkrati sestavljajo usmerjevalno hrbtišče (ang. interdomain). Hierarhično usmerjanjepoenostavi zgradbo hrbtišča, saj morajo vmesni sistemi prvega sloja zgolj vedeti, kako priti donajbližjega vmesnega sistema drugega sloja.Metričnost IS-IS (ang. IS-IS metrics):Za določitev dolžine poti usmerjanja uporablja IS-IS protokol enojni števec, ki lahko zavzamemaksimalno vrednost 1024. števec je po naravi neomejen, vrednost mu običajno dodeliomrežni administrator. Posamična povezava lahko zavzame največ vrednost 64, kar si lahkopredstavljamo kot uteženost posamezne poti. Skupna vrednost števca je sestavljena iz vsoteuteži povezav na izbrani poti. Navedene vrednosti so skrbno izbrane in služijo svojemunamenu. Namreč, omenjeni nivoji nudijo podporo različnim tipom povezav in hkratiposkrbijo, da bo algoritem za izračun najkrajše poti še učinkovit in bo dajal najboljše možnerezultate. Zraven števca za meritev uteženosti posamične poti imamo v uporabi še tri dodatneštevce, ki služijo za meritve zakasnitev, stroškov in napak. Zakasnitve, ki jih merimo somišljene kot zakasnitev na povezavi (pretečen čas preden sekundarna postaja izda odgovor napovelje primarne postaje), medtem pa se meritev stroškov navezuje na ceno komuniciranja po53

povezavi. Z merjenjem napak določimo njihovo razmerje na izbrani povezavi, ki jouporabljamo. Nato IS-IS vse opravljene meritve preslika v glavo paketa CLNP, natančneje vQoS, ki predstavlja parameter kakovosti storitve. Vse preslikave se uporabijo za izračun potiskozi omrežje.Oblika paketa protokola IS-IS:V uporabi so tri vrste paketov, in sicer: pozdravni paketi, paketi stanja povezav (ang. linkstate packets-LSP) in paketi številskega zaporedja (ang. sequence number packet-SNP).Nadaljnji drobnogled paketov nas pripelje do spoznanja, da je vsak izmed prej naštetihpaketov ponovno sestavljen iz treh različnih logičnih delov, kar ga privede v boljkompleksnejši svet. Prvi del sestavlja 8-bitna glava, ki je pri vseh treh oblikah identična.Drugi logični del je tip paketa z definirano stalno obliko, prav tako je tudi tretji del paketadoločen s stalno obliko, le da ima ta za razliko od drugega spremenljivo dolžino. Slika 10prikazuje logično obliko strukture IS-IS usmerjevalnega protokola.Slika 10: Logična oblika IS - IS usmerjevalnega protokola.Na sliki 11 je prikazana struktura IS-IS paketa ki je sestavljen iz osmih polj, kjer je vsakopolje dolžine enega byta.Slika 11: Struktura osmih polj (vsako dolžine 1 byte) IS - IS protokola.Obrazložitev polj prikazanih na sliki 11:• Identifikator protokola (Protocol identifier) - Identificira IS-IS protokol in vsebujekonstanto 131.54

• Dolžina glave (Header lenght) - Vsebuje stalno dolžino glave. Dolžina je vedno enaka8 byte-om.• Različica (Version) - Vsebuje vrednost 1 v sedanjih IS-IS specifikacijah.• Dolžina ID (ID lenght) - Opisuje velikost ID dela v NSAP naslovu. Če to poljevsebuje vrednost med 1 in vključno 8, je tako dolg (byte) ID del v NSAP naslovu. Čepolje vsebuje vrednost 0, je dolžina ID dela 6 byte-ov. V kolikor pa polje vsebujevrednost 255, je dolžina ID dela 0 zlogov (byte-ov).• Tip paketa (Packet type) - Določi tip IS-IS paketa (pozdravni, LSP ali SNP).• Različica (Version) - Ponovi za poljem »Tip paketa«.• Razerviran (Reserved) - Prejemnik se nanj ne ozira in je enak 0.• Največ naslovov predela (Maximum area address) - Določa dovoljeno številonaslovov v predelu.Za glavo pride za vsak različen paket dodaten določen del, za njim pa še spremenljivi del, karvse skupaj tvori celoto tridelnega logičnega dela.Integrirani IS-IS:Gre za različico OSI IS-IS usmerjevalnega protokola, ki uporablja enojni usmerjevalnialgoritem iz razloga, da lahko nudi podporo večim protokolom omrežnega sloja, česar pa priCLNP ni možno. Za to različico najdemo še dve imeni, in sicer dvojni IS-IS oziroma vangleški literaturi »dual IS-IS«, kar se navezuje na različici IP in CLNP omrežja. Da lahko IS-IS podpira dodatne omrežne sloje mu je dodanih več polj v IS-IS paketu. Takšna poljaobvestijo usmerjevalnike o dosegljivosti omrežnih naslovov iz obsega drugih serij protokolov.Izvršitve integriranega IS-IS pošljejo le en sam niz za posodobitev usmerjanja in ravno takšenniz daje mnogo boljše rezultate kot na primer dve posamezni posodobitvi. Integrirani IS-ISpredstavlja enega od dveh načinov, kako podpirati več omrežne slojne protokole vusmerjevalniku. Drugi način, je tako imenovan »ladje-v-noči«, kjer se za usmerjanjeuporablja popolnoma drugačne usmerjevalne protokole za vsak posamični omrežni protokoltako, da več-usmerjevalni protokoli v bistvu obstojajo neodvisno. Po tem principu se kasnejerazlični tipi usmerjevalnih informacij srečujejo kot ladje v noči, ne da bi vedeli eni za druge.Prav tako ima integrirano usmerjanje zmožnost usmerjanja več-omrežne slojne protokoleskozi tabele, ki so bile izračunane v enem samem usmerjevalniku. S takšnim pristopom lahko55

prihranimo nekaj dragocenih sredstev v usmerjevalnikih, kar pa ravno krasi integrirani IS-ISusmerjevalni protokol.Razlaga besed uporabljenih v opisu strukture komunikacijskega računalniškegaomrežja:Območje - je skupina povezanih omrežij in priključenih gostiteljev, ki jo določi omrežniadministrator.Domena - predstavlja skupino povezanih območij. Usmerjevalne domene zagotavljajopopolno povezanost med zaključenimi sistemi (ang. end systems). Območja in domene namprikazuje slika 12.Slika 12: Območja v večjih domenah.4.6 Protokol BGP - mejni prehodni protokol(ang. Border Gateway Protocol)BGP spada med zunanje (eksterne) usmerjevalne protokole, kateri se uporablja zakomunikacijo med usmerjevalniki v različnih avtonomnih sistemih. Gre namreč za protokol,ki predstavlja zamenjavo za starejši, tako imenovani EGP protokol, ki se je uporabljal vARPANET omrežjih. Poznamo več različic BGP protokola. BGP različice 3 je definiran vRPC 1267 [Lougheed and Rekhter 1991]. RFC 1268 [Rekhter and Gross 1991] opisujeuporabo omenjenega protokola v internetne namene. Leta 1993 je v veljavo stopil BGPprotokol četrte generacije, kateri je bil razvit z namenom podpore CIDR protokolu.56

BGP sistem izmenjuje omrežne informacije s preostalimi BGP sistemi. Takšne informacijevključujejo popolne poti avtonomnih sistemov, čez katere mora promet prepotovati, da dosežedefinirane cilje (določena omrežja). S pridom je moč izkoristiti tovrstne informacije tudi vdruge namene. Eden izmed takšnih namenov je konstruiranje grafov povezljivosti.Usmerjevalne zanke so lahko nato obdelane s pomočjo grafov povezljivosti, hkrati pa selahko uvede tudi usmerjevalna politika.V prvem koraku je najprej potrebno kategorizirati IP datagram v AS-u, bodisi kot lokalnipromet, bodisi kot tranzitni promet. Definicija lokalnega prometa pravi, da je lokalni prometlahko samo tisti, ki izvira oziroma se zaključuje v enem ta istem AS-u. To je lahko samotedaj, ko izvorni IP naslov oziroma ciljni IP naslov (ena izmed obeh opcij) prepozna gostiteljav tem istem AS-u. Vse preostalo, kar ni zajeto pod opisano definicijo se smatra kot tranzitnipromet. Vsak AS je določen (identificiran) s 16 bitnim številom. Glavni razlog uporabe BGPjav internetu je reduciranje tranzitnega prometa. AS je lahko kategoriziran na tri različnenačine:I. Končni AS (ang. stub AS), kateri ima eno samo povezavo do drugega takšnega AS-a.Končni AS lahko prenaša samo lokalni promet.II. Več-gostiteljsi AS (ang. multihomed AS), ima povezave do več drugih AS področij,vendar zavrača prenos tranzitnega prometa.III. Tranzitni AS (ang. transit AS), ima povezave do več drugih AS področij, in jeustvarjen za prenos lokalnega, kakor tudi tranzitnega prometa.Sedaj, ko imamo obrazložen AS sistem, lahko celotno topologijo interneta gledamo kotpoljubno notranjo povezavo tranzitnega, več-gostiteljskega in končnega AS področja. Ob temje potrebno poudariti, da končni in več-gostiteljski AS sistem ne potrebujeta BGP-ja, ampakju lahko podpira EGP za izmenjavo dosegljivih informacij z tranzitnim AS področjem.BGP prav tako dovoljuje in omogoča usmerjanje temelječe na določeni politiki. Politika sedoloči s strani AS administratorja in je specificirana za BGP v konfiguracijskih datotekah.Potrebno se je zavedai, da politične odločitve niso del protokola, temveč politične odločitvezgolj dovoljujejo, da BGP implementacija izbira med potmi, kadar obstaja več alternativ inhkrati upravlja z redistribucijo informacij. Usmerjevalna politika se nanaša na politične,varnostne in ekonomske vidike.BGP se razlikuje od RIP in OSPF protokola v tem, da BGP uporablja TCP kot svojtransportni protokol. V ta namen si oglejmo naslednji primer: dva operativna BGP sistema57

vzpostavita TCP povezavo med seboj in nato izmenjata popolno BGP usmerjevalno tabelo.Od te točke naprej so inkrementalne posodobitve (ang. updates) poslane kot spremembeusmerjevalnih tabel.Osnovno gledano temelji BGP protokol na vektorju razdalje (ang. distance vector protocol),kateri za razliko od RIP protokola šteje poti do vsakega cilja (sekvenca AS števil do cilja).Tak pristop odpravi nekatere probleme, ki se asociirajo na protokole, kateri bazirajo navektorju razdalje.BGP je sposoben zaznavati bodisi napake na povezavi, bodisi napake gostitelja (ang. host) nadrugem koncu TCP povezave. To mu omogoča pošiljanje sporočil tipa »keepalive« vsemsvojim sosedom. Priporočen časovni razmak med tovrstnimi sporočili znaša 30 sekund.Takšno sporočilo tipa »keepalive« je povsem neodvisno od identičnega sporočila, ki seuporablja pri TCP protokolu.5. Algoritmi usmerjevalnih protokolov(ang. Distance vector algorithms)Usmerjanje je naloga, ki se navezuje na iskanje poti od pošiljatelja do želenega cilja. V IPmodelu je celotna pozornost usmerjena na iskanje prehodov (ang. gateways) medkomunikacijskimi omrežji. Tako dolgo kot obstaja sporočilo na mreži oziroma pod-mreži(ang. subnet) je vsakršen problem, ki se navezuje na usmerjanje rešen s pomočjo tehnologije,ki je specifično izbrana za posamezno mrežo. Kot primer lahko navedemo današnji ethernetoziroma starejšo različico arpanet omrežij, kateri definirata smer v kateri lahko vsakpošiljatelj komunicira z specifično izbranim ciljem znotraj enega omrežja. IP usmerjanje prideprimarno v uporabo, ko mora sporočilo, ki ga pošilja pošiljatelj odpotovati iz enega takšnegaomrežja do cilja, ki se nahaja v sličnem drugem omrežju. V tem primeru mora sporočilo(okvir) iti skozi prehode, ki povezujejo različna omrežja med seboj. V kolikor omrežja nisososednja, mora biti sporočilo posredovano skozi vsa omrežja, katera pa so po prej opisanemprincipu prav tako povezana s prehodi. Kadar sporočilo doseže prehod, ki se nahaja v istemomrežju kot cilj, bo omrežje izrabilo svojo tehnologijo, da bo cilj sporočila dosežen. Do sedajsmo skozi celotno razlago srečevali besedo omrežje, kar pa ne pomeni nič kaj drugega kot paethernet povezavo, povezavo točka-točka ali pa arpanet. Zelo pomembno je vedeti, da jetakšno omrežje obravnavano kot enojna entiteta določena z IP naslovom. Pri povezavi točkatočka(ang. point to point) usmerjanje ni potrebno, ali pa je izvedeno na način, ki je58

transparenten z IP in dovoljuje IP-ju, da obravnava celotno omrežje kot enojen popolnomapovezan sistem. Prav tako je potrebno razumeti, da se lahko izraz omrežje uporablja različnov različnih diskusijah, kadar je seveda govora o IP naslavljanju. Številka enojnega IP omrežjaje lahko dodeljena v celotno zbirko omrežij, s »subnet« naslavljanjem pa opišemo posameznaomrežja. Iz tega razloga se bo uporaba izraza omrežje uporabljala v smislu »subnet«naslavljanja.V praksi obstajajo številni različni pristopi za iskanje poti med posamičnimi omrežji. Enaizmed zelo uporabnih poti za kategorizacijo različnih pristopov (približkov) je ta, ki temelji natipu informacij, katere morajo prehodi izmenjati, v primeru, da želijo poiskati optimalno pot.Iz tovrstnega razloga temeljijo algoritmi usmerjevalnih vektorjev na izmenjavi majhnegadeleža informacij. Vsaka entiteta, pa naj bo to prehod ali gostitelj (ang. gateways and hosts),ki sodeluje oziroma je udeležena v usmerjevalnem protokolu je zadolžena, da obdržiinformacije o vseh ciljih znotraj sistema. Na splošno, informacija o vseh entitetah priključenihna omrežje je ovrednotena s strani posamezne entitete, katera opisuje poti do vseh ciljev natem omrežju. Usmerjanje, ki poteka v notranjosti omrežja je nevidno. Takšno opisovanje potido ciljev s strani entitet je podprto z vnosi v usmerjevalno podatkovno bazo imenovanousmerjevalne tabele, pri čemer vsak vnos vključuje tudi naslednji prehod h kateremu moramorajo biti dostavljeni podatki (ang. datagrams), da je lahko entiteta odposlana. Seštevektvori metrično merjenje celotne razdalje do entitete. Razdalja je nekakšen generalizirankoncept, ki lahko pokriva časovne zakasnitve pri prejemanju sporočil do entitet, stroškepošiljanja sporočila do entitet itd. Algoritmi usmerjevalnih vektorjev dobijo svoje ime odpravila, ki se navezuje na izračun optimalnih usmerjevalnih poti ob izmenjavi informacije,kjer se hkrati ustvari lista razdalj z utežmi. Zavedati se je potrebno, da je izmenjava informacijmožna zgolj med sosednjimi entitetami, kar opisuje pravilo o medsebojnem deljenju skupnemreže. Na splošno je usmerjanje osredotočeno na informacije o omrežju, kjer pa je zelopomembna lastnost pomnjenje usmerjevalnih poti posameznih gostiteljev. Kot primernavedimo RIP usmerjevalni protokol, ki je sposoben razločevanja med omrežji in gostitelji.Ker je ves čas govora o usmerjevalnih algoritmih je najbolje mišljenje speljati nausmerjevalne vnose za omrežje, kot je na primer »abreviacija« za usmerjevalne vnose entitetpriključenih na tovrstno omrežje. Abreviacija (ang. abreviation) ima smisel samo zato, kerimamo v mislih omrežja s takšnimi internimi strukturami, katera so vidna na IP nivoju. Iz tegarazloga bomo lahko generalno dodelili enako razdaljo do vsake entitete v danem omrežju.59

Predhodno smo že omenili, da vsaka entiteta obdrži usmerjevalno podatkovno bazo z enimvnosom za vsak možen cilj v sistemu. Dejanska implementacija potrebuje ohranitevnaslednjih navedenih informacij o vsakem cilju:• Naslov: v IP implementaciji od teh algoritmov, bo to IP naslov gostitelja oziromaomrežja.• Prehod: prvi prehod vzdolž usmerjevalne poti do želenega cilja.• Vmesnik: gre za fizično omrežje, katero mora biti v uporabi iz razloga doseganjaprvega prehoda (ang. first gateway).• Števec: nam poda število, ki predstavlja razdaljo do cilja.• Časovnik: pretekel čas od zadnjega vnosa v usmerjevalno podatkovno bazo.Če povzamemo so prav tako zajete različne zastavice (ang. flags – prekinitve) in ostalenotranje informacije. Takšna podatkovna baza je inicializirana z opisom entitet, ki so direktnopriključene na sistem. Baza se posodobi preko sklicujočih se informacij, ki prispejo vsporočilih, ki so poslana od sosednjih prehodov. Najpomembnejša informacija, ki seizmenjuje med gostitelji in prehodi je tista, ki nosi posodobitveno sporočilo (ang. updatemessage). Vsaka entiteta, ki sodeluje v usmerjevalni shemi (proceduri) razpošljeposodobitvena sporočila, ki opisujejo usmerjevalno podatkovno bazo, katera trenutno obstojav dani entiteti. Prav tako pa je moč vzdrževati optimalne poti za celoten sistem z uporaboinformacij, pridobljenih od sosednjih entitet. Kako se stvari dejansko streže bom podrobnejšiopis podal v nadaljevanju.Algoritmi usmerjevalnih vektorjev temeljijo na tabeli, katera podaja najboljšo možno pot dovsakega cilja v sistemu. Vsekakor pa je za določitev optimalne poti potrebno izvajati meritve.V enostavnih omrežjih (ang. simple networks) je najbolje uporabiti števec, ki enostavno merištevilo prehodov, ki jih mora posamezno sporočilo preiti. Medtem pa se v boljkompleksnejših omrežjih meritev nanaša na vsoto skupnih zakasnitev, ki jih je sporočilo nadoločeni poti utrpelo, pri čemer pa se lahko meritev nanaša tudi na stroške pošiljanja oziromana katero drugo kvantiteto, ki smo jo sposobni minimizirati. Rezultat vsega je sposobnostpredstaviti meritev kot vsoto stroškov za posamezne skoke. Formalno lahko omenjeni principrazložimo na sledeč način: če obstaja možnost, da dobimo sporočilo od entitete »i« do entitete»j« direktno, brez prehajanja med drugimi prehodi med njima bo strošek, ki ga označimo zd(i, j) predstavljal skok med »i« in »j«. Da dobimo meritev celotne usmerjevalne poti,moramo sešteti stroške individualnih skokov na odsekih poti, kateri sestavljajo celotno60

usmerjevalno pot. Za stroške (uteži) posameznih odsekov uporabimo cela števila, kar nasposledično pripelje do sklepa, da je tudi skupen strošek celo število.Naj D(i, j) predstavlja meritev najboljše poti od entitete »I« do entitete »j«. Meritev mora bitidefinirana za vsak par entitet. D(i, j) predstavlja utež posameznega koraka. Sedajpredpostavimo, da naj d(i, j) predstavlja strošek direktne poti med entitetama »i« in »j«.Strošek bo neskončen če »i« in »j« nimata vmesnih sosedov. Pri tem moramo opozoriti, da jed(i, i) prav tako neskončen, čeprav vemo, da nikoli ne predpostavljamo direktne povezaveenote same s seboj. Ker so stroški dodani je zelo enostavno pokazati najboljšo meritev, ki joopišemo z:D( i i ) =( ) = ⎡ ( ) + ( ), 0, za vse iD i, j min ⎣d i, k d k, j ⎤⎦, drugače kNa ta način najboljša pot prične v »i« in gre preko soseda »k« do končnega cilja »j«. skupnistrošek je ponazorjen kot minimum vsote odsekov poti d(i, k) in d(k, j). Ker ima lahko »i«tudi skupne poti z drugimi sosedi (vozlišči), kot je na primer sosed »a« se enostavno izračunanajboljša možna pot z minimalnimi stroški. Opisan scenarij je prikazan na sliki 13:Slika 13: Izbira optimalne poti, glede na meritve stroškov posameznih odsekov.Iz tega sledi, da je minimum stroškov odsekov poti d(i, k) in d(k, j) znaša 2, vsota minimumovpoti d(i, a) in d(a, j) pa znaša 3. to nas pripelje do slepa, da optimalno pot predstavlja prviizračun, ki ima na celotni poti najmanjšo skupno utež (strošek). Vse do sedaj povedano, nasprivede do spoznanja, da lahko stroške poti izračunavamo na enostaven način, ki smo gapravkar opisali. Vse skupaj močno spominja na obnašanje avtonomnih inteligentnih sistemov,ki se s pomočjo učenja naučijo poiskati optimalno rešitev. Sosed entitete »i« je entiteta »k«,katera sporoči svoje ocene oddaljenosti cilja »j« h entiteti »i«. V trenutku, ko »i« dobi ocene61

od entitete »k«, doda vrednost d(i, k) vsaki od števil. Celota enostavno predstavlja stroškepoti, katera je del omrežja in poteka med entitetami »i«, »k« in »j«. Nato in v vsakemnadaljnjem koraku »i« primerja vrednosti pridobljene od vseh svojih sosedov in izbere rešitevz najmanjšo skupno utežjo.Dokazano je bilo, da je takšen algoritem zgolj približen, in se zgolj približuje pravim ocenampoti d(i, j) v končnem času in ob predpostavki ne-spreminjanja topologije omrežja. Pravilomaentitete ne smejo prekiniti pošiljanja posodobitvenih sporočil oziroma preračunanih meritev,prav tako pa omrežje ne sme zadrževati sporočil v nedogled, pri čemer so predvsem mišljenezakasnitve. Trk usmerjevalnih entitet pomeni spremembo topologije. Prav tako dokaz ne dajenobenih sklepov o začetnih ocenah D(i, j), izjema je le sklep, da mora biti vrednost D(i, j)pozitivna. Dejstvo je, da so takšna relativno šibka predvidevanja dovolj dobra, kar je zanadaljnji razvoj zelo pomembno. Zaradi tega, ker niso podali nobenih sklepov, kdaj soposodobitvena sporočila poslana je ključnega pomena, da iz varnostnih razlogov poženemoalgoritem asinhrono. V tak režim preidemo tedaj, ko vsaka entiteta pošilja posodobitve gledena lastno uro (ang. own clock). Pri posodabljanju se nam lahko zgodi, da posodobitvenasporočila omrežje enostavno izpusti, kar se mora posledično dogajati tako dolgo, dokler nicelotna skupina, ki je namenjena posodobitvam izpuščena. Ker začetni pogoji niso določeni,bo takšna naloga prepuščena algoritmu, kar pomeni, da bo slednji upravljal z vsemispremembami. V trenutku, ko se sistem spremeni, se začne usmerjevalni algoritem seliti nanovo ravnotežno stanje, kjer kot izhodišče uporabi staro ravnotežno stanje, ki je bilo v veljavipred spremembami v sistemu. V tej točki je zelo pomembno, da se algoritem približuježelenim rezultatom v končnem času, ne glede na izhodiščni položaj (ang. starting point). Vnasprotnem primeru lahko spremembe v sistemu privedejo k ne-konvergentnem obnašanju.Izjava o algoritmu, ki smo jo podali v predhodnem opisu domneva, da vsaka entiteta obdržikopije ocen, ki so bile posredovane od vseh svojih sosedov in ima zdaj kakor tudi kasnejeminimum glede na vse svoje sosede. V praksi temu vedno ni tako. Dejansko si entitetezapomnijo najboljšo meritev, ki je bila izvedena do sedaj, hkrati pa si morajo zapomnitiidentiteto soseda, kateri je podatke posredoval. V situaciji, da pride kasneje boljši izračunmeritev se ta enostavno shrani in prepiše starejšega, ki je do tedaj veljal za najboljšega. Takpristop dovoljuje izračun minimalnih skokov (inkrementov), brez da bi bilo potrebnoshranjevati podatke od vseh svojih sosedov.Pri tem prihaja do majhnih sprememb med algoritmi opisanimi do sedaj in tistimi, ki jihdejansko uporabljamo v realnih usmerjevalnih protokolih, kot je na primer RIP. Princip62

delovanja, ki smo ga opisali, mora imeti za vsako entiteto vključen vnos samega sebe, kiopisuje tako imenovano razdaljo nič (ang. zero distance). Dejstvo je, da to načeloma niizvedeno. Če se spomnimo, so vse entitete v omrežju povzete z enim samim vnosom(vhodom) v omrežje. Preučimo situacijo gostitelja oziroma prehoda »G«, ki je povezan naomrežje »A«. Vrednost »C« predstavlja stroške uporabe omrežja »A«. Kot smo že omenili,interna struktura omrežja ni vidna IP-ju, in so potemtakem stroški prehajanja med dvemaentitetama enaki. Načeloma mora »G« dobiti sporočilo od vsake ostale entitete »H« naomrežju »A«, hkrati pa mora vsebovati strošek nič, ki ga dobimo pri povezavi entitete same ssabo. »G« bo nato izračunal razdaljo C+0, kot razdaljo do »H«. če vzamemo pod drobnogledprehod »G« in ves skupek identičnih sporočil, se vse skupaj prične z ustvarjanjem vnosa zaomrežje »A« v svojo tabelo, kar pa se posledično nanaša na vrednost »C«. takšen vnos zaomrežje »A« mora biti trajen glede na vse zajete vnose od vseh ostalih entitet v omrežju »A«.edina entiteta v omrežju »A«, ki ne more biti zajeta pod skupnim vnosom je »G«, saj jestrošek povezave »G« do »G« enak 0, ni pa »C«. ker pa nikdar ne potrebujemo ničtih vnosov(vhodov), lahko gremo varno vzdolž poti z enim samim vnosom za omrežje »A«. Omeniti paje še potrebno eno stvar pri uporabljeni strategiji: ker ne potrebujemo ničtih vnosov za nobenoaplikacijo, lahko gostitelje, ki ne sodelujejo kot prehodi označimo za gradnike, kateri nerabijo pošiljati posodobitvenih sporočil. Torej gostitelji, ki ne delujejo kot prehodi (povezanina isto omrežje) lahko vsebujejo neuporabne informacije z izjemo informacije lastnega vnosaD(i, i)=0, ki bi jih lahko prispevali, hkrati pa podaljševali čas obdelave informacij.Ker imajo takšni gostitelji samo en vmesnik je enostavno spremljati usmerjanje do kateregakoli drugega omrežja, ter pot skozi takšna omrežja, saj gre pot enostavno skozi ta vmesnik inse kasneje vrne skozenj nazaj. Iz tega vidika bo strošek takšne poti večji kot je najboljšistrošek, na primer »C«. Od trenutka, ko smo se znebili ničtih vnosov (vhodov) priusmerjevalnem protokolu, smo prav tako odpisali ne-sodelujoče prehode.Na kratko lahko povzamemo katere funkcije opravlja gostitelj oziroma prehod »G«. Za vsakcilj v sistemu bo »G« obdržal trenutni približek meritve za ta cilj (tako imenovani skupnistrošek za dosego slednjega) in identiteto sosednjega prehoda od katerega izvirajo podatkimeritve. Če je cilj v omrežju, ki je direktno povezano z »G«, potemtakem »G« enostavnouporabi vnos, ki ponazarja strošek uporabe omrežja. Dejstvo je, da v tem primeru ni potrebennoben drug prehod za dosego želenega cilja. Kadar imamo izračun zaključen s pomočjopravih meritev lahko enostavno pokažemo, da je sosed posnet s to tehniko v resnici prviprehod na poti do cilja. V kolikor imamo na razpolago več enako dobrih poti se v ta namen63

uporabi prvi prehod na eni izmed teh poti. Takšna kombinacija cilja, meritve in prehoda setipično navezuje na pot do cilja, ki bazira na meritvah in prehodih, ki jih mora sporočilo preiti.Zgodi se lahko, da je začetni pogoj (ocena) prenizek. V ta namen mora obstojati pot kakopovečati metričnost. Kakorkoli obrnemo se nenazadnje izkaže, da je zadostni pogoj uporabanaslednjega pravila: predvidimo, da ima usmerjevalna pot do nekega cilja meritev »D« inuporablja prehod »G«. Če prispe nova pošiljka informacij od drugega izvora, ki ni »G«, seizvrši osvežitev poti, ampak samo pod pogojem, da je nova meritev boljša od stare meritve»D«. V kolikor pa prispe nova pošiljka informacij od prehoda »G« samega se venomervrednost »D« osveži na novo dobljeno. S tem pravilom je moč pokazati, da stopnjevalni(inkrementalni) proces osveževanja tvori nekatere poti preko preračunavanja, katero temeljina pomnjenju zadnjih informacij poslanih od vseh sosedov, hkrati pa takšno preračunavanjetvori eksplicitni minimum. Pri tem se moramo zavedati, da smo v dosedanji obravnavigovorili o statični strukturi omrežja, katera ne dovoljuje možnosti, da bi se sistem porušil.Naslednja podana procedura algoritma vektorja razdalje je osredotočena na vsako entiteto, kisodeluje v usmerjevalnem protokolu. Prav tako je potrebno vključiti vse prehode, ki senahajajo v sistemu, hkrati pa lahko v proceduri prisostvujejo tudi gostitelji, ki niso uporabljenikot prehodi. Postopek procedure je sledeč:• Obdržati je potrebno tabelo z vnosom za vsak možen cilj v sistemu. Vnos vključujerazdaljo »D« do cilja in prvi prehod »G« na poti do tega omrežja. V konceptu bimorali zajeti tudi vnos entitete same (ničti vnos), kar pa dejansko ni vključeno.• Periodično se razpošlje usmerjevalna osvežitev vsakemu sosedu. Osvežitev je skupeksporočil, ki vsebujejo informacije iz usmerjevalne tabele. Prav tako vsebujejo vnos zavsak posamezen cilj, razdalja pa kaže na omenjeni cilj.• V trenutku, ko osvežitev usmerjanja prispe od soseda »G'«, se dodajo stroški, ki senanašajo na omrežje, katero je deljeno z »G'« (to bi naj bilo omrežje preko kateregaosvežitev prispe). S tem posledično dobimo strošek »D'«, ki predstavlja razdaljo docilja. Nato se izvrši primerjava rezultirajočih razdalj z trenutnimi rezultati, ki senahajajo v usmerjevalni tabeli. Če je nova razdalja »D'« za N manjša od trenutnevrednosti razdalje »D« privzamemo novo pot. To predstavlja spremembo vnosa vtabelo za N, kar pomeni, da tabela sedaj vsebuje meritev »D'« in prehod »G'«. Vkolikor je »G'« prehod, od katerega trenutna pot prihaja in hkrati velja enakost G' = G,64

o potemtakem potrebno uporabiti novo meritev pa čeprav bo slednja večja in manjugodna od dosedanje stare meritve.5.1 Paketno usmerjanjeZelo pogosto se uporablja t.i. paketno usmerjanje (ang. Packet routing). Sporočilo sepreoblikuje v enega ali več paketov, vsak paket pa (včasih) v več manjših delov (ang. flits).Paket pozna svoj cilj, ki je enak cilju prvotnega sporočila. Usmerjevalni algoritem poskrbi, davsi paketi pridejo do cilja, kjer se ponovno združijov prvotno sporočilo. Usmerjanje poteka v več zaporednih usmerjevalnih korakih. V vsakemkoraku lahko paket naredi en skok (ang. hop) , to pomeni, da se lahko premakne iz vozlišča,kjer se trenutno nahaja, v eno svojih sosed. Paketi se po omrežju premikajo med seboj povsemneodvisno, deli paketa pa nikoli ne potujejo ločeno, saj le prvi del (glava) ve za cilj, drugi delimu preprosto sledijo.Shrani-in-pošlji usmerjanjeOsnovni in tudi najpogostejši model paketnega usmerjenja, pri katerem ima vsako vozliščemožnost shranjevanja določenega števila paketov in pošiljanja teh svojim sosedam, seimenuje shrani-in-pošlji (angl. store-and-forward), včasih tudi model preklapljanja paketov(angl. packet switching). Vozlišče, ki sprejema paket, mora počakati, da se ta ves zbere vnjem, šele nato ga lahko pošlje naprej. Model je učinkovit, ko je trajanje prenosa paketa medsosednjima vozliščema omrežja neodvisno od (fizične) razdalje med njima. V tem primerupravimo, da uporabljamo t.i. konstantni model. Ta se razlikuje od linearnega modela, prikaterem je trajanje »t« prenosa paketa linearna funkcija t = α + bβ, kjer je α začetni čas, bvelikost paketa in β hitrost prenosa.Verižno usmerjanjePri modelu shrani-in-pošlji potuje paket od začetnega vozlišča proti končnemu skozi večvmesnih vozlišč. V vsakem od njih počaka, da vanj pride v celoti in šele nato nadaljuje svojopot. V linearnem modelu je ta način prenosa zamuden, saj bi lahko tisti deli paketa, ki so žeprišli v vmesno vozlišče, nadaljevali pot brez čakanja na druge dele. Model, kjer “glava”paketa nadaljuje svojo pot, čeprav “rep” paketa še ni prispel v vozlišče, imenujemo verižnimodel usmerjanja (angl. wormhole routing). Celoten paket se na začetku razdeli v manjše65

dele (angl. flits), ki samostojno, toda v koloni (drug za drugim) prodirajo proti cilju. Paket jelahko v nekem hipu (po delih) v več vozliščih omrežja, toda sosednji deli paketa so medprenosom vedno bodisi v istem bodisi v sosednjih vozliščih. Največja težava omenjenemetode je nevarnost t.i. mrtvih zapor (angl. deadlock), kjer deli paketov ciklično ovirajodrug drugega pri napredovanju. Mrtve zapore lahko preprečimo z dovolj dolgimi čakalnimivrstami in pravilnimi postopki usmerjanja. Poseben primer verižnega usmerjanja, pri kateremdo mrtvih zapor ne more priti, se imenuje prodorno (angl. cut-through) usmerjanje.5.2 Od problema k algoritmuNaloga algoritma, ki rešuje problem osnovnega usmerjanja je, da izbere eno od najkrajših potimed izvorom in ponorom paketa ter nato paket po izbrani poti pripelje do cilja. Ker je pri temproblemu v omrežju vedno samo en paket, do trkov med paketi ne more priti, skupno številousmerjevalnih korakov pa je enako dolžini najkrajše poti. Žal ta lepa lastnost velja le zaproblem osnovnega usmerjanja. Že v primeru, ko imamo v omrežju dva paketa, se namrečlahko zgodi, da trka ne moremo preprečiti. Pri reševanju splošnega usmerjevalnega problemapa je položaj še težji. Zaradi velikega števila paketov v omrežju so pri reševanju tegaproblema trki težava, ki zahteva resno obravnavo. Algoritem za reševanje splošnegausmerjevalnega problema lahko razumemo kot nadgradnjo algoritma za osnovno usmerjanje,saj mora imeti poleg sposobnosti izbiranja najkrajše poti vgrajen tudi mehanizem zapreprečevanje in reševanje posledic trkov.Idealen usmerjevalni algoritem trke razrešuje na “globalni ravni” – ob poznavanju podatkov ocelotnem problemu poišče najboljšo pot za vsak paket (to je najkrajšo pot, na kateri bo srečalnajmanj paketov). Tako problem reši na optimalen način. Trkom, ki pri takem usmerjanjunastanejo, se ne da ogniti, skupno število usmerjevalnih korakov pa je enako minimalnemuštevilu usmerjevalnih korakov, ki so potrebni za rešitev danega problema. Tako reševanjeproblemov je s teoretičnega stališča sicer zanimivo, s praktičnega pa skoraj povsemneuporabno. Ne samo, da je predpostavka o globalnem poznavanju celotnega problemanerealna, tudi v primeru, ko poznamo vse podatke, je iskanje optimalne rešitve zahtevnanaloga. V splošnem primeru je treba pregledati vse možnosti, kar pa je pri velikem številupaketov in/ali vozlišč omrežja zamudno opravilo. Iz tega razloga se pri našem delu zoptimalnimi algoritmi za splošen usmerjevalni problem ne bomo ukvarjali. Statičen algoritembomo označili z S, pri čemer bo vsaka naslednja izboljšava algoritma označena zSi, kjer bo66

indeks »i« predstavljal različico algoritma. Dinamičen algoritem bomo označili z D. Težnjaje, da bi se tembolj približali optimalnemu algoritmu, ki bi že v veliki meri temeljil nahevrističnem delovanju.Za sistematičen pregled algoritma, je potrebno upoštevati določena načela. Enoten zapis jezelo pomemben pri sami implementaciji, kakor tudi kasneje pri opisu in raznih primerjavahalgoritmov med seboj. Algoritem v posameznem modelu podamo tako, da opišemoI. Način preprečevanja in razreševanja posledic trkovModel več različnih opcij, kot so: različni vrstni red izbire povezav, način določanjaprioritete potovanja posameznega paketa, različne načine vstavljanja poraženihpaketov nazaj v čakalno vrsto in različne možnosti izbire paketov v čakalni vrstiposameznega vozlišča. Vse navedene opcije se navezujejo na odkrivanje, reševanje inpreprečevanje posledic trkov v omrežju. Posamezno opcijo določimo z pomočjonastavitve parametra v modelu. Način preprečevanja in reševanja posledic trkovdanega algoritma v modelu podamo tako, da podamo ustrezen nabor parametrov zapreprečevanje in reševanje posledic trkov.II. Način, kjer z algoritmom paketu zagotovimo, da ostane na najkrajši možni potido ciljaKer vrstni red povezav na poti paketa ne vpliva na njegov končni cilj, ima posamezenalgoritem na voljo možnost izbire, po kateri od ekvivalentnih poti bo določen paketpotoval. Algoritmu lasten način določanja poti v modelu delno opišemo z naboromparametrov, delno pa z implementacijo funkcije NASLEDNJA POVEZAVA(p, j), kiodgovori na vprašanje, ali je povezava tipa »j« na poti paketa »p«. Če natančnejenavedemo, mora biti funkcija NASLEDNJA POVEZAVA implementirana tako, da sTRUE odgovori le v primeru, če je na poti paket »p« zagotovo še kakšna povezavatipa »j« in s FALSE, če takšne povezave ni, oziroma je algoritem ne zna določiti.Iz tega vidika je algoritem v modelu točno določen z naborom parametrov, ki preprečujejorazrešujejo posledice trkov in z implementacijo funkcije NASLENJA POVEZAVA.67

5.3 Osnovno in splošno usmerjanjeOsnovno usmerjanje je najlažji primer splošnega usmerjanja, pri katerem se v omrežju nahajasamo en paket. Do kolizij v tem primeru na more priti, zato je delovanje algoritma neodvisnood nastavitev parametrov modela. Najpomembnejši del algoritma in hkrati srce slednjega je zaosnovno usmerjanje funkcija NASLEDNJA POVEZAVA . Na podlagi rezultatov te funkcije, algoritemizbere eno izmed povezav za nadaljevanje poti in paket pošlje po njej. Pošiljanje vedno uspe.Pri algoritmih za splošno usmerjanje je sama funkcija NASLEDNJA POVEZAVA premalo. Zauspešno delovanje algoritma je potrebna še strategija reševanja trkov, ki je določena znaborom parametrov. Algoritem za splošno usmerjanje lahko torej razumemo tudi kotnadgradnjo pripadajočega algoritma za osnovno usmerjanje. Osnovno usmerjanje paketa »p«prikazuje sledeči algoritem:1: while (paket p ni na cilju) do begin2: C : = { };3: for i∈ I do4: if NASLEDNJA POVEZAVA(p, i) then = ∪ { }C: C ε i;5: p pošlje po eni izmed povezav, ki se nahajajo v množici C6: endZa statični algoritemsicer5.4 Statični usmerjevalni algoritemSilahko uporabimo dve različni funkciji NASLEDNJA POVEZAVA inNASLENJA_POVEZAVABFin NASLENJA_POVEZAVASB. Prva funkcija izmed njijuomejuje uporabo kratkih povezav in se je v praksi izkazala za neuporabno. Čeprav staomenjeni metodi različni, se v zasnovi le malo razlikujeta, namreč obe rezultat vračata napodlagi vnaprej pripravljenih podatkov. Statični algoritmi namreč v fazi pred-procesiranjadoločijo ekvivalenčni razred poti za posamezen paket. Nato obe prej navedeni funkciji vsakana svoj način v konstantnem času izbereta povezavo na dejanski poti tega razreda. Bistvenorazlično funkcijo NASLEDNJA POVEZAVA pa uporablja dinamičen algoritem D, kateriekvivalenčni razred in dejansko pot paketa izračuna sproti na posameznem usmerjevalnem68

koraku. Kvaliteto posameznega algoritma, pa je moč ugotoviti s pomočjo simulacij, kjerspreminjamo posamezne parametre in spremljamo uspešnost usmerjanja.Osnovna zamisel statičnega algoritma SB je naslednja: v času pred-procesiranja, torej preddejanskim začetkom usmerjanja, algoritem izbere ekvivalenčni razred sprehodov medzačetnim in končnim vozliščem danega paketa; v času usmerjanja, to je na posameznemusmerjevalnem koraku, paket vodi proti cilju po enem od sprehodov, ki pripadajo izbranemuekvivalenčnemu razredu. Kljub statični naravi opisanega algoritma ostaja nekaj svobode pridoločanju konkretnega sprehoda, vendar je ta svoboda omejena na izbrani ekvivalenčnirazred. Algoritem SB namreč nima sposobnosti preklapljanja med razredi niti v primeru, ko bibilo to, zaradi morebitne okvare omrežja ali zasedenosti katere od povezav, nujno potrebno.Algoritem SB v času pred-procesiranja za paket, ki je v začetnem vozlišču »u« in je namenjenv vozlišče »v«, določi ekvivalenčni razred sprehodov tako, da izračuna tak par (s, b) ∋2Z2, kimed vsemi rešitvami enačbe u + sh1 + bh2 ≡ v (mod n) minimizira |s|+|b|. Par (s, b) natopripne paketu in tako omogoči, da bo podatek o izbranem ekvivalenčnem razredu dosegljivvsakemu vozlišču, kjer se bo paket med svojim potovanjem ustavil. Algoritem naposameznem usmerjevalnem koraku poskrbi, da se vrednost pripetega števila »s« oziroma»b« spremeni v skladu z izbrano povezavo (pred pošiljanjem paketa po kratki (oz. dolgi)povezavi naprej zmanjša vrednost števila »s« (oz. b); podobno stori pri pošiljanju popovezavah v smeri nazaj, le da tokrat števili »s« oz. »b« poveča). Paket doseže svoj cilj, kopripeti števili »s« in »b« dosežeta vrednost 0. Poglejmo konkreten primer funkcijeNASLENJA_POVEZAVASB(p,j) v vozlišču »u«, cilj paketa pa je »v«:NASLEDNJA POVEZAVASB(p, j) :1: if (j == 1) or (j == -1) then2: return ( sign(j) == sign(p.s))3: else4: return ( sign(j) == sign(p.b))FunkcijaNASLENJA_POVEZAVASB(p,j) vrne rezultat na podlagi vrednosti paketu pripetihštevil »s« in »b« (glej zgornji algoritem) in sicer takole: v primeru j = 1 (vprašanje se v temprimeru glasi: Ali na poti paketa p do cilja obstaja kratka povezava naprej?) funkcija vrne69

TRUE tedaj in le tedaj, ko je s > 0; v primeru j = −1 funkcija vrne TRUE tedaj in le tedaj, ko s< 0; podobno velja za j = 2 in j = −2 kjer v omenjenih primerih funkcija vrne rezultat napodlagi predznaka števila b.5.5 Dinamični usmerjevalni algoritemPrav tako, kot smo že omenili zgoraj je moč razviti takšen algoritem, ki mu implementiramofunkcijo NASLENJA_POVEZAVA , katera je dinamičnega značaja. Od tod tudi izhaja imedinamičen algoritem. Največkrat ga označimo z D. Njegova značilnost je, da v logaritemskemčasu določi množico vseh možnih kandidatov za naslednjo povezavo, izmed katerih izberenajkrajšo pot za dani paket. Prednosti takšnega pristopa se kažejo v tem, da za izračunnadaljevanja poti ne potrebujemo nikakršnih podatkov, ki bi bili vnaprej pripravljeni, zraventega je pa takšen algoritem zelo fleksibilen in prilagodljiv, kar mu omogoča prehajanje medekvivalenčnimi razredi najkrajših poti. Ta lastnost prispeva k večji odpornosti algoritma nanapake. V poštev pride usmerjevalni algoritem dinamičnega značaja za splošno usmerjanje,kar pomeni, da še dodatno implementiramo funkcijo za detekcijo kolizij in preprečevanjeslednjih.Za razliko od prej predstavljene statične izvedbe izračuna funkcije NASLEDNJAPOVEZAVA, pri kateri se je glavni del računanja opravil v času pred-procesiranja, bom vnadaljevanju na kratko predstavil princip dinamičnega pristopa za izračun vrednosti funkcijeNASLEDNJA POVEZAVA D. Na posameznem usmerjevalnem koraku potrebujemo samopodatek o trenutnem položaju paketa in o njegovem cilju. Dodatni čas, ki ga porabimo zaomenjeno računanje je moč opravičiti s kakovostjo rezultata. Pri statičnem algoritmu namrečna posameznem usmerjevalnem koraku izbiramo le med povezavami, ki pripadajo dejanskimpotem na začetku izbranega ekvivalenčnega razreda, medtem pa lahko dinamičen algoritemzazna tudi morebiten obstoj ne-ekvivalentnih sprehodov in omogoča prehod medekvivalenčnimi razredi. Moč množice povezav, ki so kandidati za nadaljevanje poti, je pridinamičnem algoritmu v nekaterih primerih večja kot pri statičnem, kar omogoča večjoprilagodljivost in več možnosti za reševanje morebitnih težav (okvara omrežja, zasedenostpovezave in podobno). Primer dinamičnega algoritma, ki ga bomo spoznali v nadaljevanju,kjer slednji množico vseh kandidatov za nadaljevanje poti izračuna v času O( log n ).70

Primer algoritma temelji na uporabi že omejenih najkrajši poti in ima v uporabi sledečepreprosto razmišljanje: če je za poljuben par števil »i« in »j« iz I dolžina omejene najkrajšepoti( uv , )p večja od dolžine omejene najkrajše potiidp( uv , ) ( uv , )i> dj( uv , )j, kar torej pomeni,potem na najkrajši poti med vozliščema »u« in »v« gotovo obstaja povezava tipa ε i. To jeresnično, saj je najkrajša pot med vsemi potmi, ki ne uporabljajo povezave tipadaljša od neke druge poti ( p( uv , )jεi( )( puv ,i )), torej ni najkrajša. Iz tega sledi, da če paket želi ostati nanajkrajši poti, mora narediti vsaj en korak po povezavi tipa εi. V primeru, kjer so vsa števila( uv , )d , kjer je i∈ I , enaka, mora algoritem določiti množico kandidatov za nadaljevanje potiipo naslednjem sklepu: najkrajša pot, ki se nahaja med »u« in »v« je zagotovo enaka vsaj eniizmed omejenih najkrajših poti, saj sta vzdolž najkrajše poti kvečjemu dva različna tipapovezav. Če so dolžine vseh omejenih najkrajših poti enake, so hkrati vse omejene najkrajšepoti tudi najkrajše. Pri tem je vsaka povezava, ki v konkretnem primeru sestavlja posameznoomejeno najkrajšo pot, zastopana kot kandidat za naslednjo povezavo na najkrajši poti do( )uv ,cilja. Prikaz izračuna množice kandidatov K omejene najkrajše poti za prenos paketa medvozliščema »u« in »v« in implementacijo v funkcijo NASLEDNJA POVEZAVA D prikazujenaslednji algoritem:( uv , )K :1: for i∈ I do2: izračunaj( )( uv , )p inid( uv , )uv ,3: d := min ; ;4: C1 :=5: C2 :=i( ){ uv ,( uv , )( , )dii∈I}D := max { d uvi; i∈I};( uv , ) ( uv , ){ εi; i∈ I; di > dj };( uv , ) ( uv , ) ( u,v){ εi ∃∈ j I dj= d εi} j6: return C1∪C2; : in je povezava vzdolž poti p ;NASLEDNJA_POVEZAVA_D (p, j):71

1: return( uv , )( εj∈ K );5.6 Splošni usmerjevalni problemZa splošni usmerjevalni problem je značilno, da je skupaj v vseh vozliščih omrežja N paketov( N ≥ 1). Vsakemu paketu je točno določen cilj, kamor mora biti slednji dostavljen. Nalogausmerjevalnega algoritma za splošen usmerjevalni problem je pripeljati vse pakete, ki senahajajo v omrežju na želen cilj, v čim manjšem številu skokov (ang. hops). Pri tem jepotrebno upoštevati posamezne omejitve, katere so zastopane s strani omrežja in izbranegausmerjevalnega modela. V primerjavi z algoritmom, ki rešuje osnovni usmerjevalni problemmora algoritem za reševanje splošnega usmerjevalnega problema vsebovati podporo(funkcijo) za detekcijo in reševanje kolizij, hkrati pa mora paketom zagotoviti, da slednjiostanejo na najkrajši usmerjevalni poti, kar posledično doprinese k čim manjšemu številuskokov.5.7 Model usmerjevalnih algoritmovModel usmerjevalnih algoritmov je ogrodje za zapis algoritmov, ki rešujejo splošniusmerjevalni problem. Z uporabo izraza, izposojenega s področja objektnega programiranja,lahko rečemo, da je model usmerjevalnih algoritmov abstrakten algoritem. Povzema namrečzgradbo in delovanje algoritma, manjkajo pa mu nastavitve ključnih parametrov, ki opisujejovedenje konkretnega algoritma. Algoritem opišemo tako, da k danemu modelu podamo naborparametrov:algoritem = parametri + modelModel usmerjevalnih algoritmov omogoča:i. Enoten zapis usmerjevalnih algoritmovAlgoritmi, zapisani na enoten način, so med seboj dobro primerljivi, poleg tega lahkonatančno ugotovimo, katera lastnost posameznega algoritma vpliva na njegovokakovost.ii. Preprosto implementacijo izdelanih algoritmov v simulatorju72

Posamezen algoritem v simulatorju implementiramo tako, da podamo pripadajočinabor parametrov modela. Izdelava novih algoritmov in njihova implementacija vsimulatorju (in s tem hitra empirična ocena kakovosti) je s pomočjo modela izrednopreprosta.5.7.1 Zgradba usmerjevalnega algoritmaUsmerjevalni algoritem je sestavljen iz pred-procesiranja in zaporedja usmerjevalnih korakov.V času pred-procesiranja statični algoritmi izračunajo globalne usmerjevalne parametre –potrebovali jih bodo v nadaljnjem postopku usmerjanja. Dinamični algoritmi predprocesiranjane uporabljajo. Usmerjevalni korak je sestavljen iz treh zaporednih, časovnousklajenih faz. V fazi »računanje parametrov« dinamični algoritmi izračunajo usmerjevalneparametre, ki jih bodo potrebovali v tem usmerjevalnem koraku; statični algoritmi, ki so vsepotrebne parametre (enkrat za vselej) izračunali že v času pred-procesiranja, te faze neuporabljajo. Najpomembnejša faza celotnega usmerjanja je faza »izbira paketov«, v kateri sesprejmejo vse pomembne odločitve: izberejo se paketi, ki bodo potovali v tem usmerjevalnemkoraku, določijo se povezave, po katerih bodo izbrani paketi potovali, razrešijo se morebitnitrki na povezavah in podobno. V fazi »pošiljanje paketov«, ki je enaka za vse algoritme, sedejansko izvrši prenos izbranih paketov. Do presenečenj v tej fazi ne more več priti, sajalgoritem v fazi »izbira paketov« za vsako povezavo določi kvečjemu po en paket (če jekandidatov za neko povezavo v danem usmerjevalnem koraku več, bo v fazi »pošiljanjepaketov« potoval tisti, ki ustreza optimizacijski strategiji danega algoritma – ta je določena znekaterimi funkcijami faze »izbira paketov«). Zgradbo usmerjevalnega algoritma prikazujesledeč model:Pred-procesiranje;while not vsi paketi na cilju doračunanje_parametrov;izbira_paketov;pošiljanje_paketov;end;73

Če pogledamo zgradbo usmerjevalnega algoritma, lahko ugotovimo, da usmerjevalni koraktvorimo z računanjem parametrov, izbiro paketov in pošiljanjem paketov.Fazi pred-procesiranje in računanje parametrovModel omogoča dva načina računanja usmerjevalnih parametrov – pred začetkom usmerjanjain na posameznem usmerjevalnem koraku. Statični algoritmi, ki vse parametre izračunajopred začetkom usmerjanja, v modelu implementirajo samo funkcijo pred-procesiranje,dinamični algoritmi, ki parametre računajo sproti, pa samo funkcijo računanje parametrov.Algoritmi, ki nekaj dela opravijo pred začetkom usmerjanja, nekaj pa sproti, na posameznemusmerjevalnem koraku (to so t.i. kombinirani algoritmi), implementirajo obe funkciji.Faza izbira paketov – srce algoritmaOsnovna naloga faze izbira paketov je izmed vseh paketov, ki v čakalni vrsti čakajo nanadaljevanje poti, izbrati tiste, ki bodo pot nadaljevali v tem usmerjevalnem koraku, in zanjerezervirati odgovarjajoče povezave. V ta namen algoritem po vrsti izbira tipe povezav. Zaizbrani tip povezave določi dva paketa – najprimernejša kandidata v čakalni vrsti za potovanjepo povezavi izbranega tipa v smeri naprej in nazaj – ter jima izračuna prioriteto. Ker izbirapaketov poteka časovno usklajeno v vseh vozliščih omrežja, se za vse povezave izbranega tipahkrati določijo morebitni kandidati za potovanje v tem usmerjevalnem koraku. Pri tem selahko zgodi, da se za katero od povezav potegujeta dva paketa (vsak z ene strani povezave).Usmerjevalni algoritem zato v nadaljevanju faze izbira paketov primerja prioriteto “svojega”paketa s prioriteto paketa v sosednjem vozlišču. Paket, ki ima višjo prioriteto, je zmagovalecin bo v tem koraku potoval, poraženec, torej paket z nižjo prioriteto, pa bo moral počakati nanaslednjo priložnost. Ta se bo morda ponudila (odvisno od narave algoritma) že prinaslednjem tipu povezav ali pa šele na naslednjem usmerjevalnem koraku.5.8 Čakalna vrstaPri usmerjanju si v vsakem vozlišču pomagamo z čakalno vrsto, ki je lahko enojna oziromadvojna. Za razumevanje strukture dvojna vrsta moramo najprej povedati nekaj besed o enojnivrsti. Enojna vrsta je podatkovna struktura, ki se obnaša kot urejeni seznam. V ta seznamvstavljamo podatke na enem koncu, jemljemo pa jih ven na drugem koncu - na začetku vrste.Podatke odstranimo iz vrste v istem vrstnem redu kot so v vrsto tudi prišli, vendar lahko izvrste odstranimo samo tisti podatek, ki je v njej najdlje časa. Tak način se imenuje FIFO74

princip (first-in first-out). Primer za to je npr. vrsta ljudi pred blagajno - tisti, ki je prišel vvrsto prvi, bo tudi prvi vplačal pri blagajni. Za razliko od enojne vrste lahko pri dvojni vrstielemente vstavljamo in brišemo na obeh koncih. Na tak način so hitreje dostopni kot v enojnivrsti ali pa v skladu.Če v enojno vrsto vstavljamo elemente iz leve strani v zaporedju a, b, c, d, ki jih dobivamosproti v takšnem zaporedju, lahko slednje odstranimo iz vrste v enakem zaporedju, kot soprišli not (najprej a, nato b, c, d). Primer polnjenja in praznjenja enojne vrste po principuFIFO nam prikazuje slika 14.Slika 14: Polnjenje in praznjenje enojne vrste, ki se uporablja v vozlišču.Sedaj si še oglejmo princip delovanja dvojne vrste, kjer elemente dobivamo sproti. Elementelahko tukaj za spremembo vstavljamo na obeh koncih. Oglejmo si nekatere možne scenarije:- Vstavimo element a iz desne, vse preostale elemente pa iz leve strani v zaporedju b, c, d.- Vstavimo najprej a in nato b iz leve ter elementa c in d iz desne strani dvojne vrste.- Vstavimo elemente po zaporedju a, b, c iz leve strani ter nazadnje element d iz desne strani.- Vstavimo najprej element a iz leve, element b iz desne, c iz leve in nazadnje element d izdesne.Prav tako je možnih še veliko kombinacij, ki se z večanjem števila elementov izrazitopovečajo. Podoben princip, ki smo ga opisali za vstavljanje velja tudi za jemanje elementov izobeh koncev dvojne vrste. Opisane scenarije ponazarja slika 15.Slika 15: Polnjenje in praznjenje dvojne vrste po opisanih scenarijih.75

Operacije, ki se izvajajo nad vrsto, morajo ustrezati pogojem, ki opisujejo obnašanje vrste inpodatkov v njej. Operacije nam morajo dati torej možnost vstaviti element na konec vrste,odstraniti element z začetka, preveriti, kateri element se nahaja na začetku vrste in preveriti,če je vrsta prazna. Dve osnovni operaciji, s katerima opišemo še ostale operacije in za katerine obstaja noben aksiom, saj opisujeta tudi sami sebe, sta: pripravi in vstavi. Ostale operacijepa so še: prazna, zacetek in odstrani. Za lažjo predstavo si oglejmo sintakso, ki opisujedelovanje čakalne vrste. Vsak ključen korak pri upravljanju elementov v vrsti bomo vzeli poddrobnogled iz razloga lažje predstave in razumevanja.structure VRSTAdeclarepripravi: 0 -> vrsta; //pripravi prazno vrstovstavi: (vrsta, podatek) -> vrsta; //vstavi podatek v vrsto in vrne novo vrstozacetek: vrsta -> podatek; //vrne podatek, ki je na začetku vrsteodstrani: vrsta -> vrsta; // izbriše prvi element vrste in vrne novo vrstoprazna: vrsta -> {true, false}; //pove ali je vrsta praznawhereprazna(pripravi) ::= true;prazna(vstavi(v,p)) ::= false;odstrani(pripravi) ::= NAPAKA;odstrani(vstavi(v,p)) ::=if (prazna(v)) then pripravi;else vstavi(odstrani(v),p);zacetek(pripravi) ::= NAPAKA;zacetek(vstavi(v,p)) ::=if (prazna(v)) then p;else zacetek(v);end;Poglejmo podrobnejšo razlago dela sintakse where, ki vsebuje opcije prazna, odstrani inzacetek.1. Operacija prazna76

prazna(pripravi) ::= true;prazna(vstavi(v,p)) ::= false;Operacijo prazna, ki vrne rezultat true ali false opišemo na dveh primerih: če jo izvajamo nadvrsto »v«, ki je nastala z operacijo pripravi, potem vemo, da je ta vrsta zagotovo prazna in dav njej ni nobenega podatka. Takrat je rezultat operacije prazna (resnično) - true. Če pa joizvajamo nad poljubno vrsto, v katero smo pred tem vstavili podatek, potem zagotovo vemo,da je v tej skupni vrsti »v« vsaj en podatek. Takrat je rezultat operacije prazna (neresnično) -false.2. Operacija odstraniodstrani(pripravi) ::= NAPAKA;odstrani(vstavi(v,p)) ::=if (prazna(v)) then pripravi;else vstavi(odstrani(v),p);Ponovno si oglejmo dva primera: če operacijo odstrani izvajamo nad vrsto, ki je nastala zoperacijo pripravi, potem zagotovo vemo, da je ta vrsta prazna in da v njej ni nobenegapodatka. Iz vrste torej ne moremo odstraniti nobenega podatka in prevajalnik javi napako. Vnasprotnem primeru, kjer operacijo odstrani izvajamo nad vrsto, ki je nastala tako, da smo vpoljubno vrsto »v« vstavili podatek »p«, pa zagotovo vemo, da je v tej skupni vrsti vsaj enpodatek.V tem koraku moramo ločiti dva primera: če je bila vrsta »v« pred vstavljanjem elementa »p«prazna, potem operacija odstrani odstrani edini podatek (podatek »p«) iz nje in vrne vrsto, kije enaka vrsti, kot bi sicer nastala z operacijo pripravi. V kolikor pa vrsta »v« predvstavljanjem podatka ni bila prazna, potem operacija poteka na sledeč način, kot ga prikazujeslika 16.77

Slika 16: Operacija odstrani nad prikazano vrsto.Če pogledamo, kako je nastala skupna vrsta, si zapomnimo podatek »p« (zadnji podatek, kismo ga vstavili vanjo), nato na enak način pogledamo vrsto »v«, ki je del skupne vrste, vendarbrez podatka »p« - kateri je bil drugi zadnji podatek, ki smo ga vstavili vanjo, in tako naprej,dokler ne pridemo do vrste, v kateri je le še en podatek. V predhodni razlagi smo dejali, da vtakšnem primeru edini podatek odstranimo, pripravimo prazno vrsto in podatke, ki smo jihprej posamezno izluščili, sedaj enega po enega, v obratnem vrstnem redu postopomavstavljamo v vrsto. Na koncu dobimo enako vrsto kot prej, vendar brez začetka - brez prvegaelementa »a«, kar pa je ravno to, kar naj bi naredila operacija odstrani.3. Operacija zacetekzacetek(pripravi) ::= NAPAKA;zacetek(vstavi(v,p)) ::=if (prazna(v)) then p;else zacetek(v);Če operacijo zacetek izvajamo nad vrsto, ki je nastala z operacijo pripravi, potem zagotovovemo, da je ta vrsta prazna in da v njej ni nobenega podatka. Začetek vrste torej ne obstaja inprevajalnik javi napako. V nasprotnem primeru, kjer operacijo zacetek izvajamo nad vrsto, kije nastala tako, da smo v poljubno vrsto »v« vstavili podatek »p«, pa zagotovo vemo, da je vtej skupni vrsti vsaj en podatek.78

Takrat ločimo dva primera: če je bila vrsta »v« pred vstavljanjem podatka »p« prazna, potemnam operacija zacetek vrne podatek »p«, ki smo ga vstavili vanjo. Če pa vrsta ni bila prazna,potem operacija zacetek vrne začetek vrste na rekurziven način klicanja sama sebe - se pravi,vrne vrsto brez zadnjega podatka, ki je bil vanjo vstavljen, nato na tej vrsti ponovno vrnenovo vrsto brez naslednjega zadnjega podatka, ki je bil vanjo vstavljen, in tako naprej, doklerne pride do vrste z le še enim podatkom. Pred vstavljanjem tega podatka vanjo je bila vrstaprazna in v tem primeru vrnemo podatek, ki je bil vanjo vstavljen. To pa je ravno podatek, kiga iščemo.Pri dvojni vrsti so v uporabi enake operacije, kot smo jih našteli pri enojni, le da tukaj dodamoše operacije konec, vstavi_zacetek, odstrani_konec in velikost. Pa si na kratko oglejmo ukazeuporabljene pri dvojni vrsti.pripravi: 0 -> vrsta; //pripravi prazno vrstoprazna: vrsta -> {true, false}; //pove, ali je vrsta praznazacetek: vrsta -> podatek; //vrne podatek, ki je na začetku vrstekonec: vrsta -> podatek; //vrne podatek, ki je na koncu vrstevstavi_zacetek: (vrsta, podatek) -> vrsta //vstavi podatek na začetek vrste in vrne novo vrstoodstrani_zacetek: vrsta -> vrsta; // izbriše prvi element vrste in vrne novo vrstovstavi_konec: (vrsta, podatek) -> vrsta //vstavi podatek na konec vrste in vrne novo vrstoodstrani_konec: vrsta -> vrsta; // izbriše zadnji element vrste in vrne novo vrstovelikost: vrsta -> podatek //vrne število elementov v vrstiPredstavitev dvojne vrste s tabeloPri dvojni vrsti, ki jo predstavimo s tabelo, prav tako uporabimo način krožne predstavitvevrste, kjer elemente vstavljamo in brišemo po modulu n, kjer je n velikost tabele. V tabelilahko ponovno hranimo do največ n-1 elementov iz razloga, da lahko ločimo med polno inprazno vrsto. Za opis operacij potrebujemo posamezne spremenljivke, katere imajo sledečpomen:• t, predstavlja tabelo elementov• n, predstavlja velikost tabele• z, je zadnje prazno mesto pred začetkom vrste• k, predstavlja konec vrste79

Operacije ki jih bomo navedli v nadaljevanju so navedene z veliko začetnico, kar je posledicasistematičnega oblikovanja tega dokumenta. V sintaksi so operacije definirane z malimizačetnicami, vendar gre za enako stvar. Operacije, ki jih izvajamo pri opisu dvojne vrste stabelo so:Prazna:Kot že rečeno - vrsta je prazna, če »k« kaže na isto mesto kot »z«, se pravi, če je »k« enak z-ju. Nasprotno - vrsta je polna, če je k+1, računan po modulu »n«, enak z-ju.Zacetek:Ker je »z« zadnje prosto mesto pred začetkom vrste, vrnemo element, ki se v tabeli »t« nahajana indeksu z+1, ki ga računamo po modulu n. Pazimo na mejni primer, če je vrsta prazna.Takrat prevajalnik javi napako, saj ne more vrniti nobenega elementa.Konec:Ker »k« kaže na konec vrste, vrnemo element, ki se v tabeli »t« nahaja na mestu z indeksom»k«. Podobno kot prej – pozorni smo na mejni primer, če je vrsta prazna.Vstavi_zacetek:Začetek vrste je v tabeli »t« mesto z indeksom (z+1) mod n. Da se izognemo prestavljanjuvseh elementov v vrsti za eno mesto naprej, da bi pridobili prostor za novega na začetku, rajšivstavimo nov element kar na mesto z indeksom »z«, »z« pa zmanjšamo za ena iz razloga, dakaže na eno mesto pred njim. Ker pa je vrsta krožno predstavljena, moramo biti pozorni, davrsta slučajno že ni polna, saj potem z-ja ne moremo prestaviti za eno mesto nazaj. Pazimotorej, da »z« ni enak k+1, ki ga seveda računamo po modulu n. Tudi pri prestavljanju z-ja zaeno mesto nazaj moramo biti pozorni, če je z = 0. Takrat bi lahko padli v negativno vrednost,zato ga v tem primeru prestavimo tako, da kaže na zadnje mesto v tabeli.Odstrani_zacetek:Za odstranitev začetka vrste, je potrebno samo povečati »z« za ena, da pokaže na nov začetekvrste - na eno mesto naprej v tabeli, seveda po modulu n, da ne pademo ven iz tabele. Pozornismo na mejni primer, če je vrsta prazna, ker takrat ne moremo pobrisati nobenega elementa.80

Vstavi_konec:Ko vstavljamo element na konec vrste, ga v tabeli postavimo na mesto z indeksom k+1 in povstavljanju elementa povečamo »k« za ena, zato da res označuje novi konec vrste. Pozornismo na mejni primer, če je vrsta že polna. V tem primeru k+1, računan po modulu n, predvstavljanjem elementa v vrsto ne sme biti enak z-ju. Takrat novega elementa ne moremovstaviti.Odstrani_konec:Ko odstranjujemo zadnji element v vrsti, samo zmanjšamo »k« za ena iz razloga, da označimokonec vrste eno mesto prej. Mesto, kamor je prej kazal »k«, je tako dostopno za vstavljanjenovega elementa. Pri prestavljanju k-ja za eno mesto nazaj moramo biti pozorni, če je k = 0.Takrat bi lahko padli v negativno vrednost, zato ga prestavimo tako, da kaže na zadnje mestov tabeli. Pozorni smo tudi na mejni primer, če je vrsta prazna, ker takrat ne moremo odstranitinobenega elementa.Velikost:Operacijo, ki vrne število elementov v vrsti, lahko dodamo po želji. Ker je vrsta krožnopredstavljena, ne moremo samo preprosto odšteti »z« od k-ja, da bi izračunali številoelementov vrste. Ločimo namreč med dvema primeroma: k < z ali pa k > z (slika 17). Če je k> z, potem bi velikost vrste dobili s preprosto enačbo k - z. Če pa je k manjši od z, to pomeni,da se vrsta začne na nekem mestu naprej od indeksa 0 oziroma nekje v tabeli naprej odzačetka, konec vrste pa se nahaja nekje med indeksom 0 in nekim indeksom, ki vsaj za enomanjši od z-ja (glej sliko). Če bi v tem primeru računali velikost vrste k – z, vsekakor ne bidobili pravega rezultata. Računanja se lotimo takole: če je n število mest v tabeli, od njeganajprej odštejemo »z«, in s tem odštejemo »prosta« mesta na začetku tabele. Prosta vnarekovajih zato, ker tukaj še nismo upoštevali mest, kjer vrsta pravzaprav sega že čezzačetek tabele. Zato številu n - z prištejemo še k, da upoštevamo še mesta, ki segajo odindeksa 0 do indeksa k. Velikost vrste torej izračunamo takole: n – z + k. Da pa si nezagrenimo življenja z različnimi primeri, lahko to enačbo uporabimo tudi v primeru, če je k >z, vendar takrat računamo rezultat enačbe po modulu n. V nasprotnem primeru bi dobiliseveda število elementov v vrsti sešteto s številom mest v tabeli. Za primer, ko je k manjši odz, pa računanje po modulu n ničesar ne spremeni, torej lahko ta enačba ostane tudi v temprimeru. Tako lahko uporabimo isto enačbo v obeh primerih. Število elementov v vrsti je torej81

enako (n - z + k) po modulu n. Mejnega primera, če je vrsta prazna, nam ni treba posebejupoštevati, ker nam v tem primeru vrne enačba število 0.Slika 17: Način izračunavanja prostih mest v krožni vrsti glede na različna pogoja.ToString:Pri zapisu operacije ToString moramo biti pozorni na nastavitev začetka izpisovanjaelementov vrste. Nek pomožen števec nastavimo na »z« (z-ja namreč ne smemo spreminjati),z zanko pregledamo vse elemente v vrsti in povečujemo števec za ena, dokler ni enak k-ju,vsak pregledani element pa dodamo k izpisu. Ko nastavljamo števec za pregledovanje, gamoramo za izpis prvega elementa najprej povečati za ena (seveda po modulu n) in šele natododati k izpisu. Spremenljivka »z« namreč označuje zadnje prosto mesto pred začetkom vrste.Tako dosežemo tudi izpis zadnjega elementa v vrsti - če bi namreč povečali »z« na koncuzanke po dodajanju k izpisu in šele nato ponovno pregledovali pogoj ali je »z« že enak k-ju,se »k« na tak način ne bi mogel dodati k izpisu, ampak bi iz zanke izstopili en korak predkoncem. Ker nam že operacija ToString izpiše vrsto oziroma elemente vrste, ne potrebujemoše dodatne operacije izpis.Vsako vozlišče omrežja je opremljeno s čakalno vrsto, kjer se zbirajo paketi, ki čakajo nanadaljevanje poti. Model predvideva čakalno vrsto, implementirano kot prioritetno vrsto, vkateri so paketi razporejeni glede na oddaljenost od cilja: paketi z največjo oddaljenostjo sona začetku, paketi z najmanjšo oddaljenostjo pa na koncu čakalne vrste. Paketi z istooddaljenostjo od cilja so v vrsti razvrščeni po načelu FIFO, kar pomeni, da tisti, ki čakajo dalj82

časa v vrsti odidejo iz vrste pred tistimi, kateri so prišli kasneje. Oddaljenost paketa od cilja jemoč določiti s pomočjo različnih funkcij.Enojna vrsta je podatkovna struktura, kjer je jemanje in vstavljanje elementov določeno sFIFO principom (first-in first-out) - prvi element, ki je bil vstavljen v vrsto, je iz nje tudi prviodstranjen. Elementi se vstavljajo na enem koncu, na drugem pa se jemljejo ven, in sicer venakem vrstnem redu kot so v vrsto tudi prihajali. Dostopanje do elementov je s takimnačinom precej omejeno. Odgovarja nam v določenih situacijah, kjer potrebujemo vednosamo prvi element v vrsti - npr. tiskanje dokumentov, kjer se tiska prvi dokument, ki je prišelv vrsto. Katerakoli vrsta pred blagajno, čakalnih listah, skratka vse se ravna po principu FIFO.Dvojna vrsta pa je struktura, ki dopušča jemanje in vstavljanje elementov na obeh koncih.Tako je neke vrste dobra kombinacija dveh struktur, sklada in enojne vrste, saj uspešnozdružuje vstavljanje in jemanje elementov na obeh koncih. Elementi v dvojni vrsti so takohitro dostopni z obeh strani, kar je prednost v primerjavi z dostopom do elementov v skladuali v dvojni vrsti. Ker struktura deluje po krožnem načinu vstavljanja in jemanja elementov,nismo omejeni s fiksiranim koncem ali začetkom strukture, ki na tak način postane zelofleksibilna. Omejeni smo tako v glavnem z velikostjo prostora, ki nam je za strukturo navoljo.6. QoS Kvaliteta storitev(ang. Quality of Service)Kvaliteta storitev se nanaša na zmožnost zagotavljanja boljše kvalitete delujočemu omrežju,izboljša omrežni promet čez različne tehnologije, vključno s prenosom okvirjev. Različnetehnologije so mišljene kot asinhronski način transakcij (ATM), ethernet in 802.1 omrežji,sonet in IP usmerjena omrežja, kjer pa je lahko v uporabi ena ali več omenjenih tehnologij.Primarni cilj QoS zagotavljanja kvalitete storitev je priskrba prioritet vključno zdodeljevanjem pasovne širine, hkrati pa ima možnost nadziranja zakasnitev in »plesanja« časatipanja (t.i. jitter). Obe lastnosti imata ključno vlogo pri pretoku podatkov in informacij,katere morajo na cilj prispeti v strogem sprotnem času. Tipičen primer je interaktivni promet.Največ zasluga pa ima QoS na področju izrazitega izboljšanja karakteristik izgube podatkov.Zanemarljivo tudi ni dejstvo da QoS zagotavlja prioritete za enega ali več tokov (ang. flow),hkrati pa zagotovi nemoten obstoj vsem preostalim podatkovnim tokom. Na ta način je83

zagotovljeno, da vsi preostali podatkovni tokovi ne propadejo oziroma se ne izgubijo. Pravtako kvaliteta storitev (QoS) ponuja elementarno izgradnjo posameznih blokov, kateri se bodov prihodnosti uporabljali v širšem obsegu za naslednje namene: WAN, SPN (ang, ServiceProvider Network), kakor tudi v preostalih aplikacijah.QoS konceptTemeljno gledano QoS omogoča boljše storitve in večjo opravilnost za trenutne tokepodatkov, informacij, paketov itn. To je zagotovljeno s pomočjo poviševanja prioritete zaposamičen tok oziroma omejevanje prioritete drugega toka podatkov. Prav tako so QoS orodjaprimerna za razreševanje kompleksnejših situacij. Kakorkoli gledano se lahko na različnihčasovnih intervalih v omrežju pojavijo velike obremenitve, ki so za posamezno pasovno širinolahko prevelike. Iz tega razloga je v takšnih situacijah QoS že skoraj nuja, da lahko splohtakšne probleme razrešimo. Primerjavo, kaj se lahko zgodi ob prevelikih konicah prometanajdemo v vsakdanjem življenju. Za vzgled lahko vzamemo polnjenje steklenice s curkomvode. Maksimalen dotok vode v steklenico je omejen z najožjim delom (tulec). Tulec lahkona časovno enoto sprejme točno določeno količino vode, v kolikor pa bo količina dotokacurka vode večja kot jo sprejme tulec na časovno enoto, bo prišlo do razlitja. Na podobnemprincipu si je moč predstavljati tudi podatkovne tokove v omrežju. Da se razlita količina neizgubi lahko uporabimo tako imenovani lovilec. Takšen pristop nam omogoči hitrejšopolnitev, hkrati pa preprečuje izgubo podatkov. Pri takšnem pristopu pa je potrebno predvidetitudi najslabši scenarij, saj se lahko ob prevelikem dotoku lovilec pre-nasiči, kar nas bopripeljalo ponovno do izgube podatkov oziroma v anekdoti izgube vode.Osnova QoS arhitektureOsnova arhitekture ponazarja tri temeljne gradnike za QoS implementacijo, kar nam prikazujeslika 18. Omenjeni trije osnovni gradniki so:• QoS tehnika identifikacije in označevanja za koordinacijo QoS od konca do konca(ang. end-to-end) med elementi omrežja.• QoS znotraj enojnega elementa omrežja (kot na primer vrsta, razvrščevalnik, orodja zarazvrščanje prometa).84

• QoS politika, upravljanje in funkcije za administracijo prometa (end-to-end) čez vsoomrežje.Slika 18: Tri temeljni gradniki QoS sistema zagotavljanja kvalitete storitev.QoS identifikacija in označevanje (markiranje)Identifikacija in označevanje je izvedeno skozi postopka klasifikacije in rezervacije, ki jubomo v nadaljevanju podrobneje razložili.KlasifikacijaDa lahko zagotavljamo prioritete storitev za določen tip prometa, mora biti slednji najprejprepoznan (identificiran), kot drugo pa je lahko paket označen ali pa tudi ne. Omenjeni dveopravili definirata klasifikacijo. V trenutku, kadar je paket že prepoznan vendar še ni markiranbo klasifikacija določila na kakšnem principu bo temeljil (na primer per-hop princip). Takpristop je značilen za primere ko klasifikacija pripada napravi, katera ne prehaja na naslednjiusmerjevalnik. Do takšnih situacij lahko pride pri prioritetnem uvrščanju (ang. PriorityQueuing-PQ) in pri navadnem uvrščanju (ang. Custom Queuing-CQ). Kadar so enkrat paketiže markirani za uporabo v širšem omrežju, se lahko nato postavijo IP prioritetni biti. Več otem bomo razložili v poglavju IP prioritete. Skupne metode prepoznave (identifikacije) tokovvključujejo dostopovne kontrolne liste (ang. Access control Lists), usmerjanje temelječe napolitiki, obvezujoči nivo dostopa (ang. Comitted access Rate – CAR) in omrežno temelječoaplikacijo prepoznave.85

QoS znotraj enojnega omrežnega elementaUpravljanje prenatrpanosti, upravljanje razvrščanja, učinkovitost povezave in orodja zaoblikovanje ter politiko zastopajo QoS znotraj elementa enojnega omrežja.Upravljanje prenatrpanostiZaradi same narave zvočnega, video in podatkovnega prometa včasih znesek skupnegaprometa prekoračuje hitrost povezave. Na tej točki si lahko zastavimo vprašanje, kaj bousmerjevalnik storil v takšnih situacijah. Bo slednji razvrščal pakete v dvojno vrsto, dveenojni vrsti, ki jih bo osveževal pogosteje? Na takšna vprašanja ima pripravljen odgovororodje za odpravljanje in upravljanje s prenatrpanostjo. Orodje vsebuje prioritetno uvrščanje vvrsto PQ, navadno uvrščanje v vrsto CQ, uvrščanje po principu WFQ (ang. Weighted FairQueuing) in pošteno utežnostno uvrščanje, ki temelji na osnovi razredov CBWFQ (ang. Classbased Weighted Fair Queuing).Upravljanje z vrstoZavedati se je potrebno dejstva, da krožne vrste (enojne, dvojne) nimajo neskončne dolžine,kar pomeni, da se slednje slej kot prej napolnijo oziroma v najslabšem scenariju zamašijo.Druga slaba stran pa je ta, da vsaka pomnilna struktura vnaša manjše zakasnitve, katere pa spridom odpravlja RSVP protokol, ki ima QoS orodje primarno vključeno. V trenutku, ko sevrsta napolni, vanjo več ne more vstopiti noben paket, kar bo pomenilo, da bo takšen paketenostavno zavržen. To je del metode zavračanja paketov. Vzrok za zavračanje smo že odkriliin se nanaša na situacijo, kjer usmerjevalnik enostavno ne more preprečiti zavračanjapaketkov, kadar je vrsta polna, ne glede na to kakšne prioritete bo zavržen paket. Gledano iztega vidika mora mehanizem izvesti dve nalogi:• Poizkuša zagotoviti prostor v krožni vrsti, oziroma poizkuša preprečiti, da bi se vrstazapolnila. S tem pristopom mehanizem zagotovi pre-potreben prostor za visokoprioritetne okvirje.• Omogoči ene vrste kriterij za zavračanje paketov. Najprej pregleda nivoje prioritetpaketov, ter šele nato odloči kateri paket bo zavrnil in katerega ne. Pakete z nižjo86

prioriteto zavrne pred tistimi z višjo prioriteto, s čimer omogoči pretok visokoprioritetnih sporočil najprej, ter šele nato vseh ostalih.Oba opisana mehanizma vključuje zgodnja utežnostna naključna detekcija, ki je zajeta podimenom WRED (ang. Wighted Early Random Detect).Zmogljivost povezaveV mnogih primerih nizko hitrostne povezave predstavljajo izhodišče za prenos paketovmanjših velikosti. Kot primer lahko navedemo serijsko zakasnitev paketa velikosti 1500zlogov (ang. byte-ov) na liniji s pasovno širino 56Kbps, ki znaša 0.214 sekunde. Zavedati seje potrebno, da obstajajo tudi druge vrste paketov, kot so zvočni, video itn. V primeru, daimamo na razpolago linijo s prej opisanimi zmogljivostmi in po njej najprej pošljemo paket žeomenjene velikosti (1500 zlogov), naknadno pa še zvočni paket, bo dovoljena zakasnitev zazvok prekoračena še preden bo prvi paket zapustil usmerjevalnik. Da se izognemo prevelikimzakasnitvam uporabimo metodo segmentiranja velikih paketov v več manjših s čimerzmanjšamo celotno zakasnitev, hkrati pa omogočimo nemoten potek paketov drugih vrst, kotsta zvok in video. Tudi po opravljeni segmentaciji velikega sporočila je potrebno najti mestokamor umestimo še zvočne paketke. Najboljša metoda je vrivanje zvokovnih paketov medsegmentirane pakete velikega sporočila s čimer omogočimo potovanje obojih, ter se izognemozakasnitvi, ki bi prizadejala največjo škodo preostalim paketom, ki morajo biti na ciljupravočasno. V kolikor bi zvočne pakete poslali za velikim sporočilom, ki smo gasegmentirali, bi bili ponovno na enakem položaju kot na začetku, kjer velikega sporočilasploh ne bi segmentirali. Iz tega lahko sklepamo, da je pri povezavah z majhnimizmogljivostmi metoda segmentacije in vrivanja še kako dobrodošla lastnost. Poglejmo sipreprost izračun zakasnitve za že prej predstavljen primer:bitVelikost paketa: 1500 byte ⋅ 8 = 12000 bit - ovbyteZmogljivost povezave: 56000 bps12000bitZakasnitev: tzak= = 0.214s=214ms56000bps87

Oblikovanje prometaOblikovnje uporabljamo za ustvarjanje prometnih tokov, ki omejujejo pasovno širino zaposamezen tok podatkov, oziroma več takšnih tokov. Takšen princip se velikokrat uporabljaza preprečevanje problema zamašitve, ki smo ga na kratko opisali že v uvodu tega poglavja.Veliko omrežnih topologij uporablja posredovanje okvirjev v načinu »hub and spoke«.Takšen način vsebuje središčni kraj, kateremu je dodeljena hitra povezava velike pasovneširine (T1, T3) in oddaljeni kraj, kateremu pripada povezava z nizko pasovno širino (npr. 384Kbps). V takšnem primeru se lahko zgodi, da bo središčni kraj z veliko zmogljivostjopovezave preplavil s podatki povezave z nizko pasovno širino na drugi strani. Da temu ne botako, bo poskrbela metoda oblikovanja, ki je idealen način, da promet spravi v korak zzmogljivostjo posamezne povezave, in se s tem hkrati izognemo preplavljanju povezav spodatki. Količina prometa, ki je nad dovoljenim nivojem za posamično povezavo, se primetodi oblikovanja enostavno shranjuje za kasnejši prenos, tako da se nivo kontinuirano čezdoločena časovna obdobja venomer vzdržuje.Politika (ang. policing) je zelo podobna metodi oblikovanja prometa, in je hkrati primarnotemu tudi namenjena, vendar se od oblikovanja razlikuje v eni ključni stvari: pri urejanjuprometa po metodi politike se slednji pri morebitni prekoračitvi določenega praga neshranjuje in se največkrat enostavno zavrže.QoS upravljanjeQoS opravljanje pomaga pri nastavljanju in vrednotenju QoS politike in ciljev. Skupnametodologija vsebuje naslednje korake:Korak 1: Uporabijo se orodja, kot je na primer RMON, ki pomagajo določiti karakteristikeprometa v omrežju.Korak 2: Uvrščanje QoS tehnik v trenutku, ko imamo pridobljene karakteristike prometa,hkrati pa se izberejo še dodatne aplikacije za izboljšanje QoS.Korak 3: Ovrednotimo rezultate s testiranjem odziva izbranih aplikacij, da ugotovimo, kje soQoS cilji doseženi in kje ne.End to end QoS nivojiNivoji storitev se navezujejo na dejanske zmožnosti QoS sistema, pri čemer je mišljenazmožnost omrežja za dostavo storitev, potrebnih za specifičen omrežni promet od konca do88

konca (ang. end to end) oziroma od roba do roba (ang. edge to edge) omrežja. Storitve serazlikujejo v samih nivojih QoS natančnosti, doslednosti (ang. QoS strictness), ki opisuje,kako tesno je lahko storitev zavezana specifični pasovni širini, zakasnitvam, plesanju časatipanja (jitter) in izgubnim karakteristikam. Za tak sistem so predvideni tri osnovni nivoji čezcelotno heterogeno omrežje, kot je to prikazano na sliki 19. Trije osnovni nivoji so:• Storitev najboljšega poizkusa (ang. best effort service)-gre za storitev s povezljivostjobrez jamstva. Primer najlažje okarakterizira vrsta FIFO, katera ne razlikujeposameznih tokov med seboj.• Storitev razlikovanja (ang. diferentiated service)-predstavlja tako imenovani »mehki«QoS. Posamezen promet je lahko obravnavan na boljši način kot ves preostali k čemurpripomore hitrejše obravnavanje, večji prag povprečne pasovne širine in nižji nivoizgube podatkov. Vse je predvideno s pomočjo klasifikacije prometa in uporabo QoSorodij, kot so PQ, CQ, WFQ in WRED, katerim bomo podrobnejšo pozornostnamenili v nadaljevanju. Osnovno gledano ima ta nivo statistično prednost nima pastrogega in hitrega jamstva.• Storitev jamstva (ang. guaranteed service)-je predstavnik tako imenovanega visokonivojskega QoS. Primearno je ta nivo namenjen vzdrževanju omrežnih resursov zaspecifični promet. Režim delovanja zagotavljata orodji RSVP (protokol) in CBWFQ.Sklepanje, kateri nivo storitev je primernejši za uvrstitev v omrežje zavisi od sledečihfaktorjev:• Primer kjer uporabnik poizkuša rešiti določen problem pri posamezni aplikaciji: vsakod zgoraj navedenih nivojev storitev je primeren za posamezne aplikacije. To nepomeni, da mora uporabnik prehajati najprej na nivo razlikovanja in nato še na nivostoritev jamstva. Zavedati se je potrebno, da lahko zadostuje že nivo storitevnajboljšega poizkusa, vse je pač odvisno od zahtev uporabniških aplikacij.• V vsakdanjem svetu lahko preidemo na nivo, kjer uporabniki realistično nadgrajujejosvojo infrastrukturo. Obstajati mora tehnologija za posodabljanje, ki bo nudilapodporo vsem naštetim storitvam, ki so medsebojno tesno povezane.89

• Strošek implementacije in umestitve storitev jamstva je malenkostno višji od stroškaza implementacijo storitev razlikovanja.Na osnovi vseh naštetih kriterijev moramo izbrati najustreznejšo rešitev, ki bo zagotovokvalitetno opravljala svojo nalogo, hkrati pa se moramo ozirati na trenutna razpoložljivafinančna sredstva.Slika 19: Prikaz treh osnovnih nivojev QoS sistema "End-to-End".Klasifikacija – identifikacija tokovZa zagotavljanje prioritete posameznih tokov mora biti tok podatkov najprej identificiran inkasneje po potrebi tudi markiran. Ti dve nalogi se skupaj navezujeta na postopekklasificiranja. Kot smo že v uvodu QoS poglavja omenili, je identifikacija izvedena s pomočjokontrolne liste dostopov (ang. access control list - ACL). ACL identificira promet za orodja,ki upravljajo s prenatrpanostmi, kot sta to na primer PQ in CQ. Iz razloga, ker sta prioritetnouvrščanje (PQ) in navadno uvrščanje (CQ) nameščena v usmerjevalniku, kjer njuno delovanjetemelji na principu »skok za skokom«, bo to pomenilo, da prioritetne nastavitve za QoSpripadajo samo temu usmerjevalniku in ne prehajajo na naslednje usmerjevalne skoke(usmerjevalnike) v omrežju. Pri vsej zadevi je identifikacija paketa uporabljena izključnoznotraj samega usmerjevalnika. Kot primer navedimo CBWFQ, kjer je klasifikacijanamenjena samo enemu samemu usmerjevalniku, kar pa je v nasprotju z nastavitvijoprioritetnih bitov. Funkciji, kot sta usmerjanje na osnovi politike in zaupani nivo dostopa(ang. committed access rate), se lahko uporabljata za postavitev prioritet, ki temeljijo na90

azširjeni dostopni listi klasifikacije. Tovrsten način dovoljuje precejšnjo fleksibilnost zaprioritetne dodelitve, vključno z dodelitvijo za aplikacije, uporabnike, cilje itd. Tipično jetakšna funkcionalnost nameščena čim bližje robu omrežja oziroma administrativne domene,saj lahko le na takšen način vsak naslednji omrežni element predvidi storitev, katera temeljina določeni politiki.Omrežno temelječa aplikacijska prepoznava (ang. network based application recognition –NBAR) se uporablja za bolj detajlno identifikacijo prometa. Kot primer so lahko pri NBARidentifikaciji, identificirani URL-ji, ki se nahajajo v HTTP paketu. V trenutku, ko je paketprepoznan ga lahko nato tudi markiramo s prednostnimi nastavitvami.Zaupani nivo dostopa (ang. Committed Access Rate): Nastavitev IP prioritetCAR nam omogoča klasifikacijo prometa že na vhodnem vmesniku. Prav tako dovoljujespecifičnost politike za upravljanje prometa, ki prekorači trenutno dodelitev pasovne širine.CAR lahko nadzoruje sprejeti promet na samem vmesniku, ali pa samo del tega prometa, ki jeizbran preko kriterijev liste dostopov, nato pa se izvrši primerjava njegovega nivoja s prednastavljenimnivojem, za tem pa sledi izvedba akcij, katere se izvedejo glede na dobljenrezultat. Primer takšne akcije je lahko izpust ali pa prepis IP prioritete.Na tem nivoju se pojavi kar nekaj zmede pri uporabi CAR za postavitev IP prednostnih bitov.CAR kot že samo ime pove skrbi za red prometnih tokov, kjer v ta namen uporablja zaupannivo dostopa. To počne po principu zajemanja žetonov, kar lahko ponazorimo na enostavennačin z vedrom. V takšnem vedru žetoni ponazarjajo zloge (ang. bytes), pri čemer veljaenakost 1 žeton= 1 byte . Tako imenovano vedro je napolnjeno z žetoni, katerih količinodoločimo sami, s tem pa določimo tudi nivo. V trenutku, ko paketi prispejo za dostavo, bosistem najprej preveril vedro z žetoni. Če je v njem zadostno število žetonov in se slednjiujemajo z velikostjo paketa, bodo uporabljeni žetoni odstranjeni in paket bo šel skozi do cilja(paket je prilagojen). V kolikor pa vedro ne vsebuje zadostnega števila žetonov, bo takšenpaket zavržen (paket ni prilagojen nastavljenemu nivoju). Slika 20 nam prikazuje zaupan nivoglede na naš sklep. Vsak paket, ki je pod določenim nivojem bo sprejet, saj ustrezaprilagojenemu nivoju dostopa. Vsak paket, ki pa je večji od določenega nivoja preide vpodročje prekoračitve (paket ni prilagojen). Na sliki je za oba pogoja nastavljena identičnavrednost prec = 5 , kjer pa v tej situaciji, tako nastavljen nivo nima nobenega pomena, saj seCAR v tem primeru enostavno uporabi za nastavljanje prioritetnih bitov.91

Slika 20: Zaupani nivo dostopa.Ko je enkrat IP prioriteta postavljena, pa naj si gre za gostitelja oziroma omrežnega odjemalca(ang. network client) se lahko takšne nastavitve uporabljajo opcijsko; kakorkoli gledano pa selahko takšne nastavitve razveljavijo s politiko znotraj omrežja. IP prioritete omogočijorazrede storitev (glej poglavje End to End QoS nivoji), da vzpostavijo uporabo obstoječihomrežnih mehanizmov uvrščanja, kot je primer WFQ ali WRED, brez kakršnih kolisprememb na obstoječih aplikacijah ali na zapletenih omrežnih zahtevah. Zavedati se jepotrebno tudi dejstva, da je takšen princip moč enostavno razširiti na prihajajoči IPv6 način,samo z uporabo njegovega prioritetnega polja.Dinamična identifikacija tokov prometaPredstavlja novejšo metodo identifikacije podatkovnih tokov, katero je razvila družba CiscoSystems. Da metodo razjasnimo širšemu krogu: NBAR je dejansko samo identifikacijskoorodje, vendar ga bomo tukaj obravnavali kot klasifikacijsko orodje. Pri vsakemklasifikacijskem orodju, kakor tudi tem, je najbolj trd oreh prepoznati (identificirati) promet.Kasnejše markiranje paketa je relativno enostavno in preprosto. NBAR privede identifikacijo,ki je del klasifikacije na povsem drug nivo. Če pogledamo globlje v strukturo HTTP paketa,lahko prepoznamo URL kakor tudi MIME tip. To je še kako dobrodošla lastnost pri spletnotemelječih aplikacijah. Če napravimo kratek povzetek je NBAR sposoben prepoznati različneaplikacije, ki uporabljajo različne spreminjajoče vtiče (ang. ports). Slednji lahko te funkcijeizvaja s pomočjo preverjanja kontrolnih paketov, da ugotovi čez kateri vtič bo aplikacijapošiljala podatke.Omenjenemu orodju je dodanih še veliko uporabnih funkcij, katere ga naredijo še boljdragocenega in nenadomestljivega. Ena izmed teh funkcij je zmožnost raziskave protokola.Ta funkcija dovoljuje NBAR-u prepoznavo protokola že na samem vmesniku. Na ta načinNBAR vsebuje seznam protokolov, ki jih lahko prepozna in za vsak posamezni protokolpredvidi določeno statistiko. Druga pomembnejša funkcija je modul za jezikovni opis paketa(ang. packet description language module – PDLM), katera omogoča dodatnim protokolom92

enostavno dodajanje na NBAR seznam prepoznanih protokolov. Takšni moduli so ustvarjeniin naloženi na prepisljivi pomnilnik (ang. flash memory), katere se kasneje prenese v RAM.Pri uporabi PDLM so lahko dodatni protokoli dodani na seznam brez nadgradnje IOS nivojaoziroma ponovnega zagona usmerjevalnika.Razlaga do sedaj uporabljenih izrazov:QOS (ang. Quality of Service) – Zagotavljanje kvalitete storitev.PQ (ang. Priority Queuing) – Prioritetno uvrščanje paketov.CQ (ang. Custom Queuing) – Navadno uvrščanje paketov.WFQ (ang. Weighted Fair Queuing) – Utežnostno pravično uvrščanje paketov.CBWFQ (ang. Class Based Weighted Fair Queuing) – Utežnostno pravično uvrščanje paketovna osnovi razredov.WRED (ang. Weighted Random Early Detect) – Utežnostna naključna zgodnja detekcija.ACL (ang. Access Control List) – Kontrolna lista dostopov.CAR (ang. Committed Access Rate) – Zaupani nivo dostopa.NBAR (ang. Network Based Application Recognition) – Omrežno temelječa aplikacijskaprepoznava.PDLM (ang. Packet Description Language Module) – Modula za jezikovni opis paketa.RSVP (ang. Resurse Reservation Protocol) – Usmerjevalni protokol, ki vsebuje QoS intemelji na rezervaciji resursov.IP prioritete: diferenčni QoSIP prednostni način izrablja tri prioritetne bite v glavi IPv4 zloga ToS (ang. type of service),za kar uporablja tako imenovano ToS polje, ki določa razred storitev vsakemu paketu posebej,kot je to ponazorjeno na sliki 21. Razredi so oštevilčeni in gredo od nivoja 0 do nivoja 7.Promet je na takšen način moč razvrstiti v več kot šest razredov storitev z uporabo IP prioritet,preostala dva razreda pa sta rezervirana za uporabo znotraj omrežja. Tehnologije uvrščanjalahko skozi celotno omrežje uporabljajo tovrsten signal, s čimer lahko predvidijo primernohitro upravljanje s samim prometom.93

Slika 21: IP prioritete zajete v ToS polju, ki se nahaja v glavi IP paketa.Trije najbolj značilni biti v polju tipa storitev (ToS), ki se nahaja v glavi IP paketa sozasnovani z namenom zagotavljanja IP prednosti. Omenjeni biti so korelirani z binarniminastavitvami 32, 64 in 128. Slednji so uporabljeni za zagotovitev prioritet, ki se nahajajo vrangu med 0 in 7 za IP paket, pri čemer sta nastavitvi šest in sedem rezervirani, kot smo to žev predhodnem opisu omenili, in ne moreta biti nastavljena s strani omrežnega administratorja.Iz razloga, ker so uporabljeni zgolj trije ToS biti od gledano celotnega ToS zloga (ang. byte)za zagotavljanje IP prednosti, je potrebno razlikovati te tri bite od vseh preostalih v ToSzlogu. Na sliki 22 se binarna 1 nahaja na prvi in tretji binarni poziciji, gledano od leve protidesni, kar pa je v nadaljevanju korelirano na IP prednostne nastavitve vrednosti 5, vendarkadar pregledujemo takšen ToS zlog v smeri poizvedovalne sledi (od desne proti levi) bomozaznali vrednost 160. Iz tega vidika je potrebno pri razločevanju pravilno prenesti, pretvoritiin interpretirati takšne nastavitve.Slika 22: Postavitev prioritetnih bitov na mesta 1 in 3 gledano od leve proti desni terdoločitev prioritetnega razreda, ki je v našem primeru 5.Paket, ki smo ga identificirali je potrebno naknadno še označiti s postavitvijo ustreznih IPprednostnih bitov. Iz tega sledi, da se posamezen promet identificira samo enkrat. Pri tem se94

šesti bit, ki se nahaja na peti poziciji, označimo ga z 6MSB, uporablja za tako imenovanekodne točke (ang. code points).Orodja za upravljanje s prenatrpanostjoEna pot, preko katere lahko omrežni elementi upravljajo z zasičenostjo prometnih potipretekajočega se prometa, je uporaba uvrščevalnega algoritma, kateri sortira promet in natodoloči posamezno metodo določitve prioritet za odpošiljanje paketov na izhodno povezavo.Tako na primer Cisco-va IOS programska oprema vsebuje naslednja orodja za uvrščanje:• FIFO uvrščanje, temelji na principu prvi noter, prvi navzven• Prioritetno uvrščanje (PQ)• Navadno uvrščanje (CQ)• Utežnostno pravilno uvrščanje (WFQ)• Utežnostno pravilno uvrščanje, ki temelji na razredih (CBWFQ)Vsak algoritem uvrščanja je konstruiran za reševanje specifičnega problema omrežnegaprometa in ima poseben učinek na samo zmogljivost omrežja, kar bomo v nadaljevanjuopisali pri vsakem od naštetih orodij.Dodeljevanje prioritet prometu – prioritetno uvrščanje PQPrioritetno uvrščanje zagotovi, da prehaja pomemben promet (paketi) čez čim hitrejšeupravljanje na vseh točkah, kjer se ga mora uporabiti. Vse skupaj je načrtovano tako, dastriktno daje prioriteto najpomembnejšemu prometu. Prednostno uvrščanje je lahkofleksibilno glede na dodeljevanje prioritet za omrežne protokole (IP, IPX, AppleTalk…),vhodne vmesnike, velikosti paketov, izvorne/ciljne naslove in tako dalje. Pri PQ je vsak paketlahko uvrščen v eno izmed štirih čakalnih vrst, ki se medsebojno ločijo po nivojih različnihstopenj. Najnižja stopnja je označena z oznako »nizko« (ang. low), nato pa gredo po stopnjahnavzgor po sledečem vrstnem redu: »običajno« (ang. normal), »srednje« (ang. medium) in»visoko« (ang. high). Pakete se sortira v ustrezne vrste ki smo jih pravkar našteli, glede naprijavljeno prioriteto v posameznem paketu. Paketi, ki niso klasificirani preko zgorajopisanega prioritetnega mehanizma (glej poglavje IP prioritete), padejo avtomatsko v čakalniprostor z imenom »običajno«, kot nam to prikazuje slika 23. med trajanjem prenosa daje95

algoritem visoko prioritetnim vrstam absolutno prednost obravnave pred nizko prioritetnimivrstami.Slika 23: Prikaz štirih vrst z različnimi prioritetnimi razredi, kamor se uvrščajo paketiglede na njihovo naravo pomembnosti.PQ je uporaben predvsem iz vidika, da dobi najpomembnejši promet, ki se prenaša čezrazlične povezave prostranega (WAN) omrežja prioritetno obravnavo. Trenutno PQ uporabljastatično konfiguracijo, zaradi česar se ni sposoben avtomatično prilagajati glede naspreminjanje zahtev v omrežju.Navadno uvrščanje CQ – zagotavljanje pasovne širinePrimarni namen navadnega uvrščanja ima nalogo deljenja omrežja s specifično minimalnopasovno širino med aplikacijami ali organizacijami. V takšnih okoliščinah mora biti pasovnaširina deljena proporcionalno med aplikacijami in uporabniki, da ne pride do zastojev vomrežju. CQ priskrbi zagotovljeno pasovno širino na možni točki zamašitve, zavarujespecifičen promet za stalni delež razpoložljive pasovne širine, hkrati pa prepusti preostali delpasovne širine ostalemu omrežnemu prometu. Upravljanje prometa je izvedeno zdodeljevanjem določenega zneska glede na prostor v vrsti, za vsak razred paketov, kjer potem opravljenem postopku prične s postopkom streženja vrste v krožnem načinu, kot toprikazuje slika 24. Prav tako se v vsakem razredu čakalne vrste, ki jih je lahko 17, beležikoličina pasovne širine povezave, katera je potrebna za prenos posameznih paketov naizhodno povezavo.96

Slika 24: Navadno uvrščanje upravlja promet dodeljevanjem specifičnega zneska vprosti vrsti, za vsak razred paketov posebej, nato pa CQ streže več kot 16 vrst vkrožnem načinu.Uvrščevalni algoritem uvršča sporočila v eno izmed sedemnajstih vrst, pri čemer je vrsta zindeksom 0 namenjena hranjenju sporočil sistema, kot so tako imenovana sporočila»keepalives« in razna signalna sporočila. Praznjenje vrste poteka po principu velikosti utežiprioritet. To pomeni, da ima na primer sporočilo z višjo prioriteto večjo »utež« kot pasporočilo z nizko prioritetnim značajem. Usmerjevalnik na ta način upravlja vrste od 1 do 16po krožnem načinu, pri čemer praznjenje vrste tvori števec zlogov (ang. byte) od vsake vrste vvsakem ciklu praznjenja. Takšna funkcija zagotovi red na način, kjer nobena aplikacija (alidoločena skupina aplikacij) ne doseže več, kot je pred-določen nivo celotne kapacitetepasovne širine v trenutku, ko je povezava zelo obremenjena. Kot smo že spoznali pri PQuvrščanju je tudi CQ statično konfiguriran in iz tega razloga ni sposoben avtomatičnegaprilagajanja spremembam omrežnih pogojev.Utežnostno pošteno uvrščanje WFQZa situacije pri katerih je zaželeno zagotavljanje konstantnega odzivnega časa za zelo in manjzahtevne uporabnike omrežja, je brez dodajanja prekomerne pasovne širine idealna rešitevutežnostno pravično uvrščanje WFQ. Gre za uvrščevalni algoritem, ki ustvarja bitnopravičnost (ang. bit-wise fairness), kar omogoča vsaki vrsti, da je postrežena pravično, pričemer je pravičnost zagotovljena s pomočjo štetja zlogov. Kot primer vzamimo v drobnogled97

Takšen način je zmožen uporabiti kakršno koli razpoložljivo pasovno širino za posredovanjeprometa od nizko prioritetnih tokov, v kolikor ni navzoč visoko prioritetni tok podatkov. Vosnovi je takšen princip delovanja drugačen od principa, ki temelji na striktno časovnodeljenemmultipleksiranju (ang. time-division multiplexing - TDM), kateri enostavno povečapasovno širino in jo pusti neizrabljeno v kolikor promet ni prisoten. Utežnostno pravičnouvrščanje je sposobno delovati v navezi z IP prednostnimi nastavitvami, kakor tudi sprotokolom za rezervacijo resursov (RSVP).WFQ algoritem pa ima sposobnost naslavljati problem spremenljivega časa krožnegapotovanja. Takšno uvrščanje vidno izboljša algoritme, kot so SNA, LCC (ang. logical linkcontrol) in prenosni nadzorni protokol (ang. transmission control protocol – TCP), prav takopa odpravlja zamašitve in pospešuje počasne poteze. Rezultat je na ta način dosti boljpredvidljiv čez celotno pot, hkrati pa je odzivni čas za vsak aktivni tok lahko zmanjšan celo zamnogokratnik, kar nam prikazuje slika 26.Slika 26: Posredovanje okvirjev na povezavi WAN s hitrostjo 128 kbps.Diagrama na sliki 26 nam prikazujeta interaktivno zakasnitev prometa brez WFQ (levidiagram) in z WFQ uvrščanjem (desni diagram) v milisekundah. Vpliv WFQ algoritma je večkot očiten.Utežnostno pravično uvrščanje na osnovi razredov CBWFQCBWFQ je novejše orodje za upravljanje s prenatrpanostmi, ki zagotavlja boljšo fleksibilnost.Kadar želimo predvideti minimalni znesek pasovne širine, je za to pravi odgovor utežnostnopravično uvrščanje na osnovi razredov. To pomeni, da lahko administrator ustvari razredeminimalne zagotovljene pasovne širine. Namesto zagotavljanja vrste za vsak individualni tokpodatkov nam tukaj razred določa prisotnost enega ali več tokov. Za vsak razred jezagotovljena minimalna pasovna širina. Navedimo kar konkreten primer, kjer je CBWFQ zelo99

uporaben: to je na primer lahko preprečevanje situacij, kjer bi lahko večkraten nizkoprioritetni tok preplavil visoko prioritetni tok podatkov. Tipičen primer je prenos videa, kateripotrebuje skorajda polovico vse razpoložljive pasovne širine povezave T1. zadostna količinapasovne širine bo že lahko zagotovljena z uporabo mehanizma WFQ vendar samo v primeru,ko sta prisotna samo dva podatkovna tokova. Kakor je enkrat dodanih več prometnih tokov,bo video seja dobila manj pasovne širine iz razloga, ker WFQ-jev mehanizem deluje naprincipu pravičnosti, katerega smo v predhodni razpravi podrobno opisali. Če na enkratzahteva pasovno širino na primer 10 tokov, med katerimi je tudi video, bo video seja dobilazgolj 1/10 celotne pasovne širine, kar pa je znatno premalo. Tudi če se obrnemo na postavitevIP prioritete na vrednost 5 se zadeva bistveno ne bi spremenila. Poglejmo sedaj preprostizračun, kolikšen delež pasovne širine bi bil dodeljen videu, če bi bila IP prioriteta nastavljenana vrednost 5:1 ∞ 9 + 6 = 15Iz česar sledi, da bi naši aplikaciji bilo dodeljenih zgolj 6/15 pasovne širine, kar pa je ponovnopremalo, kot bi mi potrebovali. Iz tega razloga mora mehanizem zaprositi za zagotovitev vsajpolovice razpoložljive pasovne širine, ki jo video seja potrebuje. To zagotovi CBWFQmehanizem uvrščanja. Omrežni administrator določi razred, namesti video sejo v ta razred,hkrati pa s tem usmerjevalniku pove, da mora predvideti 768 kbps storitev za ta razred, kar jeravno polovica celotne pasovne širine povezave T1. Tako je videu dodeljena pasovna širina,ki jo potrebuje. Privzeti razred se uporablja za preostale podatkovne tokove. Takšen razred jeservisiran s pomočjo uporabe tokovno temelječega WFQ algoritma, ki dodeli preostalopasovno širino določeni aplikaciji (v našem primeru je to preostala polovica T1 povezave).Pri tem je potrebno poudariti, da so lahko nizko latenčne vrste (ang. low latency queue - LLQ)označene, katera je dejansko prioritetna vrsta. Takšna funkcija je poznana pod imenomPQCBWFQ, kar predstavlja prioritetno temelječ razred utežnostnega poštenega uvrščanja.Nizko latenčno uvrščanje dovoli razredu, da je servisiran kot striktno prioritetna vrsta. Prometv takšnem razredu bo servisiran pred vsem ostalim prometom v preostalih razredih.Rezervacija zneska pasovne širine je prav tako pri tem narejena. Ves promet, ki je nadnivojem rezervacije pasovne širine se preprosto zavrže.Izven CBWFQ lahko uporabimo IP RTP prioriteto znano kot PQWFQ ali pa IP RTPrezervacijo, ki zagotovi podobno storitev za zgolj RTP promet. S CBWFQ je lahko rezerviranminimalni znesek pasovne širine za določen razred. Če je na voljo še več pasovne širine, je100

takšen razred dobrodošel, da jo uporabi. Podobno je v primeru, kadar nek razred ne porabizagotovljene pasovne širine, katere neizrabljen del lahko nato uporabijo ostale aplikacije.Primerjava med WFQ in QoSKot smo že predhodno omenili je WFQ IP prioritetno zavesten način; to pomeni, da jesposoben zaznavati visoko prioritetne pakete označene s prednostmi, prav tako pa jih lahkorazvršča hitreje s čimer zagotavlja superiorni odzivni čas za takšen promet. To zajema zgoljprispevek utežnosti WFQ. IP prioritetno polje zajema vrednosti med 0 in 7. Kakor se vrednostprioritete poviša, bo algoritem avtomatsko določil več pasovne širine za to sejo (diskusijo), sčemer zagotovi hitrejšo strežbo, ko se pojavi zamašitev (prenatrpanost). WFQ določi utežvsakemu toku podatkov posebej, katera določa hierarhijo ureditve prenosa za uvrščene paketev vrsto. Pri takšni shemi je paketom, ki vsebujejo nižjo vrednost uteži zagotovljeno večstoritev (strežbe), kot tistim z višjo vrednostjo uteži. Kot primer, promet z IP prednostnimpoljem, ki vsebuje nastavitev prioritete 7 bo imel nižjo utež kot pa promet s prioritetnimpoljem, katero vsebuje prioritetno vrednost 3. Iz tega razloga ima promet z višjo prioriteto in stem posledično manjšo utežjo prednost pri prenosu.Povsod, kjer je bilo govora o uteži oziroma utežnostnem uvrščanju je potrebno pojasniti, kajutež sploh je. Utež je število izračunano iz IP prioritetne nastavitve za določen paket v tokupodatkov. Takšna utež je nato uporabljena v WFQ in CBWFQ algoritmu s čemer določa, kdajbo paket postrežen.( ( ))( )Utež = 4096 / IP prioriteta + 1( )Utež = 32384 / IP prioriteta + 1Številčni del v števcu enačbe uteži se spreminja od 4096 do 32384, zato sta iz tega razloga priizračunu ponazorjeni obe mejni vrednosti. Nastavitve utežnosti lahko spremljamo s pomočjouporabe ukaza prikazovanja vmesnika vrste. Dejanski vpliv nastavitev IP prioritet pa sipoglejmo na konkretnem izračunu. Če imamo tok podatkov na vsakem prioritetnem nivojuvmesnika, bo vsak takšen tok dobil del povezave, ki ga določa izračun prioriteta + 1.1+ 2+ 3+ 4+ 5+ 6+ 7+ 8=36101

Tokovi bodo na ta način deležni 8/36, 7/36, 6/36, 5/36 deleža povezave in tako dalje.Kakorkoli, če imamo na primer 18 prioritet, en tok in enega od vseh preostalih, bo formula zaizračun deleža imela sledečo obliko:1+ 18 ∞ 2+ 3+ 4+ 5+ 6+ 7+ 8 = 36− 2+ 18 ∞ 2=70Tokovi si bodo pa v tem primeru razdelili 8/70, 7/70, 6/70, 5/70, 4/70, 3/70, 2/70, in 1/70povezave, hkrati pa bo vsak izmed osemnajstih tokov dobil približno 2/70 povezave.RSVP uporablja WFQ za določitev prostora pomnilnika in razvrščanje paketov, hkrati pazagotavlja pasovno širino za rezervirane tokove podatkov. V omrežju posredovanja okvirjevje navzočnost zamašitev naznanjena (ang. flagged) s posredovanjem naprej (ang. forwardedexplicit congestion notification – FECN) in posredovanjem nazaj (backward explicitcongestion notification – BECN) eksplicitnega bitnega opozorila o zamašitvi. V trenutku, koje zamašitev že naznanjena se uteži, ki so uporabljene s strani algoritma spremenijo tako, dadoločena seja tistega trenutka z mnogo manjšo verjetnostjo naleti na zamašitve, ki jih jepotrebno sproti odpravljati.QoS za pakete zvokaEna izmed najbolj obetajočih uporab za IP omrežja je omogočanje deljenja zvokovnegaprometa s klasičnimi podatki LAN-to-LAN prometa. Tipično lahko takšen pristop zmanjšastroške prenosa z reduciranjem števila omrežnih povezav, saj je v ta namen moč uporabiti žeobstoječe povezave z vso pripadajočo infrastrukturo.Da zagotovimo zahtevane kvalitete zvoka, mora biti QoS zmogljivost dodana klasičnemuzgolj podatkovnemu omrežju (ang. data network). QoS funkcija daje VoIP prometustoritev/streženje kot ga slednji potrebuje, prav tako pa namenja enako pozornost in storitveklasičnemu podatkovnemu prometu. Slika 27 nam prikazuje podjetje, ki se je odločilozmanjšati stroške zvočnega prometa s kombiniranjem zvokovnega prometa na njihovoobstoječe IP omrežje, katero je bilo prvotno namenjeno prenosu klasičnih podatkov. Zvokovnipromet je v vsaki pisarni digitaliziran na zvokovnih modulih, kjer to nalogo opravljajoprocesorji oznake 3600. digitalizacija zvoka pa ni nič kaj drugega kot pretvorba zvočnegazapisa iz analogne oblike v digitalno obliko. Takšen promet je nato usmerjen preko H.323prehodov, ki prav tako zahtevajo specifičen QoS. Za prenos zvokovnih podatkov se IPprioriteta postavi na najvišji nivo. WFQ je omogočen na vseh vmesnikih usmerjevalnikovomrežja, pri čemer avtomatično pospešuje posredovanje visoko prioritetnega zvokovnega102

prometa na izhodu vsakega takšnega vmesnika, hkrati pa zmanjša zakasnitve in takoimenovani jitter. Ker IP omrežje že po naravi upravlja LAN-to-LAN promet, je velikoprenesenih datagramov velikosti 1500 zlogov (ang. byte-ov). Na počasnih povezavah (pod T1in E1 hitrostmi) bi bili zvokovni paketi prisiljeni čakati za tovrstnimi velikimi paketi, kar dodakaj hitro zakasnitve ranga 10 ali pa celo 1000 milisekund. Da temu ni tako se največkratuporabi segmentacija velikih sporočil, s čemer se omogoči vrivanje zvokovnih paketov medsegmente velikega sporočila, kar občutno zmanjša zakasnitve, kakor tudi jitter (glej poglavjezmogljivost povezave).Slika 27: Diagram omogoča pregled QoS VoIP rešitve.Protokoli za zagotavljanje kvalitete storitev7. RSVP protokol rezervacije resursov(ang. Resource Reservation Protocol)S pojavom časovno občutljivih aplikacij, ki za prenosno omrežje uporabljajo internet, so sepojavile tudi težnje za izdelavo mehanizmov, ki bi nadgradili protokol IP tako, da bizagotavljal določeno kvaliteto storitev. Tako je bil razvit protokol RSVP, s pomočjo kateregalahko aplikacija rezervira določene resurse v omrežju. Seveda morajo zato v omrežju obstajatitudi usmerjevalniki, ki podpirajo ta protokol. Ti usmerjevalniki posredujejo zahteve naprej poomrežju po celotni poti, po kateri bodo potekali podatki med komunicirajočima procesoma.103

RSVP sam po sebi ni usmerjevalni protokol, temveč deluje v povezavi z drugimiusmerjevalnimi protokoli. RSVP je lahko uporabljen tako v primeru eno-ponornega, kot tudiv primeru več-ponornega naslavljanja.V protokolu RSVP je za rezervacijo omrežnih resursov zadolžen sprejemnik. S tem jedoseženo lažje obvladovanje več-ponornih tokov podatkov v heterogenih sistemih. Slika 28prikazuje, zakaj je bolje, da je naloga rezervacije resursov v domeni sprejemnika.Najpočasnejša povezava na poti med oddajnikom in sprejemnikom A jeSlika 28: Primerjava več - ponornega toka podatkov pri RSVP protokolu.povezava Ethernet na oddajni strani (100 Mbit/s). Za sprejemnik B omejuje bitno hitrost na 16Mbit/s omrežje Token Ring. Če zahteva na primer tok video podatkov pasovno širino 30Mbit/s, lahko sprejemnik A zahteva celotno kapaciteto, medtem, ko mora sprejemnik Buporabiti kakšno kodirno metodo, s katero zmanjša bitno hitrost. Če bi bil oddajnik odgovorenza rezervacije, bi moral poznati karakteristike vseh možnih sprejemnikov. S pristopom,prikazanim na sliki 28, pa mora vsak sprejemnik poznati samo svoje sposobnosti. Trikomponente, katerih delovanje opisuje protokol RSVP, so oddajniki, sprejemniki inusmerjevalniki. Preden oddajnik začne pošiljati tok avdio ali/in video podatkov, pošljesprejemniku sporočilo PATH. To sporočilo vsebuje naslov oddajnika, naslov sprejemnika inopis podatkov. Vsi usmerjevalniki, preko katerih potuje sporočilo PATH, vzdržujejoinformacije o poti, ki bo uporabljena za sejo, kot to prikazuje slika 29.104

Slika 29: Pošiljanje sporočila PATH.Ko sprejemnik dobi sporočilo PATH, lahko začne postopek rezervacije. Aplikacija vsprejemnem računalniku najprej določi nivo (profil) kvalitete storitev za tok podatkov, ki gabo kasneje sprejemala. Ta profil potem poda lokalnemu procesu RSVP, ki preveri ali imagostiteljski računalnik dovolj zahtevanih resursov in če ima pobudnik zahteve pooblastila zarezervacijo. Če eden izmed postopkov spodleti, proces RSVP vrne aplikaciji sporočilo onapaki. Sicer pa nastavi parametre za kontrolo prometa, ustrezno z zahtevanim nivojemkvalitete storitev in potem naprej posreduje zahtevoSlika 30: Pošiljanje sporočila RESV s strani odjemalca k strežniku.RESV procesu RSVP v usmerjevalniku. Pot sporočil RESV je enaka poti, ki se določi spomočjo PATH sporočil (slika 30). Vsi usmerjevalniki imajo podobno nalogo kot sprejemnik,le da opravljajo še odločanje o usmerjanju paketov. Slika 31 prikazuje module, ki jihvsebujeta sprejemnik in usmerjevalnik :105

Slika 31: Zgradba, ki jo morata imeti gostitelj in usmerjevalnik za podporo RSVPprotokolu.• Nadzor politike (ang. policy control) - modul, ki preveri ali ima uporabnik, ki sprožizahtevo po rezervaciji, za to sploh dovoljenje.• Nadzor resursov (ang. admission control) - modul, ki preveri, če ima lokalniračunalnik dovolj resursov, da lahko zagotovi zahtevano kvaliteto storitev.• Klasifikacija paketov (ang. packet classifier) - razlikuje med paketi, za katereje zahtevana določena kvaliteta storitev in navadnimi paketi. Za vsak paket določirazred kvalitete storitve in v povezavi z usmerjevalnim protokolom določi tudiusmerjanje paketa.• Razvrščevalnik paketov (Packet Scheduler) - mehanizem na povezavnem nivoju, kidoloča, kdaj so določeni paketi odposlani.Zraven sporočil PATH in RESV poznamo še naslednja sporočila:• PATHERR (ang. path error) to sporočilo je poslano oddajniku, če pride v kateremizmed usmerjevalnikov pri obdelavi sporočila PATH do napake.• RESVERR (ang. reservation error) - sporočilo, ki javlja sprejemniku, da je prišlo donapake pri obdelavi sporočila RESV ali pa je prišlo do motenj v rezervaciji resursov.• PATHTEAR (ang. path teardown) - uporabljen za brisanje informacij o poteku potimed oddajnikom in sprejemnikom.• RESVTEAR (ang. reservation teardown) - uporabljen za brisanje informacij, ki setičejo rezervacije. Sporočilo je poslano v smeri proti oddajniku.106

• RESVCONF (ang. reservation confirmation) - potrjuje, da je bil postopek rezervacijeuspešno opravljen.Ob vsem naštetem je potrebno omeniti tudi glavne lastnosti, ki jih doprinese RSVP protokol kzagotavljanju kvalitete storitev.Slednji je uporaben za rezervacije v eno-ponornih, kakor tudi v več-ponornih aplikacijah, kjerse rezervacije resursov opravljajo le v eni smeri (smer proti pošiljatelju podatkov). Za samoinicializacijo in rezervacijo je pri celotni proceduri odgovoren sprejemnik. Viri (resursi) so vgostiteljih, katere sestavljajo oddajniki in sprejemniki, rezervirani le določen čas, kjer enakovelja za usmerjevalnike. Iz tega razloga morata oddajnik in sprejemnik osveževati prenosnopot s periodičnim oddajanjem sporočil PATH in RESV. Omembe je vredno dejstvo, da RSVPdeluje v povezavi z usmerjevalnimi protokoli, pri usmerjevalnikih, kateri pa ne podpirajotakšnega protokola je delovanje zgolj transparentno. RSVP lahko deluje nad obemaomrežnima nivojema in sicer nad IPv4 oziroma nad IPv6.7.1 Protokol RTCP(ang. Real – Time Control Protocol)Protokol RTCP je nadgradnja protokola RTP in določa, kako lahko sprejemniki paketov RTPobveščajo oddajnike o različnih parametrih, ki zadevajo kvaliteto storitev. Za prenos tehobvestil (paketov RTCP) se uporablja nov kanal. Običajno se za kanal RTP uporabi sodaštevilka vrat, za kanal RTCP pa se uporabi naslednja višja (liha) številka vrat. RTCPpredpisuje pet vrst paketov:- Receiver Report (RR) - paket, ki vsebuje različne parametre, ki zadevajo kvaliteto storitev(delež izgubljenih paketov, najvišja sprejeta številka paketa RTP, varianca medsebojnega časaprihoda paketov...) Ta paket pošlje končna točka, ki v času od zadnjega poslanega paketaRTCP ni pošiljala paketov RTP.- Sender Report (SR) - paket, ki vsebuje vsa polja, ki jih vsebuje RR. Le da ta paket pošljekončna točka, ki je v času od zadnjega oddanega paketa RTCP pošiljala pakete RTP (polegsprejemanja le-teh). Zato tovrstni paket vsebuje še dodatne informacije (časovno oznakopaketa RTCP, število vseh oddanih paketov RTP od vsega začetka, število vseh oktetov, ki sovsebovali multimedijske podatke...).107

- Source Description (SDES) - vsebuje informacije o izvoru multimedijskih podatkov(omrežni naslov, ime pošiljatelja, elektronski naslov, opis aplikacije, ki generiramultimedijske podatke...).- BYE - nakazuje, da izvor podatkov RTP ni več aktiven.- APP - paket, katerega format določa aplikacija.8. UMTS Omrežje8.1 Uvod v UMTSDejstvo je, da postajajo mobilne komunikacije vse bolj razširjene in da zgolj prenos govorapocasi ne zadošca vec. Današnja družba si želi novih stvari in zmogljivosti. Predvsem jozanimajo nove storitve, ki bodo naredile mobilne terminale bolj uporabne in ne bo večpotrebno imeti cel kup naprav, kot so recimo dlančniki, mobilni telefoni, beležke itd., ampakbo vse to združeno v eno napravo. Seveda bodo ključnega pomena storitve, ki jih bodoponudniki vsebin ponujali, saj je v današnjem casu tako, da imaš lahko še tako zmogljivonapravo, ampak če z njo ne moreš poceti nic koristnega, zabavnega, uporabnega itd., potem jetudi ne moreš prodati. Vse to pa od operaterja zahteva postavitev takega omrežja, ki bo vse toomogočalo in ravno to je tema, ki jo želimo v tem poglavju predstaviti. V tem poglavju bomospoznali mobilni sistem tretje generacije, ki je do dobra zaživel tudi pri nas. Osredotočili smose predvsem na samo zgradbo omrežja, na njegove elemente in na primerjavo le-teh zelementi zdajšnjih mobilnih omrežij. Na začetku tega poglavja si bomo ogledali, kako jepotekala standardizacija sistema tretje generacije, oziroma še poteka.8.1.1 Razvoj sistemov do končnega UMTSZaradi razlogov, ki smo jih našteli že v uvodu in želji po vsesplošni mobilnosti, je že leta1985 mednarodno telekomunikacijsko združenje (ITU) zacelo z iniciativo, imenovanoFPLMTS (Future Public Land Mobile Telecommunications System), ki pa so jo kasnejepreimenovali v IMT - 2000, predvsem zaradi lažje izgovorjave. Osnovna ideja IMT – 2000 jezagotoviti uporabniku majhen, lahek in standarden žepni komunikator, ki bo nudil storitvekjerkoli in kadarkoli. Ime IMT – 2000, naj bi predstavljalo skupno ime za mobilne sistemetretje generacije. Na začetku so imeli sicer v mislih sistem, ki bi bil enoten za cel svet, vendarse je kasneje izkazalo, da kaj takega ne bo mogoče, saj obstaja preveč različnih sistemov, ki108

uporabljajo različne tehnologije, zato so to idejo opustili in se predvsem posvetilistandardizaciji, ki bo omogočila povezljivost vseh teh sistemov. Ta pristop se kaže predvsemna področju frekvenc, terminalne opreme in radijskih vmesnikov. Tako imamo v Evropi in šenekaterih drugih delih sveta sistem UMTS, drugje pa pač druge sisteme, ki uporabljajonekoliko drugačne tehnologije. IMT – 2000 omrežja bodo zraven govora, podpirala tudi široknabor storitev, kot so prenos podatkov, prenos avdia in videa, prenos slike in zvoka v realnemčasu, videokonference in storitve, ki prenašajo informacije na podlagi interneta itd. Seveda pase z vpeljavo teh storitev, bistveno spremeni zahteva po kapaciteti in načinu prenosa. Razvojsistemov iz druge generacije proti tretji je potekal zelo različno, pri različnih operaterjih.Slika 32: Evolucija UMTS sistema po različnih potehMed GSM omrežjem in UMTS-om se je pojavila še vmesna skupina mobilnihtelekomunikacij, ki jih označimo z 2.5G. Slednja omogoča operaterjem nekakšen postopenprehod iz sistemov 2G v sisteme 3G. Takšen pristop je omogočil operaterjem zelo elegantenprehod na MMS ipd. V 2.5G imamo naslednje tehnologije, ki predstavljajo pot iz GSM vUMTS sisteme:• HSCSD (High Speed Circuit Switched Data) – ta tehnologija omogoča prenos podatkov dohitrosti 57.6 kbit/s, s pomočjo združevanja GSM časovnih rezin. Ta tehnologija je še vednotokovno orientirana, kar pomeni, da ima uporabnik na voljo določeno kapaciteto kanala vesčas, ne glede na to ali res potrebuje takšno kapaciteto. To rešitev so mnogi operaterji smatraliza nepotrebno in preskočili na GPRS.• GPRS (General Packet Radio Service) – ponuja hitrost prenosa 114 kbit/s , z največjopričakovano 171.2 kbit/s. GPRS je paketno orientirana tehnologija, kar pomeni, da se podatkiprenašajo s pomočjo paketov.109

• EDGE (Enhanced Data Rates for GSM/Global Evolution) – predvideva hitrosti do 384kbit/s. V principu pa pomeni spremenjeno modulacijo, ki omogoča višje hitrosti prenosa.Zahteva pa višjo kvaliteto signala in s tem večje število baznih postaj in višjo investicijo vinfrastrukturo. Ta sistem pomeni že nekakšno konkurenco sistemom 3G.8.1.2 StandardizacijaPartnerski projekt za 3. generacijo (3GPP - Third Generation Partnership Project) je biloblikovan z namenom, da bi izdelali globalno uporabne tehnične specifikacije za mobilnisistem tretje generacije.Februarja 1992 se je na Svetovni radijski konferenci dodelilo frekvence za UMTS sistem.Dodeljena sta bila frekvenčna pasova 1885 – 2025 ter 2110 – 2200 MHz. Uvedba terrazvijanje UMTS tehnologije poteka v več fazah. Leta 1999 je bila sprejeta prva specifikacijaza UMTS omrežje, to je izdaja 99 ali verzija 3. Ta uvaja popolnoma novo dostopovnoomrežje, medtem ko je jedrno omrežje le malenkost dograjeno za potrebe UMTS-a. Še vednopa sta ločeni podatkovna domena, ki je paketno komutirana, in vodovno komutirana domena,ki služi za prenos govora. Nadaljnje sprejete specifikacije (izdaja 4, izdaja 5, izdaja 6) pa sepredvsem ukvarjajo s postopnim spreminjanjem jedrnega omrežja v enotno omrežje IP.Trenutna delujoča UMTS omrežja so narejena po specifikaciji 99.8.2 Arhitektura UMTS omrežjaArhitektura UMTS omrežja je sestavljena iz treh sklopov ali delov omrežja: terminalnedomene, v katero spada mobilni terminal z univerzalnim modulom za identifikacijonaročnikov (USIM - Universal Subscriber Identity Module), dostopovnega omrežja terjedrnega omrežja (slika 2).Jedrno omrežje je sestavljeno iz fizičnih elementov, ki omogočajo podporo omrežnimstoritvam, kot so upravljanje lokacije uporabnika, nadzor storitev, mehanizmi preklapljanja terprenosa signalizacije ter uporabniških podatkov. Sestavljeno je iz paketne in vodovnokomutirane domene. Domeni se prekrivata, saj vsebujeta nekaj skupnih elementov. Obstojdveh domen je posledica evolucije 3G omrežja iz 2G omrežja ter soobstoja le-teh. GSMomrežje je bilo sprva namenjeno le govornemu prometu, ki je bilo vodovno komutirano. Sprihodom tehnologije GPRS, namenjene paketnemu prometu, se je jedrnemu omrežjuvzporedno dodala še paketna domena, medtem ko se je govorni promet še naprej prenašal110

enako. Končno UMTS omrežje (kasnejše specifikacije) vodovno komutirane domene ne bovsebovalo, saj se bo ves promet prenašal preko paketnega omrežja IP (govorni promet se boprenašal kot VoIP – voice over IP). V omrežje se bodo posledično implementirali dodatnielementi, medijski prehodi (Media Gateway) ali protokolni prevajalniki, ki bodo povezovalijedrno omrežje z dostopovnim omrežjem na eni strani ter z zunanjimi omrežji na drugi.Skrbeli bodo za pravilno prevajanje prenosnih protokolov ter signalizacije glede na zunanjaomrežja.Elementa paketne domene sta podporno vozlišče za strežni GPRS (SGSN - Serving GPRSSupport Node) in podporno vozlišče za GPRS prehod (GGSN - Gateway GPRS SupportNode). SGSN shrani naročniški profil uporabnika registriranega v SGSN, skrbi za informacijoo njegovi lokaciji ter usmerja paketni promet po jedrnem omrežju (do drugega SGSN ali pado primernega GGSN). GGSN povezuje jedrno omrežje z zunanjimi paketnimi omrežji, kotnpr. internet, ter skrbi za usmerjanje prometa v ta omrežja ali pa z njih do mobilnegaterminala.Slika 33: Struktura UMTS omrežja razdeljena na segmenteVodovno komutirano domeno sestavljajo naslednji elementi: komutacijski center za mobilnestoritve (MSC - Mobile Services Switching Centre), komutacijski center za prehodne mobilnestoritve (GMSC - Gateway MSC) ter register gostujočih naročnikov (VLR - Visitor LocationRegister). MSC ter GMSC imata enako vlogo kot SGSN ter GGSN v paketni domeni, VLRpa je register, ki vsebuje informacije o uporabnikih ter skrbi za registracijo uporabnika, ko tapride v območje nove bazne postaje.111

Ostali registri, register domačih naročnikov (HLR - Home Location Register), register zaidentifikacijo opreme (EIR - Equipment Identity Register) in avtentikacijski center (AuC -Authentication Centre), pa so skupni obema domenama. Prvi vsebuje podatke o naročnikih insodeluje z VLR, medtem ko ostala dva služita za avtentikacijo, varnost ter identifikacijostrojne opreme (mobilnega terminala)Dostopovno omrežje pa je sestavljeno iz bazne postaje, imenovane Node-B in krmilnikaradijskega omrežja (RNC – Radio Network Controller). Naloge Node-B so prenos prekozračnega vmesnika, modulacija in demodulacija, kodiranje itd. RNC pa skrbi za nadzor nadradijskimi viri, kontrolo dostopa, dodelitev kanalov, nastavitev kontrole moči, izročanje,šifriranje itd. Za sodostop do kanala se uporablja širokopasovni kodno porazdeljeni sodostop(W-CDMA - Wideband Code Division Multiple Access), ki je v bistvu CDMA z neposrednimzaporedjem (DS-CDMA – Direct Sequence CDMA). Poznamo dva osnovna načina delovanja;frekvenčni dupleks (FDD - Frequency Division Duplex) ter časovni dupleks (TDD - TimeDivision Duplex). Trenutno TDD način še ni v uporabi, tako da se uporablja le FDD.V zadnjem desetletju je razvoj širokopasovnih mobilnih povezav močno napredoval predvsemna razpoložljivi pasovni širini, saj dandanes uporabljamo že tretjo generacijo mobilnihtelekomunikacij, pred vrati pa je že četrta generacija. 3G geeracija, ki je trenutno v uporabinudi podporo zvoku, video vsebinam in podatkom, prav tako pa je tekom razvoja predvidenihše večje število aplikacij (FTP, spletna pošta...). osnovna in temeljna tehnologija za izvedbovseh naštetih aplikacij temelji na IP internetnem protokolu. Večina operaterjev je danes na2.5G omrežjih z uvajanjem GPRS (ang. General Packet Radio Service), kateri predstavlja IPhrbtenico v mobilnem jedru omrežja. Slika 34 prikazuje pregled nad osnovnimi gradniki vGPRS in UMTS omrežju, ter kako je slednje prilagojeno globalnemu sistemu mobilnihkomunikacij GSM.Vmesnik, ki se nahaja med strežno GPRS enoto SGSN in GPRS prehodom GGSN imenujemoGPRS protokol tuneliranja, ki ga označimo z kratico GTP (ang. GPRS Tunelling Protocol).Primarni razlog za bliskovit razvoj UMTS infrastrukture temelji na predpostavki, da lahkooperaterji s takšno arhitekturo omrežja ponudijo povezave do zunanjih omrežij, kot sta naprimer internet in skupen intranet. Takšen pristop vpelje še v ključne gradnike UMTS omrežjainternetni protokol IP, kateri za razliko od GPRS sistema ni zastopan samo v mobilnemhrbteničnem omrežju temveč tudi v drugih enotah. IP predstavlja most za prenos podatkovmed SGSN in GGSN enoto. To nam omogoča vpeljavo dveh novih podatkovnih storitev, kismo ju na začetku že na kratko omenili, in sicer, spletna pošta in spletno deskanje kar na112

mobilni napravi. UMTS uporablja CDMA metodo sodostopa, ki širi signal v vse smeri, karomogoča mnogo boljšo izrabo pasovne širine obenem pa operaterju omogoča veliko lažjinacin povečanja kapacitete na določenih predelih, kot so avtobusne postaje, letališča… Zaraditega je UMTS poznan tudi pod imenom wideband CDMA oziroma WCDMA. Ob tem jepotrebno poudariti da je CDMA oziroma prostrani WCDMA zgolj nekakšne vrste vmesnik pozraku med enotami za katerega je značilen asinhronski način prenosa ATM. Glede na prvotnoizvedbo UMTS omrežja, ki nosi oznako R99 so bila današnja omrežja v primerjavi s prvotnimdeležna manjših modifikacij, katere se nanašajo predvsem na jedro omrežja. Spremembe vjedru omrežja so zgolj programskega značaja, saj so jedro posodobili zgolj z programskonadgradnjo, ostala infrastruktura je glede na prvotno R99 ostala praktično nespremenjena.Kakor koli gledano je vpeljava IP protokola globlje v jedro omrežja omogočila RNComrežnemu radio kontrolerju prenos podatkov z 3G do SSGN enote. Oglejmo si šeposamezne gradnike UMTS in njihovo vlogo v takšni arhitekturi.Slika 34: Celičnost UMTS omrežja in njegova podpora GSM aplikaciji ter drugimterminalom8.2.1 Osnovna postaja WCDMA (slika 6.2 WBTS)Specifikacije projekta tretje generacie mobilnih telekomunikacij se navezujejo na osnovnobazno postajo, katero so poimenovali postaja B. Prav tako najdemo v literaturi za takšnopostajo več različnih izrazov, kot so na primer VBTS, BTS ali celo BS. Mi bomo uporabljaliizraz BTS tekom celotnega poglavja. Osnovno gledano je enota B omrežna entiteta, ki streže113

eno samo celico. Kakorkoli stvar obrnemo, pridemo venomer do zaključka, da sosektorizirana območja mnogo bolj prikladna, uporabna in ekonomična, hkrati pa se za zunanjikomercialni BTS sistem pričakuje, da nudi podporo večim celicam na širokem področjuspektra delovne frekvence. Tipična BTS konfiguracija podpira več kot šest sektorjev z dvemanosilcema na sektor. BTS pa hkrati predstavlja oddajno točko med zračnim vmesnikomWCDMA in prenosnim omrežjem RAN. V nekaterih primerih pa se pojavi celo zahteva, daBTS podpira oba načina WCDMA in ATM iz razloga povezovanja s sinhronim digitalnimhierarhičnim vmesnikom, ob tem pa se pojavi potreba po visoko zmogljivih procesorskihenotah za procesiranje signalov, kar predstavlja eno izmed kompleksnejših področij v UMTSinfrastrukturi. V vsej do sedaj opisani strukturi je močno zaželen še vmesnik, kateri omogočadostop do SDH mikrovalov. Dandanes so na tržišču dostopne posamezne rešitve, ki ponujajoopremo ATM navskrižne povezave in ATM emulacijo vezij za podporo kombiniranegaprenosa 2G in 3G. Nekateri proizvajalci pa celo ponujajo več skupnih BTS rešitev, katerepodpirajo mnogo tehnologij na eni strojni platformi, kot so na primer sprejemno oddajnimoduli GSM, EDGE in WCDMA. BTS rešitev lahko predvidi tudi anteno z različnimprenosom podatkov od in h uporabniku.8.2.2 Podsistem bazne postajeBSS sestavljata dva glavna dela, to sta:• bazno oddajno/sprejemna postaja ( BTS – Base Transceiver Station)Naloga BTS je zagotavljanje potrebnih frekvencnih kanalov, oziroma nosilcev zavzpostavitev dvosmernih dupleksnih radijskih zvez do mobilne postaje, ki se trenutno nahajav njenem dosegu. BTS postaja lahko pokriva področje ene ali več celic. Znotraj ene BSS pa jelahko tudi do nekaj sto baznih postaj. Poleg te naloge opravlja še vrsto drugih, kot so:- šifriranje koristne informacije (zaradi prisluškovanja),- pretvarjanje radijskega prenosa v digitalno obliko, ki se uporablja v fiksnem delu,- opravljanje raznih meritev signala med prenosom, ki jih posreduje BSC-ju,- izvajanje časovne izravnave med oddanimi in sprejetimi signali.BTS vsebuje modulatorje, demodulatorje, kanalske koderje, dekoderje, naprave za digitalniprenos…114

• nadzornik bazne postaje (BSC – Base Station Controller)BSC je nadzorna in upravljalna postaja v BSS podsistemu, ki je neposredno, preko Avmesnika, povezana z MSC, hkrati pa je preko podatkovnega omrežja X.25 povezana z OSSpodsistemom. S pomočjo teh dveh povezav dobi BSC dodatne podatke, ki jih potrebuje zasvoje delovanje. BSC skrbi za:- predajo zveze med celicami (handover), kar je njena najpomembnejša funkcija- dodeljevanje frekvencnih nosilcev radijskim zvezam,- zagotavljanje potrebne kvalitete, glede na rezultate meritev, ki mu jih posredujejoposamezne BTS ( popravlja oddajne moči BTS in sporoca MS potrebno oddajno moč,popravlja časovno razliko med oddanimi in sprejetimi signali, preklapljanjem na boljšoradijsko zvezo znotraj celice).8.2.3 Omrežni podsistemNSS vsebuje naslednje enote:• Centrala mobilnih uslug (MSC – Mobile Switching Center)MSC zagotavlja telekomunikacijske, prenosne in dodatne usluge. Njena glavna naloga jekomutacija zvez in iskanje prostih zvez med mobilnimi postajami, ter mobilnimi postajami innaročniki javnega omrežja. MSC črpa potrebne informacije tako iz podatkovnih baz znotrajNSS, kot tudi iz podatkovnih baz znotraj BSS in OSS. Področje, ki ga pokriva ena centralamobilnih uslug, imenujemo MSC podrocje.• Register domače lokacije (HLR – Home Location Register)HLR je baza podatkov, ki vsebuje podatke o naročnikih, ki domujejo v danem MSC področju(GSM in ISDN identifikacija, naročene telekomunikacijske, prenosne in dodatne storitve).HLR hrani podatke o trenutnem položaju vseh njenih domačih mobilnih postaj, ne glede na toali se mobilna postaja trenutno nahaja na njenem področju, ali pa gostuje v katerem drugemMSC podrocju. Te podatke centrala potrebuje v primeru dohodnega klica, da ve v katerocelico poslati klic ali pa v MSC področje usmeriti klic. V primeru, da se v nekem MSCpodročju pojavi mobilna postaja, ki ni 'domača' v tem področju, ta MSC pošlje njenemudomačemu MSC-ju zahtevo po podatkih. Ta mu pošlje podatke o naročniku iz svoje HLRbaze. Ko prvi MSC dobi podatke jih vpiše v svoj VLR register.• Register gostujoče lokacije (VLR – Visitor Location Register)115

VLR ima torej isto funkcijo kot HLR, le da vsebuje podatke o vseh gostujočih uporabnikih.To omogoča vzpostavljanje tudi odhodnih klicev. VLR je v bistvu uporabnikova dinamičnabaza podatkov, ki potrebuje intenzivno izmenjavo podatkov z njegovim HLR-jem in se moraohranjati vse dokler uporabnik ne odide v drugo MSC področje.• Avtentikacijski center ( AUC – Authentication Center)V tem elementu so shranjeni podatki, ki so potrebni za preprečevanje prisluškovanja naradijskem prenosu, ter podatki za preprečevanje uporabe omrežja neregistriranimuporabnikom. Torej vsebuje razne šifrirne ključe za šifriranje in dešifriranje zaščitenihpodatkov pri radijskem prenosu, postopke za ugotavljanje pristnosti SIM kartice. Dostop do tebaze je seveda zelo zavarovan. AUC register vsebuje tudi EIR register.• Register identitete naprave (EIR – Equipment Identity Register)Vsaka mobilna postaja ima svojo identifikacijsko številko imenovano IMEI (InternationalMobile Equipment Identity). Register EIR vsebuje sezname s številkami mobilnih postaj,katerim je dovoljen oziroma ni dovoljen dostop do omrežja. S pomocjo tega registra seodkriva telefone, ki so bi odtujeni (kraja).8.2.4 Operacijski in vzdrževalni podsistemOSS podpira eno ali več OMC, katerih naloga je nadziranje in vzdrževanje delovanjacelotnega sistema.• Operacijski in vzdrževalni center (OMC –Operation Maintenance Center)OMC vzdržuje in nadzira delovanje vseh elementov omrežja, kot so: MS, BSC, BTS in MSC.V ta namen vsebuje podatke o fizični strukturi omrežja (število posameznih elementov),podatke o organizaciji frekvencnega plana in opreme, ki poganja sistem. Poleg tega zbirarazlicne podatke o trenutnem stanju omrežja in po obdelavi le teh, pošilja v omrežje navodilaza nadaljnje ukrepanje (odprava odkritih napak, handover..). Pretok podatkov med OMC inomrežjem poteka preko podatkovnega omrežja X.25, ki povezuje MSC in BSC z OMC-jem.8.3 Dostopovno omrežje UTRANUTRAN omrežje sestavlja več podsistemov, ki so preko svojega Iu vmesnika povezani nanosilno omrežje. Posamezen podsistem (RNS – Radio Network Subsystem) sestavlja enakontrolna enota RNC (Radio Network Controler) in eno ali vec vozlišč B (Node B), ki se je vGSM sistemu imenovalo BTS (bazna postaja). Med vozliščem B in RNC postajo je Iub116

vmesnik, ki nam ga je v GSM sistemu predstavljal Abis vmesnik. Preko Iur vmesnika pa jemogoca komunikacija med dvema RNS podsistemoma, kar predstavlja novost v primerjavi zGSM sistemom, kjer primerljiv vmesnik ne obstaja. Ta povezava je lahko neposredna ali paposredna preko primernega transportnega omrežja.Slika 35: Gradniki UMTS-aVsak podsistem upravlja z radijskimi kapacitetami celic, ki jih pokriva. Za vsako povezavomed mobilnim terminalom in omrežjem je definiran en podsistem radijskega omrežja (RNS),kot strežni podsistem radijskega omrežja (SRNS - Serving Radio Network Subsystem), ki jeodgovoren za radijsko povezavo med mobilnim terminalom in dostopovnim omrežjem. Kadarse pojavi potreba, ki presega SRNS, je lahko definiran tudi namenski podsistem (DRNS –Drift RNS ). Ta se uporabi tudi pri prehodu med dvema celicama in v tem primeru je SRNStisti, ki zagotavlja vmesnik Iu do nosilnega omrežja. Primer zgradbe omrežja, ki smo gaopisali je predstavljen na zgornji sliki, ki predstavlja zgradbo po ETSI UMTS standardu,izdaja 99.117

Slika 36: : Sestava UTRAN segmenta8.3.1 Elementa dostopovnega omrežjaElementi dostopovnega omrežja, so fizično postavljeni na lokacijah, ki so sedaj uporabljeneza elemente GSM omrežja. Razumljivo pa je, da bodo morali operaterji poskrbeti še zaštevilne nove dodatne lokacije, saj UMTS zahteva manjše območje pokrivanja ene celice.Node B – Ta element je v bistvu isti kot BTS v GSM omrežju, le da zagotavlja podporo zaUMTS radijski vmesnik.RNC (Omrežni radio kontroler) – Slednji je tako imenovano srce novega dostopovnegaomrežja. Vsi sklepi in odločitve o obratovanju omrežja se določajo v tem segmentu, prav takopa se v samem centru RNC nahaja visoko hitrostno paketno stikalo, ki zagotavlja zadostnoprepustnost prometa. RNC je zadolžen za vodenje vseh BTS enot, ki so priključene nanj.Jenadomestil BSC, ki je v sistemu GMS nadziral bazne postaje. RNC vsebuje podporo zapovezavo z mobilno postajo, ki ima dovoljenje za komuniciranje znotraj njegovega področja.Njegova naloga je zagotavljanje učinkovite paketne povezave, z paketnimi elementi jedrnegaomrežja (SGSN). Ravno tako kot BSC pa tudi RNC skrbi za kontrolo nad radijskimprenosom, kvaliteto prenosa, oddajno mocjo, vzpostavlja in prekinja povezave, skrbi zamehko predajo zveze med celicami ipd. Večina procesov sklepanja in odločanja je zasnovanas pomočjo programske opreme, kar pogojuje visoko zmogljive naprave za procesiranjepodatkov na osnovi katerih se tvorijo odločitve. RNC pa med drugim premore tudi druge118

funkcionalnosti, ko je na primer upravljanje radijskih resursov znano pod kratico RRM (ang.Radio Resurse Managment).8.4 Jedro omrežjaJedrno omrežje se je razvilo iz GPRS sistema saj vsebuje elemente GPRS sistema. Takšnojedrno omrežje je zaživelo na začetku uvajanja UMTS-a, kasneje pa se je bliskovito razvijalonaprej. Poglejmo si možne poti razvoja.I. Metoda, ki predstavlja že omenjeni nacin razvoja jedrnega omrežja UMTS, na osnoviGPRS sistema.Jedrno omrežje je razdeljeno na paketno komutirano in tokokrogovno komutirno omrežje.Tak pristop temelji na GPRS sistemu, saj so tudi elementi enaki kot v GPRS sistemu. Takojedrno omrežje je delovalo v začetku, kasneje pa je prešlo na drugačna omrežja, ki bododrugače orientirana. Glavne karakteristike:• zelo enostaven prehod iz predhodnega sistema• 64kbit/s tokokrogovno orientiran prenos• QoS za prenos paketnih podatkov• Povecana varnost• Možnost UMTS/GSM 'rominga' in predaje zvezeII. Metoda, ki ni odvisna od nosilca paketno komutiranega omrežja:Za to metodo je značilno, da prenos podatkov, ki poteka znotraj jedrnega omrežja bi lahkopotekal preko razlicnih nosilnih omrežij. Pomembna novost pri tej metodi je element MGW(Media Gateways). Glavna naloga tega elementa je, prilagajanje zapisa podatkov za prenos vrazličnih omrežjih, do končnega uporabnika, kot je kodiranje in dekodiranje zvoka,konvertiranje protokolov in seznama Qos. Povezavni nivo skrbi tudi za povezavo s stikalihrbteničnega omrežja in ostalih nemobilnih omrežij, kot je recimo PSTN. Delovanje MGW-janadzira MSC, ki smo ga spoznali v predhodnjih opisih posameznih gradnikov. Glavneznacilnosti te metode so:• ločitev aplikacij, kontrole in prenosa• klasična signalizacija in kontrola klica (#7)• garantirana podpora QoS119

• VoATM ali VoIP: zmanjšanje potrebne pasovne širine v jedrnem omrežju• Zavarovanje investicij v predhodno metodoIII. Metoda, ki temelji na IP omrežju:Glavna znacilnost te metode je, da bo transport temeljil na IP omrežju. Njene glavnekarakteristike so:• integracija glasu, storitev v realnem casu in tistih v ne-realnem casu,• signalizacija in kontrola klica temelji na IP ,• integracija EDGE dostopovnega omrežja,• podpora VoIP terminalom.Takšno jedrno omrežje predstavlja skupno jedrno omrežje, ki ga lahko uporabljajo vsamobilna dostopovna omrežja, kar bo zelo poenostavilo zlivanje omrežnih tehnologij.8.5 Hrbtenično omrežjeDostopovno omrežje je z jedrnim omrežjem povezano preko hrbteničnega omrežja, ki boomogočalo širokopasovni dostop in medsebojno povezovanje med uporabniki. Hrbteničnoomrežje temelji na paketnih tehnologijah, ATM oziroma IP. Hrbtenično omrežje jesestavljeno iz skupine IP usmerjevalnikov ali ATM stikalnih vozlišc, medsebojno povezanih spomocjo točka-točka (ang. Point-to-Point) povezav. Iz strani proizvajalcev pa že v javnostpočasi curljajo novice, da bodo naslednje generacije UMTS omrežij temeljile zgolj na IPtehnologiji.Tabela 1: Prenosne hitrosti UMTS omrežja8.6 Hitrosti prenosa UMTS omrežjaOkoljeNajvečja predvidenahitrost gibanja terminalaNajvečja hitrost prenosapodatkovNajvečja zakasnitev priprenosuPodeželje (zunaj stavb) 250 km/h 144 kbit/s 20 – 300 msUrbano okolje/podeželje 150 km/h 384 kbit/s 20 – 300 ms(zunaj stavb)Urbano okolje (znotrajstavb)10 km/h 2 Mbit/s 20 – 300 msUMTS z podporo in uporabo HSDPA (ang. High Speed Downlink Packet Access) tehnologijeomogoča tudi že prenosne hitrosti od 8 do 10 Mbit/s - v specifikaciji R4, pa tudi tja do 20120

Mbit/s z uporabo HSDPA in antenskih sistemov z več vhodi in izhodi (ang. MIMO - MultipleInput, Multiple Output antenna system) – v specifikaciji R6.8.7 3G Sistemi3G sistemi so namenjeni zagotavljanju globalnih mobilnosti širokega razpona (območja)storitev vključno z telefonijo, pozivanjem, sporočili, internetom ipd. Mednarodnotelekomunikacijsko združenje IT je začelo proces definiranja standardov za tretjo generacijosistemov, kateri se navezujejo na mednarodne mobilne telekomunikacije (IMT – 2000). Vevropi je za proces standardizacije odgovoren evropsi ištitut za telekomunikacijske standardeETSI. Leta 1998 je bilo formirano združenje 3GPP (ang. Third Generation PartnershipProject) za nadaljevanje dela na področju tehničnih specifikacij. 3GPP pokriva pet osnovnihUMTS standardizacijskih področij, in sicer: področje radio dostopovnih omrežij (ang. RadioAccess Network), jedro omrežja, terminale, vidike sistema in storitev, in GERAN.3GPP radio skupina je odgovorna za:• Radijski nivo 1, 2 in 3• Vmesnike Iub, Iur in Iu• Zagotavljanje delovanja in vzdrževanja UTRAN• Specifikacijo storitev BTS radio enote• Obliko testa in specifikacij pri testiranju radio baznih postaj• Specifikacijo radijskih zmogljivost3GPP jedro omrežja je odgovorno za:• Upravljanje mobilnosti, kontrolo signala klicne povezave med uporabnikovo opremoin jedrom omrežja• Signale med jedrom omrežja in enotami, ki pripadajo jedru omrežja• Definiranje notranje delujočih funkcij med jedrom omrežja in zunanjimi omrežji• Poročanje o paketih (izhodišča)• Iu vmesnik, kateri se nanaša na zahteve delovanja in vzdrževanja iz vidika jedraomrežja121

3GPP skupina terminalov je odgovorna za:• Zmogljivost in razpoložljivost protokolov storitev• Sporočila (ang. Messaging)• Storitve end-to-end notranjega dela• Vmesnik med USIM in mobilnim terminalom• Model vmesnika terminala in storitev izvajanja aplikacij• Obliko testa in specifikacij, katere zadevajo terminale, vključno z radio vidiki3GPP skupina storitev in vidikov sistema je odgovorna za:• Definicijo storitev in preostalih zahtev• Razvoj zmožnosti storitev in storitev arhitekture• Polnjenje in zaračunavanje, računanje (ang. Accounting)• Upravljanje omrežja in vidike varnosti• Definicije, evolucijo in vzdrževanje celotne arhitekture8.8 UMTS storitveUMTS ponuja telestoritve, kot je na primer govor ali SMS, MMS in nosilne (ang. bearerservice) storitve, katere so predvidene za zmožnost prenosa informacij med dostopovnimitočkami. Mogoče je pridobiti tudi karakteristike za nosilne storitve na sejo oziromavzpostavitev povezave, kakor tudi med trajajočo sejo oziroma povezavo. Obe, povezavno inbrezpovezavno orientirani storitvi sta namenjeni za komunikacije točka – točka (ang. point topoint) oziroma za točka – mnogotočkovne komunikacije (ang. point to multipoint). Nosilnestoritve imajo iz tega razloga različne QoS parametre za maksimalno časovno zakasnitevprenosa, variacijo časovnih zakasnitev, ter nivo bitne napake (ang. bit error rate). Prav takoimajo storitve UMTS omrežja različne QoS razrede za štiri različne tipe prometa:• Razred pogovorov, kamor sodijo: zvok, video telefonija, video igre• Razred tokov (ang. streaming class), kamor sodijo: multimedija, video na zahtevo,spletno gostovanje• Interaktivni razred, kamor spadajo: spletno deskanje, igranje iger čez mrežo, dostopido baz• Razred ozadja (ang. background class), kamor sodijo: spletna pošta, SMS inprenašanje datotek.122

Iz vsega do sedaj povedanega je moč razbrati, da lahko UMTS podpira številne vrsteaplikacij, katere bomo v praktičnem delu preizkusili tudi mi. Med takšne aplikacije spadaspletno deskanje, VoIP telefonija, video konference, FTP prenosi, spletna pošta ipd.8.8.1 UMTS QoS razrediQoS je bil za UMTS omrežje definiran s strani organizacije ITU-T, kot vpliv celotnihzmogljivosti storitev, katere določajo stopnjo zadovoljstva uporabnikov glede na ponujenestoritve. QoS je tesno povezan z uporabnikovimi pričakovanji; uporabnika ne zanima kako jestoritev zagotovljena, temveč samo to, kdaj in kako bodo uporabnikove potrebeizpolnjene/zadovoljene z določeno storitvijo. Iz tega razloga je QoS iz uporabniškega vidikasubjektivna zadeva, in če omrežje ne podpira primernih storitev zagotavljanja kakovosti bouporabnik sklenil, da ne bo uporabljal takšnega omrežja, temveč bo poiskal operaterja, kiponuja boljšo enako storitev z boljšim QoS sistemom. S strani mobilnih operaterjev pa jepogled nekoliko drugačen saj QoS zahteva tehnične analize, s katerimi ugotovi, kje bopresegel trenutno implementacijo znotraj razpoložljivih finančnih sredstev. 3G omrežje jeskupek omrežnih stikalnih naprav, kot sta na primer GSM in IP paketno omrežje. Detaljnaanaliza razdeli stanja QoS v dva različna nivoja omrežnih tokov.Za UMTS so predvideni štirje različni QoS razredi, bolj znani kot standard za določanje bitnihnivojev. Razrede QoS smo že spoznali v predhodnjem opisu zato jih ne bomo še enkratnaštevali. Za promet realnega (sprotnega) časa bosta relevantna zgolj dva razreda in sicer,razred pogovorov (ang. conversational class) in razred tokov (ang. streaming class), saj vsiostali razredi ponujajo premajhen QoS v pogledih na zakasnitve in zagotavljanja potrebnepasovne širine. GSM omrežja v ta namen uporabljajo tako imenovani tradicionalni merjeniQoS v omrežjih z možnostjo: klicne zasedenosti in blokiranja klicev, nivojev zavračanjaklicev, nastavitev zakasnitev klicev in kvalitete zvoka. Stroški določajo mejo števila celic inznesek (ang. amount) prenosnih povezav do kontrolerjev osnovnih postaj BSC in BTS. Vtrenutku, ko je klic že registriran se sproži postopek preverjanja izvirnosti mobilne naprave inuporabnika iz razloga, da se ugotovi, če ima uporabnik pooblastila, da izvede določen klic. Vkolikor je preverjanje uspešno izvedeno, se klic prenese (spusti) čez omrežje. Sam postopekpreverjanja se izvede nemudoma in lahko traja tipično od pet do deset sekund predenuporabnik zasliši klicni ton. Ko je klicna seja vzpostavljena ima zase časovno režo čez zračni123

vmesnik, hkrati pa ima tudi TDM režo med BTS in oddajnim kodirnikom ter enoto adaptacijenivoja TRAU, in ponavadi 64 kbit/s povezavo čez MSC-je in čez celotno zunanje omrežje. Vtej točki pa se v omrežju že pojavi majhna potreba po shranjevanju (ang. buffering). Iz tegasledi, da so potemtakem prisotne majhne zakasnitve in časi tipanja (ang. jitter), katere sopraktično konstantne. Resursi (viri) so tako predhodno rezervirani ob nastavitvi klica, takšnenastavitve pa so uporabljene zgolj ob klicu oziroma klicni seji.3G omrežje razpolaga z različnimi storitvami, ki jih lahko ponudi, vsaka izmed njih pazahteva izrazit QoS. Če vzamemo v drobnogled multimedijski klic, lahko ugotovimo, da jeslednji sestavljen iz zvoka, videa in tako imenovanih »whiteboard« povezav, kjer pa vsakizmed naštetih gradnikov multimedijskega klica zahteva svoj QoS. Prav tako, če vzamemo vdrobnogled 3G omrežje je QoS zahteva, za mnoge end-to-end komunikacije. To lahko vidimona sliki 37, da je za že omenjen end-to-end QoS, slednji zagotovljen čez številna različnaobmočja in predele. Za običajni zvočni klic bosta za kvaliteto storitev poskrbela PSTN inISDN od trenutka, ko so nastavitve resursov zagotovljene in obstransko nastavljene za trajanjetakšnega klica. Kakorkoli gledano pa je potrebno opomniti, da takšna nastavitev klica zahtevačas, še posebej za mednarodni klic na mobilno napravo. To pa ima lahko neugoden efekt nauporabnikovo sprejemanje kvalitete klica. En vidik zagotavljanja kvalitete storitev je ravnopreprost koncept, ki se nanaša na zakasnitve.Slika 37: Za sistem end-to-end je QoS zagotovljen čez številna različna območja inpredele124

V kolikor je klic vzpostavljen čez ISDN bo zakasnitev praktično konstantna in bo znašalaokrog 20 ms, kar pa je nezaznavno med trajajočimi klicnimi sejami. Če pogledamo end-to-endsistem, bo skupna zakasnitev zanj zastopana kot vsota posameznih zakasnitev na segmentihUMTS omrežja.Skupna_Zakasnitev = Zakasnitev čez ISDN + Zakasnitev čez jedro omrežja + Zakasnitev priprenosu po zraku + Čas procesiranja mobilne naprave + Čas shranjevanja + Ostale časovnezakasnitveZakasnitev je iz tega razloga ena izmed enostavnejših vidikov QoS za kvalifikacijo, prav takopa je potrebno vzeti v premislek ponovne prenose, v kolikor so bili seveda podatki ponovnoprenešeni. Zračni vmesnik deluje s hirostjo svetlobe iz česar lahko potemtakem sklepamo, daima takšen vmesnik le majhen vpliv na skupno zakasnitev. V zakup pa je potrebno vzetidejstvo, da predstavlja zračni vmesnik območje, v katerem se lahko vzpostavijo številneinterference, hkrati pa se lahko zaradi tega pojavi veliko število ponovnih prenosov podatkov.Mnogokrat se tudi vprašamo, kako dolgo je v takšnih omrežjih smiselno čakati na paket?Odgovor je preprost: če je skupna zakasnitev povezave več kot 300 ms bo to na primer zanavadni zvokovni klic že opazno s strani uporabnika. Če pregledamo IP omrežje, lahko kajhitro ugotovimo, da zakasnitev pri pregledovanju spletnih mest ni tako pomembna. Uporabnikbo na ta način toleriral zakasnitve odpiranja spletne strani v rangu desetih sekund in več priuporabi navadne 56 kbit/s klicne povezave. Z razpoložljivimi večjimi pasovnimi širinami inprenosnimi hitrostmi kot je UMTS je pričakovati, da se bo enaka spletna stran naložila v časuštirih sekund. Kakorkoli obrnemo, pa cilj dizajniranja še zdaleč ni dosežen, saj si slednjiprizadeva doseči čas odpiranja strani v časovnem okviru ene do dveh sekund. QoS je v UMTSomrežju predviden z tako imenovanimi nosilnimi storitvami (ang. bearer service). Slika 38prikazuje, kako je end-to-end storitev odvisna od spodaj pripadajočih storitev. UTRAN jesestavljen iz BTS in RNC enot, rob jedra omrežja je zastopan z 3G MSC enoto za stikalnaomrežja tokov, oziroma GGSN enoto za stikalna omrežja paketov. Opaziti je mogoče end-toendQoS, kjer je podana zahteva, da oba, UMTS omrežje in zunanja nosilna storitevzagotavljata QoS. Ob dejstvu, da uporabnik dela na prenosnem računalniku, kateri je povezanpreko mobilne naprave, je QoS prav tako potreben med tovrstnimi napravami, kar poznamopod imenom lokalna nosilna storitev. RAB enota zahteva, da je storitev zagotovljena čezWCDMA zračni vmesnik, kakor tudi čez UTRAN (glej poglavje dostopovno omrežje125

UTRAN). QoS sistem zračnega vmesnika za točno določeno mobilno napravo se nanaša namoč oddajanja v primerjavi z obdajajočim okoliškim šumom. RNC iz tega razloga zagotavljanosilec kontrole čez UTRAN.Slika 38: Odvisnost end-to-end storitev od spodaj pripadajočih elementov in storitev8.9 Upravljanje mobilnostiIz vsega do sedaj povedanega lahko ugotovimo, da se nam pojavi še zahteva po stalnostizveze pojavi. Uresničitev te zahteve pa je seveda ena najpomembnejših nalog za uspehintegriranih omrežij IP naslednje generacije. Uporabnika namreč zanima le, da, ko se gibljemed omrežji, ohranja pod enakimi ali vsaj podobnimi pogoji, trenuten klic ali neko drugotrenutno odprto aplikacijo, ne pa da mu novo omrežje omogoča boljšo kakovost storitev,vendar le v primeru, če prekine vse trenutne aplikacije in jih kasneje ponovno odpre. Zato jetrenutno velik poudarek namenjen razvoju učinkovitih protokolov, ki bodo omogočalibrezmejno mobilnost uporabnika ob stalni povezanosti, ne glede na dostopovno tehnologijo,ki jo tisti trenutek uporablja. Iz tega razloga sta v poštev prišla predvsem dva protokola,Mobile IP v.4/v.6 in SIP, omenja pa se še realizacija z uporabo mobilnega prenosnegaprotokola s krmiljenjem struje (mSCTP - Mobile Stream Control Transmission Protocol). Zazaključek si torej oglejmo še strukturi obeh protokolov in njuno medsebojno primerjavo.126

8.9.1 Mobilni IPMobile IP je standard, ki ga je razvila delovna skupina za internetno inženirstvo (IETF -Internet Engineering Task Force), rešuje pa problem mobilnosti v omrežnem sloju ISO/OSIreferenčnega modela in naredi mobilnost transparentno za višje nivoje ter omogočavzdrževanje obstoječih TCP povezav (Transmission Control Protocol - protokol za krmiljenjeprenosa). V omrežjih IP naslov, poleg tega da je identifikator končne točke, predstavljalokacijo terminala v omrežju. Ko se mobilni terminal giblje in menja točke, preko katerihdostopa do omrežja, se povezava med lokacijo in identiteto zgubi. Problem bi lahko rešilitako, da bi terminalu vsakič določili nov IP naslov, vendar bi to pomenilo, da bi se TCPpovezave, ki jih vzdržuje terminal, ob vsaki menjavi lokacije prekinile, saj se nanašajo na IPnaslov. TCP povezava je dvosmerna in je določena s parom dveh konektorskih točk ali'socket-ov'. Konektorska točka na strani izvora je sestavljena iz IP-naslova izvora terpriključka ali porta TCP, točka na strani ponora pa z enakimi podatki ponora. Ko se eden tehparametrov spremeni (ko na primer terminal zamenja dostopovno točko, ki je v drugemlogičnem omrežju IP /roaming/, se mu spremeni naslov IP), se TCP povezava poruši. ProtokolMobile IP ta problem rešuje z uporabo dveh naslovov IP, stalnega naslova (domači naslov),dodeljenega terminalu, ki deluje kot identifikator končne točke, ter začasnega naslova (ang.CoA - Care-of Address), ki podaja trenutno lokacijo terminala. Slika 39 predstavlja Mobile IPpostopek. Stalen naslov IP se uporabi za identificiranje terminala, ne glede na njegovolokacijo. Naloga protokola Mobile IP je, da najde lokacijo terminala, tako da ta lahko prejemapakete na katerokoli lokacijo. Te funkcije se upravljajo na omrežnem nivoju (IP nivo) skomunikacijo med domačim agentom (HA – Home Agent) v domačem omrežju ter tujimagentom (FA – Foreign Agent) v omrežju, v katerem terminal gostuje. HA in FAfunkcionalnosti sta lahko fizično implementirani ali v IP mejnih usmerjevalnikih ali pa vsamostojnih strežnikih. V tujem omrežju mora terminal najprej pridobiti začasen CoA, ki muga lahko dodeli FA (FACoA), ali pa mu je dodeljen preko alternativnega mehanizma, npr.DHCP protokola (CoCoA – Colocated CoA). Ko mobilni terminal prejme CoA, opravi šeregistracijski postopek, s katerim obvesti HA o novem IP naslovu, torej o svoji novi lokaciji.S tem omogoči HA, da ažurira svojo usmerjevalno tabelo. Tako lahko HA prestreže vsepakete, namenjene mobilnemu terminalu in jih preko tunela usmerja naprej do FA ali padirektno do mobilnega terminala (v primeru CoCoA). Vsak paket, ki ga HA posreduje do FA,mora imeti kot ciljni IP naslov trenutni CoA. HA mora zato 'enkapsulirati' originalne pakete,127

tako da domači IP naslov nima nobenega vpliva na usmerjanje paketov. Medtem ko mora vespromet, namenjen do mobilnega terminala preko HA, pa v obratni smeri poteka prometdirektno od mobilnega terminala do končne točke (npr. internetni strežnik). Temu načinuusmerjanja pravimo trikotno usmerjanje. V primeru, ko terminal pridobi CoA preko protokolaDHCP, je možno da dostopovni usmerjevalnik v omrežju ne bo posredoval paketov,prihajajočih od terminala (uplink traffic), saj IP-naslov izvora (domač naslov) morda nitopologijsko pravilen glede na naslovno polje domene dostopovnega usmerjevalnika. V temprimeru je potrebno usmerjanje preko povratnega tunela do HA, kjer je naslov izvora CoA,dodeljen s strani lokalne domene. Pomembno pri IP protokolu je torej, da terminal ohranjastalen IP naslov, s čimer je možna ohranitev TCP povezav, in da končna točka ne potrebujenobenega znanja o protokolu Mobile IP, kar močno poenostavi implementacijo protokola vomrežje.Slika 39: Mobilni IP8.9.2 SIP protokolSIP je v osnovi signalizacijski protokol aplikacijkega sloja, ki služi za vzpostavljanje,upravljanje in rušenje multimedijskih sej. Uporabnik uporablja naslov, podoben e-mailnaslovu, oblike uporabnik@domena. SIP definira vrsto sporočil (INVITE, ACK, BYE,REGISTER itn.), odgovori na ta sporočila pa sporočajo uspeh ali neuspeh izvršitve in serazlikujejo po statusnih kodah: 1xx (100 - 199) za ažuriranje procesa, 2xx za uspeh, 3xx zapreusmeritve ter višje številke za neuspeh. Vsaka SIP seja ima unikaten identifikator, ki seuporablja vedno, kadar se sporočila nanašajo na to sejo, npr. za dodajanje novega medija ali128

pa za modifikacijo trenutne seje. Mobilni terminal (na sliki x SIP terminal A) želi vzpostavitisejo npr. z nekim terminalom (SIP terminal B), katerega domače omrežje je omrežje x, terpošlje SIP sporočilo za zagon seje (INVITE) na njegov naslov user@omrežje_x. V primeru,da se ta terminal nahaja v domačem omrežju, se preko SIP proxy strežnika vzpostavi seja. Čepa terminala ni v domačem omrežju, preusmerjalni strežnik mobilnemu terminalu vrnetrenutni naslov iskanega cilja, namesto da bi preusmeril sporočilo do tega cilja, kar se močnopozna pri obremenjenosti strežnika. Za usmerjanje skrbijo le proxy strežniki. Tako SIP proxystrežniki kot preusmerjalni strežnik sprejmeta registracijo uporabnika, v kateri je podananjegova trenutna lokacija, ki se lahko shrani lokalno v strežniku ali pa v posebnemlokacijskem strežniku. SIP omogoča osebno mobilnost, saj se lahko uporabnik registrira tudipreko drugega terminala. Običajno so SIP prošnje in odgovori poslani z uporabo protokolauporabniškega datagrama (ang. UDP - User Datagram Protocol), čeprav protokol podpira tudiTCP. Tipična signalizacija v primeru preusmeritve je predstavljena na sliki 40. Sporočila tipaACK, ki potrjujejo sprejem odgovora, so tu izpuščena, a le zaradi preglednosti slike.Slika 40: SIP postopek preusmerjanja klica8.9.2.1 SIP protokol za podbporo mobilnostiProtokol SIP pa se lahko uporabi tudi v primeru terminalske mobilnosti. Razlika je v bistvu vfrekvenci spreminjanja lokacije ter v tem, da lahko uporabnik zamenja lokacijo (naslov IP)med aktivno sejo in ne izgubi povezave. Gre za rešitev v aplikacijskem sloju OSI modela, zarazliko od Mobile IP, ki je pozicioniran v omrežnem IP sloju. Ko mobilni terminal pride vnovo omrežje, najprej pridobi nov IP naslov preko DHCP strežnika. Nato pošlje končni točki,129

s katero ima vzpostavljeno sejo, novo SIP sporočilo INVITE, v katerem uporablja istiidentifikator seje, kot pri originalni vzpostavitvi klica. S tem ji sporoči nov naslov IP, nakaterega naj odslej pošilja podatke. V bistvu je to le ažuriranje trenutnega opisa seje. Nato seše registrira v preusmerjalnem strežniku v domačem omrežju, da ta izve novo lokacijoterminala. S tem se zaključi proces predaje zveze (slika 41). Prednost tega pristopa jezavedanje o mobilnosti na aplikacijski ravni.Slika 41: Upravljanje mobilnosti s pomočjo SIP protokola8.9.3 Primerjava protokolov Mobile IP in SIPOba opisana protokola torej omogočata mobilnost uporabnika brez prekinitve zveze, vendarpa imata oba protokola določene slabosti. Velik problem protokola Mobile IP je trikotnousmerjanje, ki povzroča zakasnitev prometa, namenjenega terminalu. Predvsem je to močnoopazno, kadar je mobilni terminal zelo oddaljen od HA. Poleg tega enkapsulacija IP glavepomeni povečano dolžino paketov. Dodatna glava namreč vsakemu paketu doda približno 20oktetov, kar je v primerjavi z velikostjo avdio paketa, ki je okoli 60 oktetov, vključno z IP,UDP in RTP (Real-time Transport Protocol - protokol za prenos v realnem času) glavami, čeje bitna hitrost kodirnika 6 kbit/s, zelo veliko. Ta dva problema sta toliko bolj kritična pristoritvah, ki zahtevajo prenos v realnem času. Problem trikotnega usmerjanja se lahko reši zoptimizacijo usmerjanja, tako da se končni točki, ki komunicira s terminalom, pošljepovezovalne informacije glede novega IP naslova terminala (da lahko poveže nov naslov s130

starim). Vendar pa bi to zahtevalo spremembe v IP skladu končnih točk, tako da bi lahkoenkapsulirali IP pakete in shranili CoA terminala ali FA, poleg tega pa to možnost podpira leIPv6. Poleg tega lahko končni točki pošlje te podatke le HA, kar bi pomenilo novo zakasnitev,preden bi vozlišče ugotovilo, kam pošiljati pakete.S tega stališča ima SIP veliko prednost, saj omogoča direktno komunikacijo med terminalomin končno točko, in to brez spreminjanja njenih IP skladov. Protokol SIP torej ponuja boljšerezultate pri uporabi aplikacij, občutljivih na zakasnitve (multimedija), ki uporabljajo protokolUDP. Po drugi strani pa ne omogoča ohranjanja TCP povezav, saj ne podpira uporabestalnega IP naslova, ker je uporabnik identificiran le preko SIP naslova. Podpora terminalskemobilnosti za TCP povezave z uporabo protokola zahteva sledilnega agenta na vsakemmobilnem terminalu, ki beleži vzpostavljene TCP povezave, poleg tega pa bi moraliomogočiti zmožnost enkapsulacije IP paketov v vsaki končni točki, s katero terminalkomunicira.8.9.4 Združitev protokolov SIP in Mobile IP (MIP)Ker nobeden od obeh protokolov ne izpolnjuje zahtev za različne tipe podatkov (npr.prekinitev za storitve, ki niso časovno občutljive, ter zakasnitev pri storitvah, ki zahtevajoprenos v realnem času), se je pojavila ideja, da bi združili oba protokola, tako da bi iz vsakegaizvlekli njegove prednosti. Tako dobimo večslojno multiprotokolno shemo upravljanjamobilnosti. Protokol SIP se uporablja za komunikacije v realnem času (VoIP, videotelefonija,IPTV ipd.), Mobile IP pa za TCP povezave, čeprav so tudi nekatere TCP aplikacije uporabnebrez podpore protokola Mobile IP. Tu mislimo predvsem na aplikacije, kot so aplikacije zabrskanje po internetu, ki uporabljajo protokol za prenos hiperteksta (ang. HTTP - hypertexttransfer protocol) in SMTP (ang. Simple Mail Transfer Protocol - preprosti protokol za prenospošte) ter POP (ang. Post Office Protocol - poštni protokol) ali IMAP (ang. Internet MessageAccess Protocol - internetni protokol za dostop do e-pošte) aplikacije za pošiljanje insprejemanje elektronskih sporočil. Te seje so dovolj kratke, da se uporabniku ne pozna toliko,če mora aplikacijo ponovno zagnati.Da se izognemo dvojnemu shranjevanju trenutne lokacije terminala (v SIP proxy alipreusmerjalnemu strežniku ter še v HA), lahko namestimo SIP strežnik ter HA skupaj, ali paomogočimo SIP strežniku poizvedovanje o lokaciji preko HA.131

Predlagano rešitev lahko dosežemo tako, da mobilnemu terminalu omogočimo izbiroprotokola, glede na tip povezave (TCP ali UDP). Terminal se v bistvu na podlagi tabelemobilnostne politike (MPT – Mobile Policy Table) odloči, kateri naslov bo uporabil zapošiljanje podatkov, ali svoj domači naslov ter pustil HA, da usmerja podatke, namenjeneterminalu (TCP - Mobile IP), ali pa CoA in neposredno prejemal podatke (RTP preko UDP –protokol SIP). Poleg tega se še odloči, ali naj bodo podatki tunelirani (v primeru CoCoA).Primer tabele mobilnosti politike MPT je predstavljen v spodnji tabeli (Tabela 2):Tabela 2: primer mobilnosti politikeNaslov ponora Maska omrežja Priključek Mobile IP Dvosmerno Komentar0.0.0.0 0.0.0.0 23 da ne Ves telnet promet naj uporablja Mobile IP0.0.0.0 0.0.0.0 21 da ne Ves ftp promet naj uporablja Mobile IP0.0.0.0 0.0.0.0 0 ne ne Ves ostali promet ne uporablja MobileOb izbiri protokola Mobile IP gredo podatki iz lokalnega omrežja preko FA, ob izbiriprotokola SIP pa se podatki usmerjajo po navadni poti, preko dostopovnega usmerjevalnikana robu lokalnega (tujega) omrežja. Če je terminalu preko protokola DHCP dodeljen privatninaslov IP, ki v zunanjem javnem omrežju IP ni poznan, kar pomeni, da se paketov, ki nosijota naslov kot naslov izvora, tam ne da usmerjati, je potrebna uporaba modula za prevajanjeomrežnih naslovov (ang. NAT – Network Address Translation). Ta modul spremeni naslovizvora iz privatnega v javni naslov IP in to zapiše v svojo usmerjevalno tabelo. Končna točkana drugi strani kot naslov ponora poda ta javni naslov, ki ga modul ob prihodu paketov spetspremeni v privatnega in tako posreduje pakete naprej do terminala.Naj na tem mestu le omenimo, da obstajajo problemi pri skupni uporabi NAT in protokolaSIP (UDP promet) pri prenosu podatkov v realnem času. Gre za blokiranje prometa medkončnima točkama v modulu NAT. Za ta problem obstajajo različne rešitve, kot na primerenostavno prečkanje UDP skozi NAT (ang. STUN - Simple Traversal of UDP ThroughNAT), prečkanje z uporabo relejnega NAT ( ang. TURN - Traversal Using Relay NAT) ipd.Slika 42 predstavlja hibridni SIP/MIP pristop k upravljanju mobilnosti, v tabeli 3 pa jeopravljena primerjava učinkovitosti med uporabo protokola Mobile IP brez in z optimizacijopoti, protokola SIP ter hibridnega pristopa pri upravljanju mobilnosti.132

Slika 42: Pristop z uporabo hibridnega SIP/MIP protokolaTabela 3: Primerjava usmerjevalnih protokolov v UMTSOptimiziranousmerjanjeTransparentnaterminalnamobilnostOsebnamobilnostBrezmodifikacij vIP skladuBrez točkeodpovediMobile IP Mobile IP z optimizacijo potiBrezhibnapodporapredaji zvzeKlicnapodpora(paging)SIP HibridniSIP/Mobile IPVsi pristopi pa imajo eno samo veliko pomankljivost, saj nobeden od njih sam po sebi neomogoča dovolj hitre mobilnosti. Hitra mobilnost bi morala biti podprta ali s podporo nižjihslojev ali pa s kakšno drugo, bolj primerno shemo.133

9. Empirični delPraktični del izvedbe diplomske naloge se navezuje na simulacijo infrastrukturekomunikacijskega omrežja, kjer sem zajel tri različne tipe arhitekture: hitro ethernet omrežje(ang. fast ethernet), brezžično Wi-Fi 802.11 b/g omrežje ter UMTS omrežje. Na vsakemizmed naštetih omrežij se izvajajo trije tipi aplikacij, med katere sodijo spletno brskanje (ang.Web browsing), VoIP telefonija ter vzpostavljanje video konference.Hitro ethernet omrežje (ang. fast ethernet)Hitro ethernet omrežje smo postavili v prostor dimenzije 100 x 100 kilometrov. Izgradnjosimulacijskega modela smo pričeli z blokom definicije aplikacij, kamor vnesemo želeneaplikacije, ki jih želimo v simulaciji izvajati. Konkretno za ta primer smo definirali tri vrsteaplikacij:• Video aplikacija• VoIP aplikacija• Web aplikacijaVideo konferenci smo priredili sledeče nastavitve, katere ustrezajo visoko ločljivostni vsebini(ang. high resolution video). V ToS polje smo vnesli opcijo Streaming Multimedia (4), karnam pomaga pri prenosu in naknadnem uvrščanju paketov video vsebine v različne tipe vrst,ki smo jih opisali pod poglavjem zagotavljanja QoS. Prav tako si bomo tekom simulacijeogledali, kakšen vpliv ima uvrščanje (CQ, PQ, WFQ, CBWFQ) glede na odvisnost številaposlanih paketkov na število uspešno sprejetih paketov. Takšna video vsebina ima ločljivost128 x 240 točk pri pretočnosti 15 okvirjev na časovno enoto sekunda. Na žalost pa v samisimulaciji ni mogoče spreminjati načina video kodiranja, kar bi nam prihranilo dobršen delpasovne širine, saj bi ob ustreznem kodiranju bila video vsebina dosti manjše velikosti. Toslabost bomo še kako dobro uvideli pri simulaciji brezžičnega Wi-Fi in UMTS omrežja, kjersmo v veliki meri omejeni s pasovno širino. Zavedati se je potrebno, da imamo pri hitremethernetu zadostno količino pasovne širine, katero nam zagotavlja 100 BaseT povezava.V trenutku, ko že imamo enkrat določene aplikacije je naknadno potrebno še ustvariti profilev katerih so shranjeni parametri potrebni za izvedbo simulacije. Profili se določijo posamično,glede na vrsto aplikacije.134

Strukturo omrežja tvorijo: spletni strežnik, video strežnik, štiri zunanja LAN omrežja, kjervsako izmed njih vsebuje 50 VoIP uporabnikov, štiri strukture (subnet), stikalo (ang. switch),usmerjevalniki Cisco 7050, ter številne povezave vrste 100 BaseT, kot nam to prikazuje slika32. Omenjene štiri strukture se nahajajo na različnih oddaljenostih od jedra omrežja, ki gasestavljata oba strežnika povezana na 16 vratno stikalo. V vsaki strukturi se nahajajo spletniuporabniki v obliki LAN omrežij oziroma kot posamezne samostojne enote (odjemalci), VoIPodjemalci, kakor tudi uporabniki ki med seboj v navezi s video strežnikom vzpostavljajovideo konferenco. Hitra povezava omogoča izmenjavo velikih količin podatkov med enotamiter majhne časovne zakasnitve, katere imajo pri video konferenci ključen pomen. V naslednjitabeli (tabela 4) si bomo ogledali, katere tipe aplikacij podpira posamezna struktura terkolikšno je število uporabnikov za vsako navedeno aplikacijo v določeni strukturi.Slika 43: Arhitektura "fast ethernet" omrežja za video, VoIP in spletne aplikacije.Tabela 4: Pregled nad aplikacijami in številom uporabnikov v hitrem ethernet omrežjuStruktura Število spletnihuporabnikovŠtevilo VoIPuporabnikovŠtevilo videouporabnikovStruktura 1 50 50 10Struktura 2 50 50 10Struktura 3 50 25 10Struktura 4 2 2 3VoIP jug 0 10 0VoIP sever 0 10 0VoIP vzhod 0 10 0VoIP zahod 0 10 0135

Izhodna poročila po končani simulaciji so v obliki grafikonov, ter lahko prikazujejo različneodvisnosti, ki si jih posamezen uporabnik izbere. Največjo pozornost smo namenilispremljanju števila oddanih paketov posamezne aplikacije v nekem časovnem obdobju gledena število uspešno sprejetih paketov na drugi strani enake aplikacije. Posredno bomospremljali tudi prepustnost omrežja, obremenitve, zakasnitve, usmerjevalne poti ipd. Pri temje potrebno poudariti, da so parametri QoS sistema zagotavljanja storitev v vseh aplikacijahnastavljeni enako iz razloga sprejetja kompromisa, kateri se nanaša na optimalno vrednost, kismo jo pridobili tekom številnih simulacij.Slika 44: Razmerje med poslanimi in sprejetimi zlogi pri uporabi svetovnega spleta.Slika 44 nam prikazuje razmerje med številom poslanih zlogov (modra krivulja), in številomuspešno sprejetih zlogov(rdeča krivulja) za http protokol, ki služi brskanju po spletu. Naosnovi dobljenih krivulj lahko zagotovo trdimo, da je število zavrženih okvirjev relativnomalo. Večje odstopanje bomo šele opazili pri Wi-Fi omrežju, kjer bo propustnost opaznozmanjšana, še večje odstopanje pa bo odraženo v UMTS omrežju, katerega pasovna širina jenajmanjša izmed vseh treh arhitektur. Iz tega lahko sklepamo, da ima pasovna širina ključnovlogo pri uspešno prenesenih okvirjih raznoraznih aplikacij. To pa ne pomeni nič kaj drugega,kot to, da je povezava sposobna prenesti večino okvirjev, ki jih generirajo posamičniuporabniki v določenih segmentih omrežja.136

Slika 45: Odzivnost strani in objekta tekom večanja obremenitve.Zgornja slika prikazuje odzivnost strani (modra krivulja) v časovni enoti sekunda in odzivnostobjekta v enaki časovni enoti. Čas odzivnosti se tekom večanja obremenitve omrežja opaznopovečuje, kar gre pripisati dobršnemu deležu porabljene pasovne širine zaradi velikega številaraznovrstnih uporabnikov v omrežju. Zanemarljivo tudi ni dejstvo, da imamo kar 33uporabnikov, ki vspostavljajo video konferenco, 167 uporabnikov, ki v enakem trenutkuuporabljajo VoIP telefonijo ter 152 spletnih uporabnikov. Končno število se tako povzpne nazavidljivih 352, kjer pa se moramo zavedati, da velik delež pasovne širine porabi VoIPtelefonija in video konferenca.137

Slika 46: Razmerje med poslanimi okvirji video vsebine (modra krivulja) in sprejetimiokvirji (rdeča krivulja).V tej točki je iz slike 46 že lepo razvidno odstopanje med številom poslanih zlogov včasovnem obdobju dvajsetih sekund in med številom uspešno sprejetih zlogov v enakemčasovnem obdobju. Zanimiva primerjava med generiranim in sprejetim prometom jeprikazana na sliki 47, kjer je lepo razvidno, kolikšno količino video prometa generira enasama video postaja, napram desetim video postajam, ki se nahajajo v strukturi 1.Slika 47: Generiranje (temno modra, zelena krivulja) in sposobnost sprejema enepostaje (svetlo modra krivulja) napram desetim video enotam (rdeča krivulja).138

Iz poteka krivulj lahko izluščimo, koliko večji delež pasovne širine potrebuje deset enot, ki senahajajo na videokonferenci v primerjavi z enim samim video odjemalcem.Slika 48: Porabljen čas potovanja paketa video vsebine iz enega konca omrežja na drugkonec (modra krivulja) in povprečna zakasnitev pri dostavi paketa na želen cilj (rdečakrivulja).Na začetku smo dejali, da se omrežje počasi približuje točki zasičenja. Posledično s to tezo seopazno povečuje čas, ki ga paket potrebuje, da preide iz enega konca na želen cilj, ki senahaja na drugem koncu omrežja. Bolj se bomo približevali točki zasičenja, bolj bo naraščalčas potovanja paketa. Enako pa se bo dogajalo s povprečno zakasnitvijo paketov pri dostavina cilj. Rdeča krivulja nam delno že daje odgovor, da se bo pri še dodatni obremenitvikomunikacijskih poti čas zakasnitve enormno povečal. Pomembno vlogo pri zakasnitvah paimajo tudi prioritetni razredi ToS polja, kateri gredo od 0 do 7. Višje število v ToS poljupomeni višjo prioriteto. Konkretno za naš primer ima video konferenca prioriteto 4, VoIPtelefonija pa prioriteto 7. To pomeni, da imajo okvirji zvoka prednost pred okvirji videovsebine, kar se bo lepo odražalo v primerjavi grafov na sliki 48 in na sliki 49 za zvočnevsebine. Maksimalni čas potovanja po poti iz enega konca omrežja na drug konec znaša privideo okvirjih skorajda 0.95 sekunde, povprečna zakasnitev pa 0.29 sekunde. Pri zvočnihpaketih so rezultati mnogo boljši, kar gre pripisati učinku višje prioritete. Kot primer, znašačas potovanja po poti iz enega konca omrežja na drug konec zavidljivih 0.26 sekunde,povprečna zakasnitev pa zgolj 0.015 sekunde. Gledano na splošno je povprečna zakasnitev139

videa skorajda za dvajset krat večja, kot je povprečna zakasnitev pri zvoku. Kar se pa tičečasa potovanja iz enega konca na drugi konec pa je razlika skorajda za faktor 4 v pridzvočnim paketom.Slika 49: Zakasnitev potovanja paketa iz enega konca omrežja na drug konec (modrakrivulja) in povprečna zakasnitev v omrežju (rdeča krivulja) za pakete zvoka.Omeniti velja tudi dejstvo, da je kljub večjemu številu uporabnikov VoIP telefonije, poslanihveliko manj zlogov v primerjavi z video zlogi (ang. byte-i), ki jih pošilja in prejema občutnomanj uporabnikov. Žal je struktura video zapisa veliko bolj kompleksna in obsežna vprimerjavi z zvokom in zahteva toliko večjo količino prenesenih byte-ov. Končni rezultatiuspešno sprejetih video paketov bi se lahko približali skorajda na podoben nivo, kot ga bomospoznali na sliki 50 za pakete zvoka, vendar bi bilo potrebno uporabiti boljše metodekodiranja, kar bi posledično zmanjšalo tudi uporabo pasovne širine.140

Slika 50: Odposlani zlogi zvoka (modra krivulja) in uspešno sprejeti zlogi zvoka (rdečakrivulja) v 20 sekundnem časovnem obdobju.Wi-Fi brezžično omrežje 802.11 bBrezžično omrežje oznake 802.11 b deluje na frekvenci 2.4 GHz in omogoča dostop dosvetovnega spleta, VoIP telefonijo, vzpostavljanje videokonference, prenos podatkov prekoFTP strežnika, branje e-pošte in še mnoge druge aplikacije. 802.11 b omrežje je namenjenonekoliko večjim razdaljam, s tem pa je posledično hitrost prenosa 11Mbit/s nekoliko manjša,kot je to značilno za omrežje tipa 802.11 g, katero je sposobno zagotavljati povezavo do 54Mbit/s vendar na manjših razdaljah. Upoštevati je potrebno raznorazne dejavnike, ki šedodatno vplivajo na hitrost prenosa preko brezžičnega omrežja: oddaljenost odjemalca oddostopne točke, objektov, ki se nahajajo med klientom in dostopno točko (stene, drevesa),geografske strukture, kakor tudi od pogojev v ozračju, ki še dodatno vplivajo na razširjanjeelektromagnetnega sevanja.Za razliko od hitre ethernet povezave smo na področju 802.11 že nekoliko bolj omejeni spasovno širino, ki jo potrebujemo za prenos vseh treh aplikacij. Iz tega razloga je v temprimeru število postaj, ki izvajajo spletne aplikacije, VoIP telefonijo in video konferencoopazno manjše, kot je to bilo pri hitrem ethernetu z razpoložljivo povezavo 100 BaseT (glejTabela 4). Tudi tukaj smo na enak način definirali vse tri aplikacije, kot smo to že spoznali na141

samem začetku, le da tukaj prenašamo video vsebino manjše kvalitete, katera ustreza nizkoločljivostnim video vsebinam. To pomeni da je ločljivost videa le še 128 x 240 točk pripretočnosti 10 okvirjev na sekundo. Za tak korak smo se odločili iz razloga primanjkovanjapotrebne pasovne širine za vse tri aplikacije, hkrati pa tudi iz razloga, ker nimamo vpliva nasamo kodiranje video vsebine.Tabela 5: Pregled nad aplikacijami in številom uporabnikov v brezžičnem Wi-FiomrežjuStruktura Število spletnihuporabnikovŠtevilo VoIPuporabnikovŠtevilo uporabnikovvideo konferenceVideo Struktura 1 0 0 2Video Struktura 2 0 0 2Web Struktura 1 2 0 0Web Struktura 2 3 0 0VoIP Struktura 1 0 3 0VoIP Struktura 2 0 3 0Če na kratko povzamemo tabelo 5 lahko kaj hitro ugotovimo, da imamo tukaj le 4 kliente, kimed seboj vzpostavljajo video konferenco, šest VoIP uporabnikov (skupno 8) ter petuporabnikov svetovnega spleta, kar skupaj nanese zgolj 17 uporabnikov, katere pokrivata dvedostopni točki. Iz kasnejših dobljenih simulacij bo lepo razvidno, kako tudi sama oddaljenostuporabnika od dostopne točke vpliva na količino oddanega in količino sprejetega prometa,vendar več o tem kasneje.Na kratko še obrazložimo kako je sama arhitektura brezžičnega omrežja sestavljena. Slednjosestavljata po en spletni in video strežnik, 16 vtično stikalo (ang. switch), dve dostopni točki spovezavo 11 Mbit/s (brezžični usmerjevalnik), LAN omrežje z dvema klientoma internetnetelefonije, dve spletni strukturi, kjer vsaka pripada svoji dostopni točki (enak princip velja zavse ostale strukture), dve VoIP strukturi ter nenazadnje še dve video strukturi (slika 51). Jedroomrežja, katerega tvorijo spletni strežnik, video strežnik, stikalo in obe dostopni točki jemedsebojno povezano s fizično povezavo hitrosti 10 Mbit/s, kar je na nek način usklajeno zoddajnimi zmogljivostmi brezžičnih usmerjevalnikov, hkrati pa se izognemo zasipanjuposameznih postaj s preveliko količino paketov. Celotno arhitekturo smo postavili nageografski prostor razpona 200 x 200 metrov. Na takšno odločitev je najbolj vplivalo dejstvo,maksimalnega dosega wi-fi signala na odprtem, brez vmesnih dodatnih sprejemnih/oddajnihin ojačevalnih anten. Tukaj bi poudarili, da smo doseg na skrajnem robu lahko še nekoliko142

izboljšali, s pomočjo zvišanja oddajne moči dostopnih točk, enako pa velja za obratno smer,kjer smo prav tako povečali oddajno moč na enotah.Slika 51: Arhitektura brezžičnega Wi-Fi omrežja 802.11Simulacijo smo izvajali 30 sekund in spremljali podobne lastnosti, kot smo jih pri hitremethernet omrežju, saj smo lahko le na takšen način prišli do posameznih sklepov in spoznanj vprimerjavi z ostalima arhitekturama. Iz mojega stališča moram poudariti, da so bili dobljenirezultati v okvirju pričakovanj.143

Slika 52: Prikaz obremenitve (modra krivulja) in zmogljivosti prepustnosti (rdečakrivulja) brezžičnega 802.11 b omrežja.Na sliki 52 lahko opazimo, da je bilo generiranega opazno več prometa, kot bi ga bilo omrežjesposobno prenesti. Iz tega vidika je naša teza o reduciranju fizičnih povezav na hitrost 10Base T nekoliko očrnjena, vendar lahko razlago in izboljšanje najdemo drugje. Dejstvo, da jetoliko generiranega prometa, gre pripisati delovnim postajam, ki takšen promet ustvarjajoomrežje pa ni sposobno vsega prenesti zaradi premajhne razpoložljive pasovne širine.Alternativa za rešitev takšnih problemov bi bilo zmanjšanje števila delovnih postaj oziroma,povišanje pasovne širine na 54 Mbit/s, s čimer bi zmanjšali doseg, hkrati pa tudi samsimulacijski paket ni omogočal uporabo takšne povezave.144

Slika 53: Generiranje števila zlogov video sekcije (zgornja krivulja) in uspešnostsprejema zlogov (spodnja krivulja).Video konferenca preko brezžičnega omrežja ni več tako kvalitetna, saj je razmerje meduspešno sprejetimi zlogi in vsemi oddanimi relativno veliko. Če bi poizkušali izrazitiuspešnost z izkoristkom, kateri predstavlja razmerje med uspešno sprejetimi in vsemioddanimi zlogi, bi takšen izkoristek znašal vsega 3 odstotke. Prav tako lahko iz dobljenegagrafa sklepamo, da se bo število uspešno sprejetih zlogov še zmanjševalo pri nespremenjenikonstantnosti pošiljanja, saj omrežje prehaja v globoko zasičenje. Opazna je tudi razlika medkoličino video prometa v brezžičnem omrežju v primerjavi s hitrim ethernet omrežjem, kjer jerazmerje faktorja 5, zavedati pa se moramo tudi dejavnika, da tukaj sodeluje manj videouporabnikov kot v prvem primeru.145

Slika 54: Količina sprejetega prometa video konference glede na dve različnioddaljenosti sodelujočih postaj.Iz zgornjega grafičnega prikaza je potrjena naša teza, kjer smo predvideli, da bo količinauspešno sprejetega prometa odvisna tudi od razdalje. Če se vrnemo nekoliko nazaj na sliko51, bomo opazili, da je Video struktura 1, v kateri se nahaja klient Video 1 veliko bližjedostopni točki, kot pa Video struktura 2 v kateri se nahaja klient Video 2. Kljub temu, daimajo vsi uporabniki video konference identične nastavitve, je vpliv razdalje dobro viden.Podobne rezultate bomo v nadaljevanju spoznali tudi pri VoIP komuniciranju. Rdeča krivuljaponazarja količino sprejetih zlogov bolj oddaljenega klienta od dostopne točke, medtem komodra krivulja prikazuje količino sprejetih zlogov klienta, ki se nahaja v neposredni bližinidostopne točke. Tudi tukaj lahko zatrdimo, da se količina sprejetega prometa tekom časa niža,kar je ponovni dokaz prehajanja omrežja v zasičenje.146

Slika 55: Razmerje med ustvarjenim prometom (modra krivulja) pri uporabisvetovnega spleta in sprejetim prometom (rdeča krivulja) v 30 sekundnem časovnemokvirju.Količina prometa, katera se ustvarja pri uporabi spletnih aplikacij je opazno manjša odkoličine v hitrem omrežju, k čemur pripomore manjše število uporabnikov, slabši izkoristekmed prejetimi in oddanimi paketi pa gre pripisati pomanjkanju razpoložljive pasovne širine.Slika 56: Zakasnitve v brezžičnem omrežju tekom obremenjevanja.147

Globalno gledano, lahko tezo o zasičenju potrdimo z grafom (slika 56), ki nam prikazujepovprečne časovne zakasnitve tekom obremenjevanja omrežja. Zakasnitev v omrežju prikonstantnem nespremenjenem obremenjevanju skorajda linearno narašča pod 45 stopinjskimkotom. Ker je vedno več ustvarjenega prometa, omrežje slednega ne more prenesti naenkrat,posledično pa se začno polniti krožne čakalne vrste, kjer zaradi omenjenih problemov začnenaraščati čas dostave paketa na končni cilj. V trenutku, ko je hitrost oddajanja paketov izkrožne vrste manjša od hitrosti generiranja prometa, pride do velike količine zavračanjapaketov.Slika 57: Globalni prikaz razmerja med količino ustvarjenih zlogov (modra krivulja) inuspešno sprejetimi zlogi zvočnega zapisa (rdeča krivulja) v omrežju 802.11 b.Da se ne bi preveč ponavljali, bomo pri sliki 57 omenili zgolj to, da je razmerje med vsemioddanimi zlogi in vsemi prejetimi zlogi zvočnega zapisa dosti večje, kot je razmerje priethernet omrežju. Vzroke za odstopanje smo že spoznali v predhodnih opisih grafov.Podobno, kot smo že potrdili vpliv oddaljenosti postaj na kakovost sprejetih zlogov videovsebine, bomo na naslednji sliki pokazali tudi, kako se odraža takšen vpliv na VoIP aplikaciji.Če se še enkrat za trenutek ustavimo na sliki 51, vidimo, da je v tem primeru VoIP Struktura 1s klientom VoIP1 nekoliko bolj oddaljena od dostopne točke, kot pa VoIP Struktura 2 sklientom VoIP 7.148

Slika 58: Količina sprejetega prometa VoIP aplikacije glede na dve različni oddaljenostisodelujočih postaj.Rdeča krivulja ponazarja potek sprejetih zlogov zvočnega zapisa akterja VoIP 7, ki je mnogobližje dostopni točki in ima hkrati na voljo boljši sprejem v primerjavi s sodelujočim akterjemVoIP 1, čigar uspešnost sprejema zlogov zvočnega zapisa prikazuje modra krivulja.UMTS brezžično omrežjeUMTS strukturo omrežja smo zasnovali podobno kot brezžično Wi-Fi omrežje, kjer smo dosamih oddajnikov uporabili ožičeno strukturo omrežja. Arhitekturo sestavljajo po en videostrežnik, spletni strežnik, spletni uporabniki, VoIP uporabniki, video uporabniki, enusmerjevalnik, trije IP usmerjevalniki (SGSN), zvezdišče ter enote za oddajanje UMTS radiovalovnega signala. Pomembna a ključna razlika v primerjavi s preostalima arhitekturamaomrežij se kaže predvsem v razpoložljivi pasovni širini.Internet je postal splošno uporabljen medij za mnoge aplikacije. Splet, spletne aplikacije terostale novosti zahtevajo vedno večje količine podatkov. Enako je pri mobilni telefoniji.Prenos slike in ostale storitve zahtevajo večje podatkovne prenose. Mnogo ponudnikovmobilnih telekomunikacij (Mobitel, SiMobil, T-2) je pričelo s ponudbo tretje generacije149

mobilnih telekomunikacij - UMTS. Gre za brezžično mobilno komunikacijo, ki omogočahitrosti prenosa do 384 kb/s, teoretično pa celo hitrost 2Mb/s.Dosedanje podatkovne storitve bodo torej opravljene hitreje, nekatere od njih bodo šele zUMTS-om pokazale vse svoje prednosti. UMTS zaradi svoje hitrosti omogoča uporabo novihstoritev, ki doslej zaradi premajhnih hitrosti in slabše kakovosti niso bile možne.Za UMTS je v praksi značilno, da ponuja pasovno širino v rangu od 144 kb/s pa vse tja do 2Mb/s. Razpoložljiva pasovna širina pa zavisi tudi od kvalitete signala, geografskega reliefa inseveda od oddaljenosti odjemne enote od oddajnika UMTS signala. Strukturo UMTS omrežjanam prikazuje slika 59.Slika 59: Arhitektura UMTS omrežja.Spletne rešitve temeljijo na tem, da delujejo na oddaljenem sistemu. Če se pogovarjamo vštevilkah, lahko rečemo, da na računalniku oz. strežniku potekajo procesi v Mb/s ali Gb/s.Sodobne žične povezave omogočajo povezljivost v Mbit/s, brezžične pa še vedno temeljijo vKb/s. GPRS omogoča prenose do 56K/s in dejansko predstavlja ozko grlo prenosa podatkov.Nezmožen je hkratnega prenosa zvoka in slike ali celo videotelefonije. UMTS pri tempredstavlja napredek, saj z kar 7x višjo hitrostjo omogoča te nove storitve.150

Rezultati simulacijS številnimi simulacijami smo preizkusili delovanje različnih aplikacij, ki smo jih tekom tegapoglavja omenili. Mednje spadajo podatkovni prenos (majhni in večji FTP), spletna pošta(majhni prenosi, večji prenosi), dostop do baz podatkov, VoIP telefonija in tudi videokonference. V tem poglavju preizkušanja aplikacij, smo preizkušali zgolj posamičneaplikacije in ne večih hkrati, kot je bilo to značilno za predhodnja preizkušanja, katere smoprimerjali z Wi-Fi in fast ethernet omrežji. Posledično so bili zaradi ene same aplikacije, ki jeprisotna v omrežju in zmanjšanega števila uporabnikov rezultati mnogo boljši.Slika 60: Razmerje med številom poslanih zlogov (modra krivulja) na časovno enoto inuspešno sprejetimi zlogi (rdeča krivulja) pri spletnem deskanju.Celotno število uporabnikov v simulacijskem modelu znaša 21, od katerih sta dva videoklienta, štiri VoIP uporabniki in 15 spletnih uporabnikov. Jedro omrežja, katerega tvorijostrežniki je s preostalim delom povezano preko 16 vtičnega zvezdišča (ang. hub) čez 10BaseT, PPP_DS3 in ATM OC3 povezave. FTP strežnik in E-mail strežnik konkretno v tejaplikaciji ne sodelujeta, saj sta bila namenjena zgolj testiranju preostalih aplikacij, katere pa todiplomsko delo ne zajema.151

Iz slike 60 lahko razberemo, da je krivulja, ki ponazarja število poslanih zlogov popolnomaidentična rdeči krivulji, katera ponazarja uspešno sprejete zloge pri aplikaciji spletnegadeskanja (http). Razlog, da sta krivulji skorajda identični gre pripisati dejstvu, da uporabnikispleta uporabljajo samo tako imenovano »lahko« deskanje (ang. light browsing) katero jedokaj varčno glede pasovne širine. Iz tega razloga velikšen del povezave pripade preostalimaaplikacijama (VoIP telefoniji in video konferenci). Rezultati simulacije so pokazali, da sozakasnitve glede odzivnosti objekta in spletne strani dokaj identične tistim, ki smo jih prejelipri brezžičnem omrežju (slika 56).Slika 61: Čas odzivnosti strani (modra krivulja) in čas odzivnosti objekta (rdečakrivulja) za http spletno deskanje.V trenutku, ko se v omrežju pojavi največja konica se odzivni čas strani bliskovito poveča nakar neverjetnih 8,7 sekunde. Podobno se zgodi tudi z odzivnim časom objekta, vendartovrsten maksimum ni tako izrazit, saj se celotna krivulja nahaja v intervalu med 0 in 0,7sekunde. Takoj, ko se obremenitev v omrežju zmanjša se posledično s tem zmanjša tudiodzivni čas strani, kateri se na koncu giblje okrog ene sekunde. Odzivni čas objekta obnormalni obremenitvi zavzame vrednost 0.35 sekunde, pri čemer maksimum ob največjiobremenitvi znaša zgolj 0.61 sekunde.152

Povsem drugačen scenarij se godi pri VoIP telefoniji. Razmerje med prejetimi zlogi zvoka invsemi oddanimi (gledano globalno) je zelo nizko, kar pomeni, da se veliko paketov bodisiizgubi, bodisi zavrže pri samem prenosu. Tekom simulacije smo prišli do zaključka, da je obvzpostavljeni videokonferenci in aktivnih vseh petnajstih spletnih uporabnikih pasovne širineabsolutno premalo za kvalitetno zagotavljanje vseh storitev. Zavedati se moramo, da namvideo konferenca zavzame skoraj celotno pasovno širino povezave, saj video kodiranje vnašem primeru ni najboljše, in se moramo zadovoljiti s tem, kar nam je snovalec programskeopreme ponudil (kodiranja ni moč spreminjati). Vse posledice opisane problematike soprikazane na sliki 62 katera se navezuje na promet VoIP aplikacije.Slika 62: Razmerje med številom poslanih zlogov zvoka (modra krivulja) in številomuspešno sprejetih zlogov (rdeča krivulja) na časovno enoto sekunda.Zvočni paket je v UMTS omrežju potreboval od 1,1 sekunde pa tja do 2,2 sekunde, da jeprepotoval iz enega konca omrežja na drug konec do končnega cilja, medtem ko se povprečnezakasnitve za zvočne pakete gibljejo med 0,08 in 0,38 sekunde, odvisno od same obremenitvev omrežju (slika 63).Če na kratko naredimo povzetek povprečnih zakasnitev v različnih omrežjih prikomuniciranju preko VoIP kaj hitro ugotovimo, da so zakasnitve v vseh treh aplikacijahpribližno enake, čeprav je potrebno vzeti v zakup, da imamo pri WiFi omrežju in fast ethernetomrežju veliko več VoIP uporabnikov, kot pa pri UMTS-u. Največja razlika se opazi v točki,153

kjer omrežje preide v zasičenje. Pri takšnem scenariju, zakasnitev v fast ethernet omrežju prirazličnih aplikacijah ne preide čez vrednost ene sekunde, v ostalih dve omrežjih pa je skokzakasnitve lepo viden, tudi tja do 6 oziroma 8 sekund. Prav tako moramo upoštevati dejstvo,da smo pri WiFi in UMTS-u uporabili za video konferenco najslabši nivo slike, ki je imelločljivost zgolj 128 x 240 točk pri pretočnosti 10 okvirjev na sekundo. To smo moraliupoštevati iz razloga omejenosti pasovne širine povezave. Zakasnitve pri prenosu zvočnihpaketov čez UMTS omrežje nam prikazuje slika 63.Slika 63: Čas, ki ga porabi paket zvoka, da preide iz enega konca UMTS omrežja nadrug konec (modra krivulja) in povprečna zakasnitev paketov zvoka v omrežju (rdečakrivulja).Prenos datotek čez UMTS omrežje (FTP)Uporabili smo zelo preprosto strukturo omrežja, katerega sestavljajo FTP strežnik za prenosdatotek, zvezdišče, usmerjevalnik, GGSN, SGSN, RNC in enoto postaja B, katere smo žepodrobneje spoznali v predhodnjih opisih posameznih gradnikov. Odjemalca zastopata dvemobilni UMTS enoti, kateri prenašata datoteke čez celotno opisano strukturo. Prenos smozasnovali tako, da se prenašajo velike količine podatkov, saj bomo lahko le na ta načinugotovili, kako se omrežje obnaša ob prisotnosti večjih obremenitev. Ker so ostale aplikacijeodsotne, število uporabnikov pa je močno zmanjšano, smo dosegli osupljive rezultate, saj soizgube praktično minimalne, v nekaterih primerih pa jih celo ni.154

Slika 64: Simulacijska struktura UMTS omrežja za prenos datotek (FTP).Vzamimo v drobnogled promet, ki se pretaka v takšnem omrežju in je prikazan na sliki 66.Modra krivulja nam prikazuje število uspešno sprejetih zlogov, katere je sprejel FTP strežnik,preostali krivulji pa prikazujeta količino poslanih zlogov, ki sta jih ustvarili mobilni UMTSenoti. V kolikor naredimo kratko statistično analizo, pridemo do zaključka, da je razmerjemed številom uspešno sprejetih in številom vseh oddanih zlogov skorajda 98 odstotno. Če sina kratko osvežimo spomin, smo takšno razmerje dosegli zgolj pri hitrem ethernet omrežju,bistvena razlika pa se kaže v številu aplikacij in sicer: tukaj uporabljamo zgolj eno aplikacijonaenkrat, v hitrem ethernet omrežju smo jih uporabljali več hkrati (Video, VoIP, Web ipd.).Rezultati bi se seveda bistveno poslabšali, v kolikor bi začeli dodajati še preostale aplikacije,katere UMTS omrežje premore. Za primerjavo smo izvedli tudi tako imenovani majhen FTPprenos, kateri je ponazoril še nekoliko izboljšane rezultate, kar je povsem razumljivo, saj jebilo s tem v omrežju posledično manj prometa (okvirjev). Na skrajni levi sliki (slika 65) namrdeča krivulja prikazuje število sej na časovno enoto in število zahtev (modra krivulja) venakem časovnem obdobju.155

Slika 65: Število sej na časovno enoto(rdeča krivulja) in število zahtev (modrakrivulja) v enakem časovnem obdobju priaplikaciji FTP.Slika 66: Oddajanje zlogov v omrežjemobilnih enot UE0 in UE1 (rdeča, zelenakrivulja) in sprejeti zlogi na strežniku(modra krivulja) pri FTP aplikaciji.Zanimiva je primerjava odzivnih časov prenosa k uporabniku in prenosa od uporabnika pridveh različnih obremenjenostih UMTS omrežja (majhna količina, velika količina podatkov).V scenariju prenašanja velikih količin podatkov se je odzivni čas prenosa k uporabniku gibalv območju desetih sekund (slika 67, modra krivulja), odzivni čas prenosa od uporabnika pa seje gibal med desetimi in enajstimi sekundami (slika 67, rdeča krivulja). Pravo nasprotje smoprejeli ob prenosu majhnih količin podatkov (slika 68), kjer je odzivni čas prenosa k in oduporabnika znašal konstantnih 0.94 sekunde. To nas pripelje do naslednjih zaključkov: zauporabo večih aplikacij hkrati, je potrebno reducirati količine prenešenih podatkov zaradiomejene pasovne širine. V primeru, da količine prenešenih podatkov posameznih aplikacij nereduciramo, se nam lahko pripeti pojav, da bodo aplikacije z višjimi prioritetami nemotenodelovale, za preostale pa bo preprosto zmanjkalo prostora v prenosnem kanalu vmesnika pozraku. Še enkrat pa moramo poudariti, da v tem segmentu preizkušanja UMTS omrežja ninamen prenašati več različnih aplikacij hkrati, temveč prikazati na kakšen način, s kakšnokvaliteto in katere aplikacije lahko vse prenašamo čez UMTS arhitekturo.156

Slika 67: Odzivni čas prenosa k (modrakrivulja) in od uporabnika (rdečakrivulja) pri veliki količini prometa.Slika 68: Odzivni čas prenosa k (modrakrivulja) in od uporabnika (rdeča krivulja)pri majhni (ang. light) količini prometa.Prenos spletne pošte čez UMTS omrežje (E-Mail)Da bi lahko podatke tembolj verodostojno ovrednostili in medsebojno primerjali, smo pustilisamo arhitekturo omrežja nespremenjeno, slednja pa je identična predhodnji, le da smo FTPstrežnik zamenjali s poštnim strežnikom. Bistvene spremembe sta bili deležni enoti zadefinicijo aplikacij, kjer smo v tem primeru definirali aplikacijo spletne pošte velikegaprometa in definicijo profilov uporabnikov, kjer smo definirali samo profil spletne pošte. Stem smo uporabniku določili, kaj bo počela njegova mobilna enota v omrežju (možnih je večprofilov). Če na kratko primerjamo grafikona za število uspešno sprejetih zlogov in vsehoddanih med FTP in spletno pošto, lahko opazimo, da se pri FTP aplikaciji velikega prometaprenaša veliko večja količina podatkov, kot pa v identični aplikaciji spletne pošte velikegaprometa. V danem trenutku se na primer prenese pri FTP aplikaciji kar 400 zlogov nasekundo, medtem pa pri spletni pošti zgolj 115 zlogov. To nam že nekako nakazuje realnopodobo zahtevnosti posameznih aplikacij.157

Slika 69: Razmerje med številom vsehposlanih (modra krivulja) in številom vsehsprejetih paketov (rdeča krivulja) priaplikaciji spletne pošte.Slika 70: Oddajanje zlogov v omrežjemobilnih enot UE0 in UE1 (rdeča, zelenakrivulja) in sprejeti zlogi na strežniku(modra krivulja) pri aplikaciji spletnepošte.Izkoristek med vsemi prejetimi in vsemi poslanimi paketi je identičen tistemu, ki smo gaspoznali pri FTP aplikaciji. Leva zgornja slika (slika 69) ponazarja skorajda popolno ujemanjemed opazovanima parametroma, odstopanje je minimalno in nastopi v časovnem intervalumed petnajstimi in dvajsetimi minutami obratovanja. Na desni sliki (slika 70) je prikazanpotek generiranja prometa mobilnih postaj (rdeča in zelena krivulja) ter količina sprejetegaprometa na spletnem strežniku (modra krivulja).158

Slika 71: Odzivni čas prenosa k (modrakrivulja) in od uporabnika (rdečakrivulja) pri veliki količini prometaaplikacije spletne pošte.Slika 72: Povečanje in spremembaodzivnega časa prenosa k uporabniku boljoddaljene enote UE0 (modra) v primerjaviz enoto UE1 (rdeča) od postaje B.Omembe vredna je medsebojna primerjava odzivnih časov prenosa k in od uporabnika medobema aplikacijama velikega prometa. Razmerje znaša skorajda za faktor 4 v korist aplikacijespletne pošte, saj tukaj odzivni čas prenosa k uporabniku ne preseže 2.75 sekunde, odzivni časprenosa od uporabnika pa 2.77 sekunde. Samo za osvežitev spomina omenimo, da sta obaodzivna časa pri FTP aplikaciji velikega prometa v okviru desetih sekund. Sedaj se vprašajmokaj se zgodi z odzivnim časom prenosa k uporabniku, če mobilno enoto UE0 premaknemo navečjo oddaljenost glede na oddajno/sprejemno UMTS enoto (postaja B). Odgovor je preprost,hkrati pa se slednji ujema z navedbami vrednosti, ki so ponazorjene v tabeli 5. Zaradi večjeoddaljenosti se kvaliteta signala spremeni, prav tako se spremeni tudi razmerje signal/šum.Ker se razmerje SNR poveča, se mora posledično zmanjšati pasovna širina, s tem pazmogljivost prenosnega kanala, ki lahko glede na novo oddaljenost mobilne enote prenašaustrezno manjšo količino podatkov.159

Slika 73: Količina generiranih zlogov boljpostaje UE0 (modra) v primerjavi zkoličino ustvarjenega prometa identičnepostaje UE1 v neposredni bližiniradijskega oddajnika (rdeča).Slika 74: Struktura UMTS omrežja zaprenos spletne pošte, z enoto UE0 na večjioddaljenosti od postaje B. (Za primerjavoglej sliko 64).Zgornjo tezo lepo prikazuje slika 73, kjer se je mobilni enoti zaradi velike oddaljenosti odosnovne postaje B opazno zmanjšala količina tvorjenega prometa (modra krivulja, enota UE0)v primerjavi z enoto UE1 (rdeča krivulja), katera se nahaja v neposredni bližini osnovnepostaje b (slika 74).Dostop do baze čez UMTS omrežjeZraven dosedaj vseh predstavljenih aplikacij, omogača UMTS omrežje tudi dostop do bazepodatkov, in sicer v obeh režimih, majhnega prometa, kakor tudi velikega prometa. Žaltovrstna aplikacija v simulacijskem okolju ni omogočala širokega izbora opazovanjakarakteristik, zato smo se odločili pogledati zgolj količino prenosa podatkov medodjemalcema in strežnikom.160

Slika 75: Količina prenosa podatkov med odjemalcema in strežnikom.Rezultati na priloženi sliki so sami po sebi dovolj zgovorni, in nakazujejo področje aplikacije,katera pri veliki obremenitvi prenaša veliko večje število zlogov na časovno enoto v danemtrenutku, kot pa predhodne aplikacije. Izkoristek med vsemi poslanimi zlogi mobilnih enot(rdeča, zelena krivulja) na časovno enoto in vsemi prejetimi zlogi na strežniku na časovnoenoto (modra krivulja) odraža ponovno visoko vrednost (98% in več).Primerjava med načini uvrščanja paketovV okvirju šestega poglavja smo natančno spoznali elemente, kateri vplivajo na kvalitetostoritev QoS. Med takšne elemente spada tudi pet načinov uvrščanja paketov v vrste: navadnouvrščanje (CQ, ang. custom queuing), uvrščanje »prvi not - prvi ven« (FIFO, ang. first in –first out), prednostno uvrščanje (PQ, ang. priority queuing), utežnostno pravično uvrščanje(WFQ, ang. weighted fair queuing) in utežnostno pravično uvrščanje na osnovi razredov(CBWFQ, ang. class based weighted fair queuing). Na osnovi opisanih prednosti in slabosti,ki smo jih podali v šestem poglavju bomo s pomočjo simulacije pokazali, kateri izmed štirihnačinov se najbolje obnese za naše tri uporabljene aplikacije (splet, video, VoIP). Če se še nakratko ustavimo na treh različnih arhitekturah omrežja, lahko opazimo, da imamo v največjimeri opravka z usmerjevalniki ravno v hitrem omrežju, kjer vsaka izmed struktur vsebuje poen usmerjevalnik. Iz tega sledi logičen sklep, da bo največji vpliv načinov uvrščanja razvidenravno v hitrem omrežju. V ta namen smo se poslužili modifikacije hitrega omrežja, kjer smo161

vsem povezavam, ki se nahajajo med stikalom in usmerjevalniki najprej definirali preko IP inQoS nastavitev navadno CQ uvrščanje, ter nato po enakem postopku ponovili definicije zavse preostale načine. Grafe smo po končani simulaciji izrisali v dveh različnih načinih, insicer v časovnem povprečju (ang. time avarage) ter v privzetem običajnem načinu (ang. AsIs).Prameter, kateri nam bo dajal realno sliko o uspešnosti načina uvrščanja bo število zavrženihpaketov, saj bomo lahko le iz tega ugotovili, kje je izmet paketov najmanjši. Ker je celotnazadeva temelječa na IP protokolu, bomo v ta namen spremljali globalni parameter »Droppedpackets«, ki se nahaja pod IP.Najprej si oglejmo rezultat navadnega uvrščanja CQ, katerega nam prikazujeta slika 76(običajen prikaz) in slika 77 (prikaz v časovnem povprečju).Slika 76: Število izgubljenih paketovprikazano v običajnem načinu za CQnavadno uvrščanje.Slika 77: Število izgubljenih paketov načasovno enoto v časovnem povprečju zaCQ navadno uvrščanje.Iz obeh zgoraj prikazanih slik lahko razberemo, da je število zavrženih paketov na časovnoenoto sekunda, relativno veliko. Desni graf nam prikazuje časovno povprečje, kjer se številozavrženih paketov po končani simulaciji ustavi na 1580. Če se v tej točki preko analogijenavežemo na izkoristek, kot ga poznamo v elektroenergetskih sistemih, bo slednji zaradivelike količine zavrženih paketov posledično ustrezno nižji. Naša želja je, da bi bil izkoristekmed vsemi poslanimi, in vsemi prejetimi paketi stoodstoten. Takšnega izkoristka seveda vpraksi ni moč doseči, se pa mu lahko približamo.162

Po logičnem sklepanju, ki temelji na teoretičnih predpostavkah v poglavju 6, bi morali bitirezultati FIFO uvrščanja, kakor tudi vsi naslednji, že opazno boljši. Poglejmo si, kakšnerezultate prejmemo pri uporabi uvrščanja »prvi not – prvi ven« (FIFO):Slika 78: Število zavrženih paketov načasovno enoto, prikazano v običajnemnačinu za FIFO uvrščanje.Slika 79: Število zavrženih paketov načasovno enoto v časovnem povprečju (ang.time avarage) za FIFO uvrščanje.Način uvrščanja »prvi not – prvi ven« FIFO, ki smo ga spoznali pri enojni in dvojni vrsti želepo vpliva na zmanjšanje števila zavrženih paketov, kar posledično zviša nivo izkoristka.Slednji nam odraža uspešnost med sprejetimi in oddanimi okvirji. Če ponovno opazujemodesni graf, lahko sklepamo, da smo z uporabo FIFO načina reducirali izgubo paketov iz 1580(CQ navadno uvrščanje) na vsega 320 (FIFO uvrščanje). Pri tem je potrebno poudariti, da greza izvajanje enakih aplikacij pri vseh načinih uvrščanja. Primerjava obeh do sedaj prikazanihnačinov nam poda razmerje med zavrženimi paketi velikosti faktorja 4.93,Zavrženi paketi (CQ) 1580Fr= = = 4.93Zavrženi paketi (FIFO) 320kjer Frpredstavlja faktor razmerja. Rezultati, ki smo jih spoznali do tega trenutka so v skladus pričakovanji in podkrepljeni s teoretičnimi navedbami. V nadaljevanju lahko torejpričakujemo se kvalitetnejše rezultate za oba preostala načina uvrščanja PQ in WFQ. Najprejpa poglejmo prioritetno uvrščanje (PQ):163

Slika 80: Število zavrženih paketov načasovno enoto, prikazano v običajnemnačinu za PQ uvrščanje.Slika 81: Število zavrženih paketov načasovno enoto v časovnem povprečju (ang.time avarage) za PQ uvrščanje.Za prioritetno uvrščanje PQ je ponovno značilno, da močno zmanjša število zavrženihpaketov v primerjavi s CQ in FIFO uvrščanjem. Desni graf nam ponovno prikazuje, kolikšnoje število zavrženih paketov v časovnem povprečju. To število je zgolj še 178 zavrženihpaketov po končani simulaciji. Oglejmo si še, kašno vrednost zavzame faktor razmerja za:1) Število zavrženih paketov v FIFO uvrščanju, napram številu zavrženih paketov PQuvrščanja.Zavrženi paketi (FIFO) 320Fr= = = 1.79Zavrženi paketi (PQ) 1782) Število zavrženih paketov v CQ uvrščanju, napram številu zavrženih paketov PQuvrščanja.Zavrženi paketi (CQ) 1580Fr= = = 8.87Zavrženi paketi (PQ) 178Izvedeni izračuni nam podajo realno sliko, za koliko je v medsebojni primerjaviposamična metoda boljša od preostale. Glede na to, da je metoda CQ najslabša, bomoslednjo uporabili tudi v nadaljevanju za medsebojne primerjave.164

Za konec si še oglejmo uspešnost metode utežnostnega pravičnega uvrščanja, ki se je medvsemi uporabljenimi izkazala za najkvalitetnejšo. Naše trditve potrjujeta krivulji na slikah81 in 82:Slika 82: Število zavrženih paketov načasovno enoto, prikazano v običajnemnačinu za WFQ uvrščanje.Slika 83: Število zavrženih paketov načasovno enoto v časovnem povprečju (ang.time avarage) za WFQ uvrščanje.Število zavrženih paketov se je iz začetih 1580 (navadno uvrščanje CQ) zmanjšalo na vsega43 z uporabo utežnostnega pravičnega uvrščanja (WFQ). Takšen primer je tipičen zgled, kakolahko neposredno vplivamo na izboljšanje kvalitete storitev QoS v različnih omrežjih. Takpristop velja povsod, kjer imamo opravka z usmerjevalniki, ki povezujejo različne segmenteomrežij, saj imamo le pri njih možnost vplivati na usmerjevalne algoritme in nenazadnje nanačin uvrščanja podatkovnih okvirjev. Podobno kot smo storili pri predhodni metodi, bomo zailustracijo tudi tukaj pokazali faktor razmerja za:3) Število zavrženih paketov v PQ uvrščanju, napram številu zavrženih paketov WFQuvrščanja.Zavrženi paketi (PQ) 178Fr= = = 4.13Zavrženi paketi (WFQ) 43Faktor razmerja nam pod tretjo točko lepo prikazuje, da je WFQ občutno kvalitetnejša sajWFQ za dober štirikratnik zmanjša izgubo paketov v primerjavi s PQ.165

4) Število zavrženih paketov v FIFO uvrščanju, napram številu zavrženih paketov WFQuvrščanja.Zavrženi paketi (FIFO) 320Fr= = = 7.44Zavrženi paketi (WFQ) 435) Število zavrženih paketov v CQ uvrščanju, napram številu zavrženih paketov WFQuvrščanja.Zavrženi paketi (CQ) 1580Fr= = = 36.74Zavrženi paketi (WFQ) 43Dobljeni faktorji razmerij so sami po sebi dovolj zgovorni, in kažejo nazorno v prid WFQnačinu uvrščanja. Žal simulacijski program ni podpiral CBWFQ uvrščanja, ki se je dodobra uveljavil v zadnjem času, in bi po navedbah teorije, še dodatno zmanjšal številoizgubljenih paketov. S tem bi se počasi že bližali visokemu izkoristku, med poslanimi insprejetimi okvirji v omrežju.ZaključekPo temeljiti analizi dobljenih rezultatov, ki smo jih prejeli tekom številnih simulacij, lahkozagotovo trdimo, da smo prejeli zadovoljive ocene pri obremenjevanju različnih tipovomrežij. V nekaterih primerih, kot so na primer strateško pomembne aplikacije (vojaškakomunikacijska infrastruktura itd.) pa vsekakor ni priporočljivo se upirati samo na takšnesimulatorje. V tovrstnih primerih je zelo pomembno, da omrežje preizkusimo direktno spomočjo dejanskih meritev oziroma za te aplikacije posebno izdelanimi programi, za naspa je v kritičnih strateških sistemih ključnega pomena, da znamo takšne podatke, ki smojih prejeli na osnovi meritev dejansko primerjati z rezultati pridobljenimi prekosimulatorja, v katerem simuliramo delovanje takšnega kompleksnega sistema.Simulacijska paketa Opnet Guru in Opnet Modeler sta odlična produkta, ki izpolnjujetavečino zahtev za simulacijska orodja, ki smo jih že navedli v poglavju 2.4.1Kljub temu pa si moramo z vidika poslovnih sistemov in ekonomskega obnašanja vednoodgovoriti na vprašanje, ali je za izvedbo posameznega projekta upravičen nakupsimulacijskega orodja oziroma ali bo izraba takšnega orodja pripeljala k boljšimrezultatom v praksi. V kolikor sta ob odgovora pritrdilna, je po mojem mnenju takšennakup vsekakor upravičen, potrebno pa se je zavedati, da lahko takšna orodja dosegajocene tudi nekaj desettisoč evrov in več.166

Današnja praksa kaže, da upravljalci komunikacijskih omrežij upravljajo omrežjavenomer bolj po občutku in ne v smeri sistematičnega pristopa, kar pa je v večiniprimerov napačno razmišljanje. Iz tega vidika izgublja pomen optimizacija, katera zaradihitrega razvoja tehnologij izgublja svoj pomen, saj se ob nadgradnji določenega segmentaomrežja enostavno zamenja ključne gradnike z novejšimi, naprednejšimi inzmogljivejšimi. Kot tipičen primer lahko v praksi navedemo aplikacijski strežnik, kateritekom časa zaradi številčnosti transakcij in množične uporabe počasi peša, iz tega razlogase ga enostavno zamenja z novim, ki je po zmogljivosti dva ali tri krat močnejši,optimizacija pa ponovno izpade, in tukaj se lahko simulator izkaže v vsej svoji luči. Totezo lahko podkrepimo s pomočjo uvrščanja paketov, kjer smo pri navadnem algoritmuCQ za uvrščanje paketov prejeli dokaj slabe rezultate, saj je bilo zavrženih veliko paketov,z majhno modifikacijo in spremenjenim algoritmom, katerega smo spoznali pod imenomWFQ (utežnostno pravično uvrščanje) pa smo prejeli na obstoječem enakem sistemuobčutno boljše rezultate. To pomeni, da smo naše omrežje z vsemi gradniki in algoritmioptimizirali do meje, kjer dobimo minimalni izmet paketov.Dandanes so simulatorji že dodobra uveljavljeni skorajda na vseh področjih in iz dneva vdan pridobivajo na popularnosti in uporabnosti. Eden izmed glavnih razlogov zakaj seslednji ne uporabljajo množično pa gre iskati predvsem v visokih cenah, ob tem pa jepotrebna tudi precejšnja mera znanja, pri uporabi takšnih simulatorjev. Predvsem zaradivisoke cene najdemo dandanes simulatorje v velikih korporacijah, kot so na primertelekomunikacijski giganti, ponudniki internetnih storitev, letalstvo, avtomobilskaindustrija, pomorske flote, vesoljski centri, vojska ipd. Takšne institucije imajo ponavadiopravka z zelo kompleksnimi informacijskimi sistemi, na katerih je optimizacija stakšnimi orodji še kako pomembna in se kaže predvsem na finančnem vidiku prihrankov stakšnim pristopom.Oba opisana orodja, ki smo jih uporabljali v naše namene sta primerna za manjša srednjain velika podjetja, ki se ukvarjajo predvsem z načrtovanjem in izgradnjo informacijskihkomunikacijskih omrežij (sistemov). Na osnovi teh programov lahko izboljšajo svojoučinkovitost, povečajo kakovost svojih storitev, saj se lahko na ta način enostavnoprilagajajo svojim odjemalcem (klientom), hkrati pa lahko uvajajo nove storitve v žeobstoječ sistem z najmanjšimi posegi v informacijsko infrastrukturo. Gledano iz drugeplati pa nam lahko simulatorji pomagajo razreševati zelo kompleksne probleme, ki so167

dandanes zelo pogosti, s tem pa zagotovimo stabilno delovanje omrežja na daljše časovnoobdobje brez izpadov.Sam simulator pa je lahko tudi izredno uporaben kot učni pripomoček, saj nam sodobnejšaorodja podpirajo tudi razne animacije in sledenje dogodkom, kar omogoči uporabnikudejanski vpogled na dogajanje v omrežju. Iz tega razloga si lahko uporabnik nanajenostavnejši način ustvari sliko o razumevanju delovanja posameznega omrežja inpodrobneje tudi njegovih gradnikov. Aktivnosti ne spremljamo le po učinkih, kot naprimer prenos datoteke, ampak lahko opazujemo tudi kako se je datoteka razdelila napakete, kako je naknadno potekala segmentacija paketov, prenos paketov in v zaključnifazi združitev paketov nazaj v celoto (datoteko). Ob tem je moč spremljati tudi študijeusmerjevalnih algoritmov, protokolov ipd. Naš simulacijski paket teh možnosti nidopuščal, zato bi lahko delovanje posameznega algoritma preverili v Matlab-u, oziromanatančneje v orodju Stateflow, ki je del orodja Simulink.Vseeno pa bi se simulator kot učni pripomoček dalo še precej izboljšati. Uporabo bimorali še bolj poenostaviti, dodati več interaktivnosti in multimedijsko opremiti z večopisi in razlagami. Ti opisi naj se ne bi nanašali le na delovanje simulatorja, ampak birazlagali celotno teoretično ozadje komunikacijskega področja. Ogromno število dodanihpraktičnih primerov bi bilo podprto z vgrajenimi modeli kot prikazi različnih razlag. Da oželjah po nizki ceni sploh ne govorimo.Naše uporabljeno orodje smo izbrali predvsem zaradi širokega nabora osnovnihgradnikov, možnosti spreminjanja in prilagajanja posameznih gradnikov sebi v prid, hkratipa takšno orodje omogoča tudi kreiranje svojih elementov ter modeliranje posameznihvplivov s pomočjo C++ programskega jezika. Uporabljeno orodje pa bomo uporabljalitudi v nadaljnjih raziskavah na področju telekomunikacij. S študijo posameznihalgoritmov na različnih tipih omrežij smo dokazali, kje se glavne šibke točke, na katerih jepotrebno še veliko delati naprej, v smislu optimizacij. Kot primer lahko navedem prenosvideo vsebine preko UMTS povezave, kjer nam ni bilo omogočeno da bi lahko vplivali nakodiranje video vsebine, s tem pa posledično zmanjšali obremenitev že tako majhnepasovne širine. Takšnih majhnih a ključnih pomanjkljivosti je v simulatorjih kar nekaj,vendar se število le teh z novejšimi različicami izrazito manjša. To je tipičen primer, daso simulatorji lahko uporabni v zelo širokem področju in so iz dneva v dan bližjerezultatom realnih sistemov. Vsekakor pa je napovedovanje prihodnosti v računalniškempodročju zelo nehvaležno delo. Mnogi so se že ušteli. Simulacije so se že uveljavile na168

azličnih področjih, od avtomobilske ali letalske industrije do računalniških iger. Mojemnenje je, da simulatorje računalniških omrežij čaka še velik razvoj in lepa prihodnost.Najpravičnejši sodnik tako še vedno ostaja čas.169

Seznam uporabljenih virov[1] W. Richard Stevens, The Protocols, TCP/IP Illustrated - Volume 1, Indianapolis2005.[2] Gary R. Wright, W. Richard Stevens, The implementation, TCP/IP Illustrated –Volume 2, Indianapolis 2005.[3] Lary L. Peterson and Bruce S. Davie, Computer Networks, Edition 3, SanFrancisco 2003.[4] R. Braden, Resource Reservation Protocol (RSVP), RFC 2205, september 1997.[5] Law, A. M., McComas, M. G.,: "Simulation Software for CommunicationsNetworks: The State of the Art", IEEE Communications Magazine, vol. 3, marec1994.[6] Michael T. Goodrich, Roberto Tamassia: Data Structures and Algorithms in Java.John Wiley & Sons, NY 2001.[7] Jernej Kozak: Podatkovne strukture in Algoritmi. Društvo MFA SRS, Ljubljana.[8] http://www.cisco.com/univercd/cc/td/doc/cisintwk/ito_doc/qos.htm#1020563[9] http://www.isi.edu/rsvp/overview.html[10] http://www.cisco.com/univercd/cc/td/doc/cisintwk/ito_doc/rsvp.htm[11] http://www.freesoft.org/CIE/RFC/1058/6.htm[12] http://www.opnet.com/products/modeler/home-2.html[13] COMNET III: Sanyaj p. Ahuja, A Network Simulation Laboratory Environment ForA Course In Communications Networks,http://fie.engrng.pitt.edu/fie98/papers/1205.pdf#search=%22Comnet%20III%22[14] COMNET III: mag. Iztok Humar, Robert Feri, prof. dr. Janez Bešter, Modeliranje,simulacije ter simulacijsko okolje COMNET III,http://lt.fe.uni-lj.si/gradiva/NMVTKO/nmvtko_simulacije_comnet.pdf[15] NETWORK II.5 Users Manual, Release 12, November 1997, Copyright © 1997CACI Products Company • Release 12, November 1997http://www.caciasl.com/pdf/N25.pdf#search=%22Network%20II.5%22[16] John Murphy, SES/workbench, September 1996,http://www.eeng.dcu.ie/~murphyj/the/the/node43.html[17] 2006 MM Solutions Group, Revision: January 1st, 2006, SES/workbenchhttp://www.mmsolutions.com/english/workbench.htm[18] Algorithm Design Case Study: Asian Communications Companyhttp://www.ewh.ieee.org/r6/scv/comsoc_ppt/sld021.htm[19] Law, A. M., McComas, M. G.,: "Simulation Software for CommunicationsNetworks: The State of the Art", IEEE Communications Magazine, vol. 3, str. 44 - 50,marec 1994[20] Comnet III User's Manual, Release 1.4, CACI Products Company, La Jolla,CA,1997[21] J.P. Castro : The UMTS Network and Radio Access Technology (Wiley, 2001)[22] http://homepages.unl.ac.uk/~virdeeb/Content/MSc/UMTS_Overview.pdf[23] http://www.umtsworld.com/technology/overview.htm[24] J-W. Jung, H-K. Kahng, R. Mudumbai, D. Montgomery : 'Performane Evaluationof Two Layered Mobility Management Using Mibile IP and Session InitiationProtocol',170

http://w3.antd.nist.gov/pubs/sip-mip-jwjung-globecom2003.pdf[25] N. Akhtar, M. Georgiades, C. Politis, R. Tafazolli : 'SIP-based End SystemMobility Solution for All-IP Infrastructures',http://evolute.intranet.gr/ist03_unis.pdf[26] E. Wedlund, H.Schulzrinne : 'Mobility Support Using SIP',http://www.cs.columbia.edu/~hgs/papers/Wedl9908_Mobility.pdf[27] Mobility and Mobile IP' (White Paper)http://www.ipunplugged.com/pdf/MobileIPIntro.pdf171

IzjavaIzjavljam, da sem diplomsko delo samostojno izdelal pod vodstvom mentorja red.prof. dr. Žraka F. Čučeja. Izkazano pomoč drugih sodelavcev sem v celoti navedel vzahvali.Saša Klampfer172