CC BY
84
УДК 004.057.4:004.738
С.Е. Сосенушкин, (4872) 35-14-82,
mpf-tula@rambler.ru, (Россия, Москва, ГОУ ВПО МГТУ «Станкин»)
ПОВЫШЕНИЕ ЭФФЕКТИВНОСТИ МАРШРУТИЗАЦИИ СЕТЕВЫХ ПАКЕТОВ НА ОСНОВЕ БАЛАНСИРОВКИ НАГРУЗКИ
Рассмотрен разработанный автором разовый протокол маршрутизации сетевых пакетов с балансировкой нагрузки и его преимущества перед стандартными протоколами на основе групповых методов маршрутирции.
Ключевые слова: сетевой пакет, балансировка, нагрузка, эффективность, маршрут изация
В основу классификации существующих методов маршрутизации целесообразно положить одно из фундаментальных понятии теории адаптивного распределения информационных потоков - план распределения информации (ПРИ) [1]. Если для маршрутизатора Я, заданы список доступных канаов связи и порядок их выбора при установлении связи к любому из маршрутизаторов в сети, т.е. дана матрица маршрутов М;, то говорят, что для Я задан план распределения информации [1,2].
Классификация методов маршрутизации на основе ПРИ приведена в таблице.
Классификация методов маршрутизации
Методы маршрутизации
1. Статические 2. Адаптивные
1.1. С использованием обходных путей 2.1. Статистические
2.1.1. Раовые
1.1.1. Случайные 2.1.2. Групповые
1.1.1.1. С перепоиском 2.1.2.1. С перепоиском
1.1.1.2. Без переписка 2.1.2.2. Без перепоиска
1.1.2. Детерминированные 2.2. Детерминированные
1.1.2.1. С перепоиском 2.2.1. Раовые
1.1.2.2. Без переписка 2.2.2. Групповые
1.2. Без использования обходных путей 2.2.2.1. С перепоиском
2.2.2.2. Без перепоиска
2.3. Комбинированные
2.3.1. Раовые
2.3.2. Групповые
2.З.2.1. С перепоиском
2.3.2.2. Без перепоиска
Методы маршрутизации, не производящие коррекции ПРИ в процессе работы сети, наываются статическими. Они делятся на методы без использования обходных направлений и методы с их использованием.
В первом случае между двумя различными маршрутизаторами существует единственный маршрут. Во втором случае между маршрутизат-рами существует несколько маршрутов, но порядок их выбора не меняется в процессе работы сети. Статические методы с использованием обходных путей делется на случайные и детерминированные. В первом случае направление продвижения пакета выбирается случайным обраом, а во втором - согласно упорядоченному множеству возможных направлений, определяющему порядок их просмотра.
Методы адаптивной маршрутизации (т.е. корректирующие ПРИ в процессе работы) можно подраделить на детерминированные, статистические и комбинированные. Детерминированные методы корректирует ПРИ в соответствии с состоянием сети в данный момент времени, статистические - на основе предыстории продвижения пакетов.
Все методы адаптивной маршрутизации могут быть раовыми или трутовыми, в зависимости от того, как часто производится коррекция ПРИ: после обслуживания одного пакета или некоторой группы пакетов.
К алгоритмам, лежащим в основе методов маршрутизации, предъявляются следующие требования по оптимизации маршрутов, гибкости и сходимости. Под оптимизацией маршрутов понимается способность опре-делэть наилучттти маршрут в зависимости от заданных критериев выбора и их весовых коэффициентов. Аддитивна характеристика протяженности (стоимости) маршрута наывается метрикой. Наилучшим маршрутом будет тот, для которого метрика минимаьна. Под гибкостью понимается способность быстро и точно адаптироваться к изменениям структуры и условий функционирования сети: отказам и восстановлениям узлов маршрутизации и канаов связи, изменению интенсивности и направления информационных потоков и другим изменениям условий работы сети. Под сходимостью понимается способность достичь быстрого соглашения между маршрутизаторами сети по оптимаьным маршрутам. Требования к аго-ритмам маршрутизации по гибкости и сходимости взаимосвязаны друг с другом. При изменении условий функционирования сети, влияющих на выбор оптимаьных маршрутов, маршрутизаторы пересчитывают опти-маьные маршруты и извещают о произошедших изменениях удаенные маршрутизаторы, которые также производят перерасчет. Время, в течение которого все маршрутизаторы приходя к общему соглашению по опти-маьным маршрутам, наывается временем сходимости. Алгоритмы маршрутизации, не обладающие высокой гибкостью и быстрой сходимостью, приводя к образованию маршрутных петель маршрутизации и даже к неработоспособности сети.
Традиционно в сетях передачи данных, входящих в состав сети Интернет, применяются детерминированные групповые методы адаптивной маршрутизации без перепоиска, подраделяемые на два подкласса: дистанционно-векторные методы и методы состояния связей.
Дистанционно-векторные методы (ДВМ) основаны на алгоритме Беллмана-Форда [3]. Эти методы достаточно просты в реализации, но обладают радом недостатков:
- недостаточна гибкость: ДВМ плохо адаптируются к изменениям маршрутной сети, что может приводить к возникновению петель и ошибочных маршрутов;
- время сходимости пропорционально глубине сети, что ограничивает применимость ДВМ в больших сетях.
Вычислительна сложность алгоритма Беллмана-Форда для графов без ребер отрицательного веса составляет O(n2), где п - число вершин графа, т.е. маршрутизаторов в сети. К стандартным протоколам внутренней маршрутизации, реализующим ДВМ и применяемым в КВС, относятся: RIP (Routing Information Protocol), IGRP (Interior Gateway Routing Protocol) и EIGRP (Enhanced IGRP). В силу особенностей ДВМ эти протоколы наиболее эффективно применять в небольших сетях с разреженной структурой, т.е. таких, для которых число ребер (каналов связи) m много меньше п2.
Методы состояния связей (МСС) основаны на алгоритме Дийкстры [3], также известном как алгоритм SPF (shortest path first - кратчайший путь первый). Данные методы превосходят ДВМ по всем показателям (гибкость, сходимость), кроме вычислительной сложности, котора для алгоритма Дийкстры составляет O(n2+m). Стандартные протоколы маршрутизации OSPF и IS-IS (Intermediate system to intermediate system), основанные на МСС, применимы для сетей большого диаметра любой связности. Однако в связи с высокой вычислительной сложностью агоригма Дийкстры предъявляют достаточно высокие требования к вычислительной мощности маршрутизаторов, их релизующих.
Рассмотренные протоколы маршрутизации относятся к групповым методам. В условиях быстро меняющейся нагрузки на рлные участки сети не всегда успевают адаптироваться к происходящим изменениям. В такой ситуации рловый лгоритм способен повысить производительность всей сети в целом за счёт более равномерного распределения информационных потоков в сети. Автором статьи рлработан лгоритм рловой маршрутизации, позволяющий повысить эффективность сетевой маршрутизации на основе блансировки нагрузки, т.е. более равномерного использования пропускной способности каналов связи и вычислительной мощности маршрутизаторов. Назовём указанный лгоритм РБ («разовый с блансиров-кой») и рассмотрим его подробнее.
Пусть маршрутна сеть состоит из п узлов, соединенных между собой m канлами связи, и описывается квадратной матрицей Мразмера п*п. Причем элемент Miyj равен метрике кратчайшего маршрута между узлами i и j. В качестве метрики можно использовать любую величину или комбинацию величин. Для простоты примем за метрику число шагов (т.е. кана-
лов связи), необходимое для достижения узла л из узла /. Нетрудно заметить, что полученнл матрица симметрична относительно главной диаго-нли (если канлы связи дуплексные), а значения всех элементов М,, лежащих на главной диагонли, равно нулю (метрик нулевого маршрута).
Поскольку сетева топология определена, матрицу М можно считать заданной. Первый этап работы лгоритма состоит в том, чтобы каждый маршрутизатор получи полную информацию о сетевой топологии и построил свой экземпляр упрощенной маршрутной матрицы для каждого из своих интерфейсов, а именно: для кждого интерфейса необходимо знать кратчайшее расстояние до всех других узлов сети. Построить такую топологическую блу данных можно любым из подходящих методов маршрутизации, например методом состояния связей. Пусть на начльном этапе все узлы широковещательно рассылают со всех интерфейсов сведени о подключенных каналах и их пропускной способности, ретранслируя при этом получаемые от соседних узлов извещения со всех свои интерфейсов. В рассматриваемой сети с т канлов связи максимальное расстояние между двумя узлами равно т (если все узлы выстроены «в линию»). В отсутствие пользовательского трафик время передачи одного пакета рл-мером не более 1 кБ по каналу связи с пропускной способностью 10 Мбит/с составит не более 0,8 мс, (округлим до 1 мс). Тогда информация о состоянии канлов достигнет самого удаленного уза не более чем за т мс. Число узлов в современных корпоративных сетях редко превосходит 100, следовательно, для заполнения базы в самом «худшем» случае достаточно 100 мс.
После построения топологической БД необходимо для каждого интерфейса рассчитать кратчайшие расстояния до каждого из удаленных узлов. Используем лгоритм Дийкстры. Его вычислительна сложность составляет 0(п +т) и максимльна для сильносвязных сетей (графов), таких
2 2 где т сопоставимо с п . Для таких сетей сложность составит 0(2п ), то есть
л
порядка 2п операций. При частоте процессора маршрутизатора не менее 10 МГц и п порядка 100 узлов время вычисления кратчайших путей составит порядка 20 мс. Итого общее время сходимости для сети из порядка 100 узлов составит не более 1 с.
Итак, кратчайшие пути рассчитаны. Рассмотрим процесс маршрутизации сетевых пакетов. В кчестве исходных данных используем полученные кратчайшие расстояния до всех улов, коэффициенты загрузки подключенных к данному узлу канлов, а также максимльно допустимую метрику маршрута Мтах, задаваемую администратором сети. Тогда на каждом узе маршрутизируемый пакет будет отправлен с интерфейса для которого выполнены следующие два условия:
- при отправке пакета через данный интерфейс существует мар-
шрут до целевого уза, для которого метрик не превосходит Мтах;
- загрузка канала связи данного интерфейса минимальна среди
всех интерфейсов, для которых выполнено первое условие.
Процесс продолжается до достижения пакетом целевого узла.
Основные достоинства описанного алгоритма состоят в том, что, во-первых, решение о продвижении каждого пакета принимается исходя из текущей загрузки прилегающих каналов. Во-вторых, досгагается более равномерна загрузка всех канлов связи, что позволяет снизить вероятность случайных локльных перегрузок, приводящих к существенным задержкам на отдельных участках. Прием чем больше Mmax, тем более равномерной будет загрузка сети.
Оценим эффектность предложенного протокола по критерию времени доставки в сравнении со стандартными протоколами RIP и OSPF на основе событийных моделей укланных протоколов. Для этого используем метод статистических испытаний (метод Монте-Карло [4]) В основе модели лежит концепция представления парллельно текущих процессов обработки пакетов в виде линейной последовательности событий. События рассматриваются в хронологическом порядке; для обработки каждого со-быти выполняется лгоритм, соответствующий данному тип события, определяющий реакцию системы и появление последующи событий, вызванных данным. Для проведения модельного эксперимента автором рл-работана компьютерна среда моделировани адаптиных протоколов маршрутизации. Среда релизована с использованием современных технологи объектно-ориенированого программировани, на языке высокого уровн Object Pascal в визульном редакторе Delphi 7 на компьютере с характеристиками: процессор AMD Athlon 1,8 ГГц, 1 Гб ОЗУ под управлением ОС Microsoft Windows XP.
В созданной среде построим модели 3 сетей рлной связности, относящихся к трём составным топологим [5] (рис. 1): иерархическа звезда (дерево), радильно-кольцева топология и решетка (grid). Каждая сеть состои из одиннадцати узлов. Для простоты будем счиать и одинаковыми (с производительностью 100 Мби/с), а пропускную способность всех канлов связи примем за 100 Мбит/с.
Рис. 1. Экспериментальные сети: дерево (слева), радиально-кольцевая (по центру), решетка (справа)
Для кждой сети проведем две серии экспериментов. В каждой серии построим зависимость среднего времен доставки пакета от общей за-
грузки сети, где обща загрузка L определяется как отношение суммы потоков завок от узла а к узлу j (для всех i иj от 1 до п) (2):
п п
L = ZZ h, j, (1)
i =j=1
где liyj - интенсивность потока сетевых пакетов от узла i к узу j.
Время обработки пакета считаем с момента его генерации до момента доставки в сеть назначения. Для получени среднего времени доставки выполним обработку 104 пакетов, что обеспечит точность полученного среднего порядка 0,005. При таки услових процесс моделиовани в разработанной среде на компьютере с характеристиками: процессор AMD Athlon 1,8 ГГц, 1 Гб ОЗУ под управлением ОС Microsoft Windows XP составляет порядка 10 с. В каждой сети моделиуем работу стандартных протоколов RIP и OSPF и протокола РБ. В качестве метрики маршрута для RIP используем число шагов, для OSPF - «стоимость» (интегральная характеристика, складывающаяся из числа шагов и пропускной способности канлов). Для протокола РБ в качестве метрики выберем для простоты число шагов и ограничим его числом 6 (избыточна стоимость маршрута не более 50 %).
Эксперименты 1-й серии. Пусть сеть находится в стационарном состоянии. Все потоки пакетов будем считать пуассоновскими (следовательно, интервалы между появлением пакетов распределены по экспонен-цильному закону). Интенсивности потоков считаем равными.
Эксперименты1 2-й серии. Пусть сеть не находится в стационарном состоянии. Все потоки сетевых пакетов считаем пуассоновскими с переменной интенсивностью. Изначльно 30 % суммарной интенсивности сосредоточено в одном потоке f0, выбранном случайно с равной вероятностью из всех п(п-1) потоков, а остальные 70 % равномерно распределены между остальными потоками. В ходе эксперимента после обработки каждых 10 % пакетов случайным образом (с равной вероятностью) выбиается один из оставшихся потоков f1, и избыточна интенсивность перераспределяется между f0 и f1 по линейному закону. Такой эксперимент позволит проследить влияние на эффективность работы протокола маршрутизации (по критерию времени обработки пакета) переменных по времени локль-ных пере гр у ок.
Зависимости среднего времени доставки пакета общей загрузки, полученные в ходе проведения модельных экспериментов, представлены на рис. 2.
а)
1 1 1 1 1 1 • / </ ' у/
\Ш\
■ ^
20 40 60 80 100 120 140
Радиально-кольцевая топология
Рис. 2. Результаты модельных экспериментов
Рассмотрим графики (рис. 2, а и г), на которых представлены результаты модельного экспериментов для топологии «дерево». Графики для всех трех протоколов совпадают, что подтверждает адекватность разработанной среды моделирования. Действительно, в сети существует единственный маршрут между любыми узлами I иСледовательно, использование адаптивной маршрутизации нецелесообразно.
Графики (рис. 2, б и в) (стационарное состояние, радиальнокольцевая топология и «решетка» соответственно) подтверждают предположение о том, что при низкой загрузке сети протокол РБ неэффективен и проигрывает групповым методам. Действительно, пропуска способность практически свободных каналов позволяет передавать большую нагрузку без задержек. Протокол РБ, стремясь выровнять загрузку канаов, удлиняет маршруты, что приводит к увеличению времени обработки в сравнении с групповыми агоритмами. С ростом загрузки сети время доставки выравнивается, т.к. использование обходных путей, в т.ч. с лишними шагами, становится оправданным из-за загруженности кратчайших путей.
Зависимости (рис. 2, д и е) покаывают, что при переменной загрузке сети и локальных перегрузках протокол РБ способен эффективно загружать свободные каналы, снижа нагрузку на «кратчайшие пути» и, тем самым, уменыла задержки. Эффект от баансировки возрастает с ростом
нагрузки и с увеличением чела обходных маршрутов (эффективность протокола на «решетке» выше, чем на радиально-кольцевой топологии).
В заключение перечислим основные результаты работы.
В работе проведены подробный обзор и классификация существующих методов маршрутизации. Отдельно рассмотрены методы адаптивной маршрутизации и стандартные протоколы на их основе.
Автором раработан и предложен адаптивный агоритм раовой маршрутизации с баансировкой нагрузки (агоритм РБ), позволяющий повысить эффективность работы сети путем более равномерного использования пропускной способности канаов связи.
Разработана компьютерная среда событийного моделирования адаптивных агоритмов маршрутизации на основе метода статистических испытаний Монте-Карло. Среда позволяет моделировать работу сетей произвольной конфигурации с использованием адаптивных протоколов RIP, OSPF, а также разработанного автором протокола РБ.
В созданной автором среде моделирования осуществлен рад экспериментов, подтверждающих, что протокол РБ позволяет эффективно перераспределять сетевой трафик. Максимаьный эффект достигается в сильносвязных сетях пи интенсивной переменной загрузке и локаьных перегрузках. В таких условиях протокол РБ позволяет снизить время доставки пакета до 10 % в сравнении с OSPF и до 15 % в сравнении с RIP.
Библиографический список
1. Бестугин А.Р., Богданова А.Ф., Стогов Г.В. Контроль и диагностирование телекоммуникационных сетей. СПб: Политехника, 2003. 174 с.
2. Лазарев В.Г., Лаарев Ю.В. Динамическое управление потоками в информационных сетях связи. М.: Радио и связь, 1983. 216 с.
3. Алгоритмы: построение и анаиз (Introduction to Algorithms) / Т. Кормен, [и др.]. 2-е изд. М.: Вильямс, 2006. 1296 с.
4. Кпиманов В.П. Раработка математических моделей и анализ эффективности вычислительных систем. М.: Изд-во МЭИ, 1992. 103с.
5. Сосенушкин С.Е. Анаиз типовых структур корпоративных сетей // Микроэлектроника и информатика - 2009: 16-я Всероссийска межву-зовска научно-техническая конференция студентов и аспирантов: тезисы докладов. М.: МИЭТ, 2009. 372 с.
S.E.Sosenushkin
Internetwork routing efficiency upgrading based on load balancing
The developed load-balancing one-time routing protocol and its advantages over standard distance-vector and link-state routing protocols are considered.
Получено 05.08.09
