CC BY
36
ТЕЛЕКОММУНИКАЦИИ
УДК 621.391+004.7
МЕТОД В1ДНОВЛЕННЯ МЕРЕЖ У В1РТУАЛ1ЗОВАНОМУ СЕРЕДОВИЩ1
СУЛ1МА С.В._
Розглядаеться вiртуaлiзaцiя телекомунiкацiйноï мережг Описуеться метод динамiчного ввдновлення вузлiв з ввдмовою, який використовуе евристичну модель для визначення оптимального мюця млрацд вiртуaлiзовa-них функцiонaльних вузлiв з фiзичного вузла з вщмо-вою. Розглядаеться проблема вибору мюць розташуван-ня децентрaлiзовaних вузлiв управлшня. Ключовi слова: NFV, видiлення ресурав, ввдновлення мереж1, мобiльнa мережа.
Key words: NFV, resource allocation, network recovery, mobile network.
1. Вступ
Хмарш обчислення - це нова парадигма, яка про-понуе обчислювальш ресурси в1ртуал1зованим способом з безпрецедентним р1внем гнучкосп, на-дшносп i масштабованосп. У парадигм1 хмарних обчислень передбачаеться, що обчислювaльнi ресурси пропонуються споживачам як сервiс. Це приводить до встановлення ново1' моделi обчислень, в якiй таю ресурси управляються i видшя-ються шакше, нiж в трaдицiйних сценaрiях. При пiдключеннi до хмарних шфраструктур можна отримати вiддaлений доступ до колекци вiртуaль-них ресурсiв, яю включають в себе обробку, пам'-ять, зберiгaння i передачу даних. Обчислювaльнi ресурси надаються динaмiчно, i очшуеться, що ïx використання повинне дотримуватися угод про рiвень обслуговування (Service Level Agreement -SLA) мiж провайдерами iнфрaструктури i спожи-вачами [1].
Оператори зв'язку все бшьше цiкaвляться вiртуaлi-зaцiею мережа Деякими потенцiйними випадками використання в ^Ri^i телекомунiкaцiй е простота розгортання вузлiв, таких як MME, S/P-GW, масш-табування за ix вимогою на основi миттевого нава-нтаження, а не на основi нaдмiрного видiлення ре-сурсiв для шкового навантаження, динaмiчнa ре-конфiгурaцiя топологи для уникнення вiдмов i вщ-новлення i т.д. Це прискорюе розгортання мереж1, зменшуе зaйнятi ресурси, коли у цьому немае не-обхщносп, i, таким чином, покращуе ефективнiсть використання ресурсiв для збшьшення доходу. Та-ке роз'еднання мiж програмним забезпеченням i апаратними засобами дозволяе також м^увати вiртуaльнi блоки. Даш властивост можна викори-стовувати для перенесення критично важливих мережевих об'ектiв при вiртуaлiзaцiï в безпечне мюце пiд час стиxiйниx лих [2]. У мереж з вiртуaлiзaцiею мережевих функцiй (Network Functions Visualization - NFV) функци вiртуaльноï мережi (Virtual Network Function -VNF) е програмним забезпеченням обробки траф>
ка мереж1, що працюе на вiртуaльниx машинах для обробки специфiчниx функцiй мережi поверх апа-ратних зaсобiв мережевоï iнфрaструктури. Окремi функци вiртуaльноï мережi можуть бути поеднаш одна з одною як будiвельнi блоки, щоб запропону-вати повномасштабний сервю мережi зв'язку. VNF можна легко розгорнути або перерозподшити в будь-якому мiсцi мереж1.
Iснуючi роботи, пов'язaнi з розгортанням VNF i мiгрaцiею, як правило, зосереджеш на пропозицiяx нових стрaтегiй розгортання [3] i меxaнiзмiв м^-раци [4]. Але вaртiсть мiгрaцiï не розглядаеться в цих дослщженнях. Насправд^ вaртiсть мiгрaцiï е ключовим фактором в ïï процесi. Вона впливае на ршення про те, як вибрати кандидат VNF для пе-ренесення i з'ясувати цiльову позищю, яка пiдxо-дить для м^раци [5].
Стiйкiсть обслуговування е важливою вимогою в будь-якш системi зв'язку, особливо в мобiльниx мережах. Крiм того, доступнiсть i надшшсть пос-луг, як зазначено в Рекомендаци МСЕ-Т E.800, ви-значають ключовий параметр характеристик якоси обслуговування (QoS). В контекстi хмарних мереж зв'язку забезпечувати стшюсть сервiсiв стае проблемою. Дшсно, висока доступшсть е важливою вимогою, але не обов'язково е невщ'емною рисою хмарних обчислень. В хмарному середовищi на стшюсть обслуговування може в значнш мiрi впливати вiдмовa будь-якоï VNF, що працюе на вiртуaльнiй машиш. Вiдмовa VNF може статися через кшька фaкторiв: вiдмовa апаратних зaсобiв (наприклад, через неправильне масштабування об-ладнання), врaзливiсть програмного забезпечення та помилка в управлшш VNF або у ïï вщповщнш вiртуaльнiй машиш, вщмова на рiвнi гiпервiзорa через неправильну конфiгурaцiю, негативний вплив на продуктившсть за рахунок iншиx VNF, розмщених на одному фiзичному вузл^ i злона-вмиснi атаки проти VNF або менеджера вiртуaль-но].' машини (тобто, гiпервiзорa) [6]. В операторсь-кiй xмaрi вiдмовa VNF може вплинути на площину управлшня (наприклад, MME), а також на площину даних користувача (наприклад, S-GW або P-GW). ïx вщмова ютотно впливае на надання пос-луг, таким чином, важлива стiйкiсть сервiсiв EPC шляхом визначення оперативних, масштабованих i нaдiйниx меxaнiзмiв для вiдновлення пiсля збоïв VNF [7].
Одна з основних проблем в контексп вiртуaлiзaцiï мереж1 полягае в тому, як ефективно використову-вати фiзичнi ресурси (тобто центральний проце-сор, пам'ять вузлiв i смугу пропускання кaнaлiв). В рядi дослiджень [8,9] запропоновано рiзнi методи для виршення завдання вiдобрaження вiртуaльноï мереж1 в над^ встановлення ефективного використання фiзичниx ресурсiв. У доповненш до методiв, необxiдниx для ефективного вщображення вiртуa-льних мереж на фiзичнi мереж1, потрiбнi методи, яю керують ресурсами, вже видшеними активним
вiртуальним мережам. На жаль, в лiтературi не описано таких методiв. Отже, юнуе необхiднiсть розробити методику, яка може перемютити вже розмiщенi вiртуальнi вузли в разi вiдмови вузла при зведенш до мiнiмуму перюду переривання об-слуговування.
У той час як адаптащя шляхiв для вiртуальних мереж була розглянута у рядi робiт [8,10], проблема вщмови вузла у вiртуальних мережах була розгля-нуто лише у [11], проте не враховувалася вартють ресуршв на вузлi та кшцева якiсть обслуговування. Крiм того, невиршеною залишалась задача вибору мiсць розташування вузлiв управлiння. У данiй робот представляеться розподiлений алгоритм вщновлення вузла, який ефективно пере-розподшяе вiртуальнi вузли, що постраждали вщ збою на фiзичному вузлi. Основна мета пропоно-вано! роботи полягае в розробщ механiзму само-вщновлення вiртуальноl мереж1, який може мшм> зувати вартiсть вiдновлення вузла пюля вiдмови, а також пiдтримувати високий рiвень фiзичноl пра-цездатностi мереж^ що, в свою чергу, збшьшуе прибуток провайдера.
2. Модель мережi та постановка задач1
Фiзична мережа задана у виглядi графа SN=(N,L), де N е множиною фiзичних вузлiв i L - множиною каналiв. Кожен канал (п 1,И2)еЬ, щ^еК мае мак-симальну пропускну здатнiсть cres(m,n2) i мереже-ву затримку L(m,n2), а кожен вузол пеК пов'яза-ний з певними ресурсами cresn1, 1еR, де R - мно-жина типiв ресурсiв. Мережа зв'язку представлена множиною ланцюпв сервiсiв (або запипв вiртуа-льно! мережi) Т, якi вбудовуються в фiзичну мережу. Запит вiртуальноl мережi ^ tеT, можна пред-ставити як зважений граф Gt=(Vt,Et), де е множиною вiртуальних вузлiв, що мiстить ht елементiв i позначаеться як де Уу означае j-
у мережеву функщю у ланцюзi функцiй t. Et е множиною вiртуальних каналiв Ви-
моги смуги пропускання каналу мiж двома функ-цiями, j1 i j2, що вiдносяться до ланцюга сервiсiв 1еТ, позначаються як dt(^lJ2), dtJ,1 - кiлькiсть ресурсу типу ^ що видiляеться для мережево! функци j ланцюга t. Булевi змiннi Хп° вказують, що мережева функщя j, пов'язана з ланцюгом tеT, розташову-еться на фiзичн0му ву3лi п, змшш ^п!,^)^1^ визна-чають, що фiзичний канал (п1,п2) використовуеть-ся у шляху мiж j1 та j2 для запиту t. Lt - максимальна затримка для запиту tеT; оо81К(1,п) - вартiсть зайнято! одиницi ресурсу i на фiзичному вузлi п, i оо81Ь(п1,П2) - вартють зайнято! одинищ пропускно! здатност на фiзичному каналi (щ^еЬ; 8ш1п1' означае, що функцiя j з запиту t може бути розм> щена на вузлi п.
МК являе собою множину вузлiв управлшня, де MNcN, якi вiдповiдають за функщонування про-понованого механiзму вщновлення пiсля вiдмови. Кожен керуючий вузол пов'язаний з одним або де-
кшькома вузлами фiзично! мережi i виконуе кроки, необхiднi для вщновлення пiсля вiдмови мережi. Процес призначення вузлiв управлiння i критери, як враховуються при виборi вузлiв управлшня, будуть дослщжеш далi.
У запропонованому пiдходi припускаемо, що вщо-браження запш!в вiртуально! мереж вже виконано (наприклад, з використанням тдходу, визначеного
в [9]).
Процес вщображення вiртуально! мереж вщбува-еться в два етапи: вщображення вузлiв (MN: i вiдображення каналiв (Мь: Е^Ь). У пропонованому пiдходi пiдкреслюеться, що будь-яке перемщення вiртуального вузла повинно виконуватись локально i бути координованим тшьки вузлами управлiння.
3. Оптимальне розмщення вузл1в управлшня у мережах, заснованих на NFV
Припускаемо, що вузли управлiння(далi - мене-джери) можуть розмщуватись в точках, де оператор вже мае сайт, тобто вузли управлшня розм> щуються у вузлах N.
При заданш кшькосп менеджерiв К iснуе сюнчен-
на множина з
V К ,
можливих розташувань. Вщпо-
вiдно, розмiщення менеджерiв е задачею багаток-ритерiальноl комбшаторно! опташзаци. Метою задачi е знаходження таких розташувань менедже-рiв з множини можливих розташувань розмiру К -
Рк = |р е 2^||р| = к|, що е оптимальними вщповщ-
но до деяко! цшьово! функци.
Метою опташзаци е визначення мюця розташування кожного менеджеру при заданш !х кiлькостi К, так що мiнiмiзуеться функщя загальних витрат Со81к({рк:кеК}), де рк - булева змiнна, яка рiвна одиницi, якщо менеджер розмiщуеться в точщ к. Задача оптимiзацi! буде мати вигляд:
ш1П CostK
{Рк^}
(1)
при обмеженнi £ Рк = К к
Основною метою хорошого розмiщення менедже-рiв е мiнiмiзацiя затримок мiж вузлами i менеджерами в мережа Проте розглядати тшьки затримки не достатньо. Розмщення менеджерiв повинно також враховувати певш обмеження стiйкостi [12]. На рис. 1 показаш рiзнi питання, яю необидно враховувати при оцiнцi стшкост розмiщення. Показано також нормалiзованi затримки мiж вузлами та штенсивнють навантаження на вузлах.
Oi(
о
а
2000
ш
о о
а б в
Рис. 1. Розмщення по рпних критер1ях: а -мшмально! затримки до менеджера; б - мшмального дисбалансу навантаження на менеджерiв; в - мшмаль-
но1 затримки мiж менеджерами Аналогично до [12] припустимо, що вузли призна-чаються до 1х найближчого менеджера, використо-вуючи як метрику затримки, тобто найкоротший шлях dlg,k м1ж вузлом g { менеджером к. Кшьюсть вузл1в на менеджера може бути незбалансованою -чим бшьше вузл1в менеджер повинен контролюва-ти, тим вище навантаження на цього менеджера. Якщо кшьюсть запипв вузла до менеджера в мереж збшьшуеться, аналопчно поводить себе 1 ймов1ршсть додаткових затримок через черги в систем! управлшня. Для того щоб бути стшким вщ перевантаження менеджера, призначення вузл1в р1зним менеджерам повинно бути добре збалансо-ваним.
Цшком очевидно, що одного менеджера не досить, щоб досягти яко1-небудь стшкост в мережа Проте, коли кшька менеджер1в розмщуються в мереж1, лопка управлшня мереж1 розподшяеться по дею-лькох менеджерах { вони повинш синхрошзувати-ся, щоб шдтримувати несуперечний глобальний стан. Залежно вщ частоти синхрошзаци м1ж менеджерами затримка м1ж ними грае важливу роль. На основ1 матриц dl, що мютить вщсташ найкоро-тших шлях1в м1ж ус1ма вузлами, максимальний час затримки передач! м1ж вузлом { менеджером для певного розмщення менеджер1в може бути визна-чений як:
ик1а1епсу(р)=шах(ааок).
Тут ddck - максимальна затримка передач! вщ вузла мережi до менеджера в точщ к; ddck розраховуеться так:
ddck = шax1atencyg • к ,
geV
де 1atencyg - затримка м1ж менеджером та вузлом
latencyg = min
dl
g,k ■
{к:кеУлук =1}
л^ - булева змшна, яка р1вна одинищ, якщо вузол g обслуговуеться менеджером розмщеним в точщ к
Розглядаемо не середне, а максимальне значення затримки, оскшьки середне приховуе значення найпршого випадку, що е важливим, коли стш-юсть повинна бути полшшена. Залежно вщ ситуаци бажано мати приблизно р1вне навантаження на вс1х менеджер1в, так щоб жоден менеджер не перевантажувався. Дал1 розглядаемо збалансований розподш вузл1в м1ж менеджерами. Як формальну метрику вводимо баланс розмщен-
ня або, BipHrne, дисбаланс, UKimbalance, тобто вщхи-лення вiд повнiстю збалансованого pозподiлу як piзниця мiж навантаженням на найбшьш i най-менш завантаженому менеджера UKimbalance визначаеться в такий споаб:
UKimbalance(p)=max(ldck)- min(ldck), де ldck>0, ldck - навантаження на менеджера в точщ k; ldck розраховуеться так:
ldck = £ loadg-ngk, geV
де loadg - коeфiцiент навантаження на вузол g. Як останнiй аспект стiйкого pозмiщeння менедже-piв, розглянемо, як затримка мiж менеджерами може враховуватися при вибоpi pозмiщeння мене-джepiв. Формально затримка мiж менеджерами UKinterlatency визначаеться як найбшьша затримка мiж будь-якими двома менеджерами при заданому ро-змщенш:
UKinterlatency(p)= , max }dlgk.
{k,g:k,geVApk=1,Pg=1}
Загалом, pозмiщeння з урахуванням затримки мiж менеджерами мають тeндeнцiю pозмiщувати всiх мeнeджepiв набагато ближче один до одного. Це збшьшуе максимальну затримку вiд вузлiв до ме-нeджepiв.
Таким чином, щльова функцiя ошташзаци:
CostK=wulatencyxUKlatency(p)+wuimbalancexUKimbalanGe(p)+
+wuinterlatencyxUKinterlatency(p) де wu - множина вагових коeфiцiентiв. На рис. 2 показаш можливi piшeння по розмщен-ню двох мeнeджepiв у мереж з 10 вузлами. Опти-мальне значення показуе, що ус оптимiзацiйнi цш
не можуть бути досягнул одночасно.
1,000
0Г5М 0,8« о,?оо
О.иО::
0.5К' о.аогi
О, ¿К 0,1« о ли
О 1: 00 320 160100 ¿40 280 320 360 400 440 480 520 560 600 640 680 720 760 800 84
Рк
Рис. 2. Проспр ршень ошгашзацшно! задач1 розмь щення менеджер1в
4. Оптимальне розмiщення вузлiв управлiння у мережах, заснованих на NFV
Процес перемщення вузлiв вipтуальноl мepeжi,
" • fail
розмщених на вузлi, який вiдмовив, vj , запуска-еться, коли система вщправляе запит на вщнов-лення вщповщному вузлу-менеджеру. Процес вщ-новлення для кожного порушеного вузла вipтуаль-но! мepeжi пpотiкае в такий спошб: менеджер на-правляе запит на вщновлення до всiх вузлiв фiзич-но! мереж1, на яких розмщаються вipтуальнi вузли, сумiжнi з ураженими вipтуальними вузлами. Кожен з цих вузлiв будуе дерево найкоротших шляхiв (Shortest Path Tree - SPT) до вах вузлiв ф>
■ + *
*
•
1 *
* -
■ ■ *
я
v. ♦ u trr latency
% Uk imbalane
iе т -г interlatency UK
500
зично! мережi на вiдстанi не бшьше l (nopir для максимального числа каналiв встановлюеться провайдером послуг) кроюв вiд вузла, де коренем SPT виступае сам цей вузол. Менеджер використовуе щ шляхи, щоб вибрати вузол з оптимальною вщс-танню до всiх вузлiв ф!зично! меpежi, де розташо-ванi вузли вipтуальнo! мереж^ пpилеглi до несправного вузла. Цей вузол в кшцевому рахунку стае оптимальним кандидатом для розмщення ураже-ного вipтуальнoгo вузла. Довжина результуючих шляхiв з SPT буде не бшьше 1, максимально! кшь-кост кpoкiв, дозволено! для шляху, який вщобра-жае канал вipтуальнo! мережа Кpiм того, емшсть кiнцевих вузлiв шлях!в з SPT повинна бути не ме-нша емнoстi вipтуальнoгo вузла, розмщеного на несправному вузлi. Обираемо вузол з мшмальною ваpтiстю шляху до вшх кореневих вузлiв у деревах SPT та мшмальною ваpтiстю обчислень. Алгоритм 1 (рис. 3) мютить опис псевдокоду алгоритму вщновлення вузла тсля вiдмoви i виконуеться для всiх {vt,j : XntJ=1 & n=failed}.
Xnt,j—0
S1 — { m : 3(et(j,m))} for all {m eS1} do f-,d,m)——0 wm — MN(vt,m)
end for
S2— Umes1 wm
Менеджер направляв запит SPT BciM ф!зичним вузлам у S2 for all w £ S2 do
Виконати алгоритм SPT S3,w — {q : length(q,w)<l} end for S4 — 0
for all q £ £s2 S3,W do for all {m eS1} do if 3(et(j,m))} then
f t. (,т) *
I(<l,~„) —1
end if end for
if CZ(b1,b2)EEtI.(a1,a2)eLf(a1,a2)''(''1'''2' • Ka1, аг) < k && dt''' < Cresq' Vi £ R && dtiJ,m) < cres(q, wm) Vm £ S1) then
CostNLq ^ weight1 • ^ df • costN(i, q) + weight2 • ^ costL(q, wm) • dt(,m)
iER W£S2
S4—S4^q end if
for all {m eSdo
ft,O,m)—0
end for end for if S4=0 then
Виконати алгоритм Реконф1гурацИ else
Обрати min CostNLq, q e S4 q*=argmin CostNL end if
Xq*t,j—1
for all {m eSdo if 3(et(j,m))} then
W )',(i,m)—1
end if end for
Рис. 3. Алгоритм вщновлення вузла з вщмовою
5. Висновки
Щоб впоратися зi значним зростанням трафша мо-бшьних даних, мобшьний оператор освоюе технологи вipтуалiзацi! меpежi та хмарних обчислень, щоб побудувати ефективш та гнучш мобшьш мереж! та пропонувати !х як хмарний сервю. У робот
встановлено, що дишм!чж надання вipтуалiзoва-них pесуpсiв у системах мобшьного зв'язку ставить нов! задач^ не виpiшенi у попередшх дослщжен-нях систем надання ресуршв. У статтi розглянута проблема вщновлення вipтуалiзoванo! меpеж!, що постраждала вщ в!дмови на нижчерозташованому ф!зичному вузлг Пропонований п!дх!д виконуеться розподшеним способом. У дoслiдженнi вирше-на проблема розташування локальних вузл!в уп-pавлiння з урахуванням паpаметpiв затримки та стшкоси, запропонована цiльoва функщя комбша-торно! oптимiзацiйнo! задачi розташування вузл!в упpавлiння. Запропоновано метод дишм!чного вiднoвлення вузл!в з в!дмовою, який використовуе евристичну модель для визначення оптимального мюця мiгpацi! вipтуалiзoваних функщональних вузл!В.
Метод може застосовуватись при управлшш фун-кцioнуванням вipтуалiзoванo! меpежi зв'язку для мiнiмiзацi! витрат оператора зв'язку та покращення якост! обслуговування абoнентiв. В подальших дoслiдженнях запропонований метод може бути розширений для урахування випадку вщмови вузла через його перевантаження та можливост реко-нфiгуpацi! всiе! системи. Лггература:
1. Castro P.H.P. A joint CPU-RAM energy efficient and SLA-compliant approach for cloud data centers / P.H.P. Castro, V.L. Barreto, S.L. Correa, L.Z. Granville, K.V. Cardoso // Computer Networks. 2016. Vol. 94. P. 1-13.
2. Khan A. Virtual Network Embedding for telco-grade network protection and service availability/ A. Khan, X. An, S. Iwashina // Computer Communications. 2016. Vol. 84. P. 25-38.
3. Xiong G. A virtual service placement approach based on improved quantum genetic algorithm / G. Xiong, Y.-X. Hu, L. Tian, J.-L. Lan, J.-F. Li, And Q. Zhou // Frontiers of Information Technology & Electronic Engineering. 2016. Vol. 17, No. 7. P. 661-671.
4. Gember-Jacobson A. OpenNF: Enabling Innovation in Network Function Control / A. Gember-Jacobson, R. Viswanathan, C. Prakash, R. Grandl, J. Khalid, S. Das, and A. Akella, // Proceedings of the 2014 ACM Conference on SIGCOMM, ser. SIGCOMM '14. New York, NY, USA, 2014. P. 163-174.
5. Xia J. Optimized Virtual Network Functions Migration for NFV/ J. Xia, Z. Cai, M. Xu // IEEE 22nd International Conference on Parallel and Distributed Systems. Wuhan, China, 2016. P. 340-346.
6. Scholler M. Resilient deployment of virtual network functions / M. Scholler, M. Stiemerling, A. Ripke, R. Bless // Proc. 5th Int. Congr. Ultra Mod. Telecommun. Control Syst. Workshops (ICUMT), 2013. P. 208-214.
7. Taleb T. On Service Resilience in Cloud-Native 5G Mobile Systems / T. Taleb, A. Ksentini, B. Sericola // IEEE Journal on Selected Areas in Communications. 2016. Vol. 34, No. 3. P. 483-496.
8. Fajjari I. VNR Algorithm: A Greedy Approach For Virtual Networks Reconfigurations / I. Fajjari, N. Aitsaadi,
G. Pujolle and H. Zimmermann // IEEE Globel Communications Conference, Exhibition and Industry Forum, Houston, United States, 2011.
9. Skulysh M. Model for Efficient Allocation of Network Functions in Hybrid Environment / M. Skulysh, L. Globa, S. Sulima // Information and Telecommunication Sciences. 2016. № 1. P. 39-45.
10. Rahman M.R. Survivable Virtual Network Embedding / M. R. Rahman, I. Aib, and R. Boutaba // IFIP International Federation for Information Processing, 2010.
11. Abid H. A novel scheme for node failure recovery in virtualized networks / H. Abid; N. Samaan // 2013 IFIP/IEEE International Symposium on Integrated Network Management (IM 2013), Ghent, Belgium, 2013. P. 11541160.
12. Hock D. Pareto-optimal resilient controller placement in SDN-based core networks / D. Hock, M. Hartmann, S. Gebert, M. Jarschel, T. Zinner, P. Tran-Gia // 25th International Teletraffic Congress (ITC), Shanghai, 2013. P. 1-9.
Надшшла до редколег!!' 09.09.2017 Рецензент: д-р техн. наук, проф. Безрук В.М.
Сулiма Свгглана Валеривна, астрантка Нацюнально-го техшчного ун!верситету Укра!ни "Кшвський пол!те-хн!чний !нститут". ^уков! штереси: мобшьш мереж^ NFV. Адреса: Укра!на, Ки!в, пров. 1ндустр!альний, 2, тел. 0666245361.
Sulima Svitlana Valeriivna, Ph.D. student at National technical university of Ukraine "Kiev Polytechnic Institute". Mobile networks, NFV. Address: Ukraine, Kyiv, pr. Industrialnyy 2, 0666245361.
