Analiza i projektowanie wielościeżkowych protokołów wyboru tras dla niskoorbitowych szerokopasmowych systemów satelitarnych

Transkrypt

1 POLITECHNIKA GDAŃSKA Wydział Elektroniki, Telekomunikacji i Informatyki Janusz Jurski Analiza i projektowanie wielościeżkowych protokołów wyboru tras dla niskoorbitowych szerokopasmowych systemów satelitarnych Rozprawa doktorska Promotor: prof. dr hab. inż. Józef Woźniak Wydział Elektroniki, Telekomunikacji i Informatyki Politechnika Gdańska Gdańsk, 2010

2 Spis treści SPIS TREŚCI... 1 INDEKS RYSUNKÓW I WYKRESÓW... 5 PODSTAWOWE SKRÓTY I POJĘCIA... 7 WYKAZ OZNACZEŃ WPROWADZENIE PROBLEMATYKA ROZPRAWY TEZA BADAWCZA ORGANIZACJA DOKUMENTU CHARAKTERYSTYKA SYSTEMÓW SATELITARNYCH PARAMETRY KONSTELACJI SATELITARNYCH WYSOKOŚĆ ORBITY MIMOŚRÓD ORBITY INKLINACJA ORBITY KĄT ELEWACJI TYP KONSTELACJI LICZBA ORBIT I LICZBA SATELITÓW NA ORBICIE ŁĄCZA GSL ŁĄCZA ISL ORAZ SATELITY OBP PODSUMOWANIE I WPŁYW PARAMETRÓW NA CHARAKTERYSTYKI SIECI CHARAKTERYSTYKA WYBRANYCH SIECI SATELITARNYCH IRIDIUM TELEDESIC PODSUMOWANIE PRZEGLĄD ARCHITEKTUR SYSTEMÓW SATELITARNYCH I PROTOKOŁÓW WYBORU TRAS ARCHITEKTURY SYSTEMÓW SATELITARNYCH KONCEPCJA WIDOKÓW DLA POTRZEB ROUTINGU WEWNĘTRZNEGO ŁADOWANIE TABLIC Z ZIEMI MPLS IDEA SIECI WIRTUALNEJ WIRTUALNE BRAMY GRANICZNE ORAZ BRAMY NAZIEMNE PROTOKOŁY WYBORU TRAS KLASYFIKACJE KLASYFIKACJA PROTOKOŁÓW ZE WZGLĘDU NA ZASTOSOWANIE KLASYFIKACJA PROTOKOŁÓW ZE WZGLĘDU NA SPOSÓB WYBORU TRASY PROTOKOŁY SCENTRALIZOWANE I ROZPROSZONE KLASYFIKACJA ZE WZGLĘDU NA SPOSÓB PRZEKAZYWANIA PAKIETÓW OCENA JAKOŚCI DZIAŁANIA PROTOKOŁÓW PROTOKOŁY WYBORU TRAS ROZWIĄZANIA DLA SIECI LEO ROUTING ZEWNĘTRZNY SIEĆ LEO JAKO SYSTEM AUTONOMICZNY POWIĄZANIE ROUTINGU ZEWNĘTRZNEGO I WEWNĘTRZNEGO ROUTING WEWNĘTRZNY W SIECIACH LEO

3 Spis treści 4 CHARAKTERYSTYKI OPÓŹNIENIOWE ORAZ OGRANICZENIE PRZEPUSTOWOŚCI OFEROWANEJ UŻYTKOWNIKOWI TRANSAKCYJNY CHARAKTER OPERACJI ZEROWE OBCIĄŻENIE SYSTEMU NIEZEROWE OBCIĄŻENIE SYSTEMU SYSTEMY OGRANICZONE PRZEPUSTOWOŚCIĄ I OPÓŹNIENIEM PORÓWNANIE Z WYNIKAMI UZYSKANYMI PRZEZ KLEINROCKA SCENARIUSZE ZŁOŻONE SCENARIUSZ STORE-AND-FORWARD WYKORZYSTANIE WIELU SATELITÓW POŚREDNICH OBP PODSUMOWANIE ANALIZA OBCIĄŻEŃ I PRZEPUSTOWOŚCI SIECI DLA RÓŻNYCH ALGORYTMÓW KIEROWANIA RUCHEM METODA PRZEPROWADZENIA BADAŃ I BADANE ALGORYTMY BADANIA W DOSTĘPNEJ LITERATURZE MODELOWANIE SYSTEMU GLOBALNY MODEL RUCHU MODELE SIECI MODELOWANIE STRUMIENIA DANYCH METODA PRZEPROWADZENIA BADAŃ ŁĄCZA GSL I BRAMY NAZIEMNE ROZKŁAD UŚREDNIONYCH PRZEPŁYWÓW I OBCIĄŻEŃ OKREŚLENIE MAKSYMALNEGO PRZEPŁYWU W ŁĄCZU ISL OBCIĄŻENIA ŁĄCZY ISL DLA ROUTINGU JEDNĄ TRASĄ IRIDIUM TELEDESIC ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM OBCIĄŻENIA ŁĄCZY ISL DLA ROUTINGU WIELOMA TRASAMI IRIDIUM TELEDESIC ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM ZALEŻNOŚĆ OBCIĄŻEŃ OD ILOŚCI AKTYWNYCH ŁĄCZY PODSUMOWANIE ANALIZA OPÓŹNIEŃ W SIECI DLA RÓŻNYCH ALGORYTMÓW KIEROWANIA RUCHEM METODA PRZEPROWADZENIA BADAŃ ANALIZA OPÓŹNIEŃ OPÓŹNIENIE DLA PARY SATELITÓW OPÓŹNIENIE ŚREDNIE I MAKSYMALNE DLA DANEJ TOPOLOGII SIECI OPÓŹNIENIA ZMIENNE W CZASIE PORÓWNANIE SKŁADNIKÓW OPÓŹNIENIA WYNIKI BADAŃ IRIDIUM TELEDESIC ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM PODSUMOWANIE

4 Spis treści 7 WYKORZYSTANIE RÓŻNYCH ŚCIEŻEK DO PRZESYŁANIA RUCHU O RÓŻNYCH WYMAGANIACH DOTYCZĄCYCH OPÓŹNIENIA WPROWADZENIE I CEL BADAŃ ZAŁOŻENIA WPŁYW MECHANIZMÓW KOLEJKOWANIA ZARZĄDZENIE KOLEJKAMI A RÓŻNORODNOŚĆ TRAS KIEROWANIE RUCHU RT TRASAMI OPTYMALNYMI POD WZGLĘDEM OPÓŹNIENIA MODEL RUCHU PRZEPUSTOWOŚĆ SIECI W ZALEŻNOŚCI OD ILOŚCI RUCHU RT ZMIENNOŚĆ TOPOLOGII I PRZEPUSTOWOŚCI SIECI W CZASIE PODSUMOWANIE WIELOKRYTERIALNA KLASYFIKACJA PAKIETÓW ADRESACJA IP I JEJ WPŁYW NA WIELKOŚĆ TABEL ROUTINGU POWIĄZANIE ADRESÓW IP Z ICH LOKALIZACJĄ GEOGRAFICZNĄ I PROBLEM FRAGMENTACJI ZAKRESÓW IP ROZKŁAD ADRESÓW IP W KONSTELACJACH SATELITARNYCH BUDOWA TABEL ROUTINGU PROBLEM KLASYFIKACJI WIELOKRYTERIALNEJ A KIEROWANIE RUCHEM GENEZA PROBLEMU DEFINICJA PROBLEMU KLASYFIKACJI WIELOKRYTERIALNEJ OGÓLNE ROZWIĄZANIE PROBLEMU HEURYSTYCZNE ROZWIĄZANIA PROBLEMU PODSUMOWANIE ZASTOSOWANIE ALGORYTMÓW KLASYFIKACJI WIELOKRYTERIALNEJ W SIECIACH SATELITARNYCH ODSEPAROWANA PRZESTRZEŃ ADRESOWA WSPÓLNA PRZESTRZEŃ ADRESOWA PODSUMOWANIE PODSUMOWANIE LITERATURA

5

6 Indeks rysunków i wykresów RYSUNEK 1: ORGANIZACJA DOKUMENTU Z ZAZNACZENIEM PROPOZYCJI AUTORSKICH...23 RYSUNEK 2: SIEĆ IRIDIUM KĄT INKLINACJI 86, RYSUNEK 3: SIEĆ GLOBALSTAR KĄT INKLINACJI RYSUNEK 4: KĄT ELEWACJI...29 RYSUNEK 5: MINIMALNA WIELKOŚĆ KONSTELACJI SATELITÓW...30 RYSUNEK 6: KONSTELACJA TYPU Π ORAZ 2Π WIDOK ZNAD BIEGUNA...31 RYSUNEK 7: SZEW (ZAZNACZONY KOLOREM CZERWONYM) W SIECI IRIDIUM...31 RYSUNEK 8: SATELITY W OBSZARZE PODBIEGUNOWYM WIDOK ZNAD BIEGUNA...32 RYSUNEK 9: SATELITA NA WYSOKOŚCI H, PRZY KACIE ELEWACJI Θ...33 RYSUNEK 10: PRZYŁADOWY PODZIAŁ CZĘSTOTLIWOŚCI W OBSZARZE OBSŁUGIWANYM PRZEZ SATELITĘ (FRAGMENT)...36 RYSUNEK 11: ZASADA DZIAŁANIA SYSTEMU Z SATELITAMI TYPU BENT-PIPE...40 RYSUNEK 12: ZASADA DZIAŁANIA SYSTEMU KORZYSTAJĄCEGO Z SATELITÓW OBP...40 RYSUNEK 13: OGRANICZENIE SZYBKOŚCI TRANSMISJI TCP Z POWODU OKNA NADAWCZEGO O WIELKOŚCI 64 KB...44 RYSUNEK 14: DOSTĘPNOŚĆ SYSTEMU LEO ONE ORAZ ROZMIESZCZENIE LUDNOŚCI ZIEMI I WIELKOŚCI DOCHODU W ZALEŻNOŚCI OD SZEROKOŚCI GEOGRAFICZNEJ...45 RYSUNEK 15: TRÓJWYMIAROWY MODEL SIECI IRIDIUM...51 RYSUNEK 16: SATELITA IRIDIUM...52 RYSUNEK 17: ZDJĘCIE JEDNEJ Z ANTEN SATELITY IRIDIUM...53 RYSUNEK 18: MODUŁ KOMUNIKACYJNY SATELITY IRIDIUM...54 RYSUNEK 19: TRÓJWYMIAROWY MODEL SIECI TELEDESIC...55 RYSUNEK 20: ZASTOSOWANIE BRAM NAZIEMNYCH...60 RYSUNEK 21: BRAMY NAZIEMNE W SYSTEMIE GLOBALSTAR...61 RYSUNEK 22: SIEĆ SATELITARNA LEO JAKO JEDEN Z WIELU SYSTEMÓW AUTONOMICZNYCH...68 RYSUNEK 23: TUNELOWANIE W SIECI SATELITARNEJ LEO...73 RYSUNEK 24: ZNAJDOWANIE WEWNĘTRZNEGO ADRESU DOCELOWEGO NA PODSTAWIE ADRESU IP...74 RYSUNEK 25: TRANSLACJA ADRESÓW W SIECI SATELITARNEJ LEO...75 RYSUNEK 26: POWSTAWANIE PĘTLI PRZY WYSZUKIWANIU KILKU NAJKRÓTSZYCH TRAS...79 RYSUNEK 27: ZALEŻNOŚĆ CZASU TRANSAKCJI OD PRZEPUSTOWOŚCI ŁĄCZA NA PRZYKŁADZIE SIECI IRIDIUM...95 RYSUNEK 28: GRANICZNE PRZEPUSTOWOŚCI ŁĄCZA W ZALEŻNOŚCI OD WYSOKOŚCI ORBITY...97 RYSUNEK 29: GRANICZNE PRZEPUSTOWOŚCI ŁĄCZA DLA RÓŻNYCH OBCIĄŻEŃ SYSTEMU...98 RYSUNEK 30: PORÓWNANIE GRANICZNYCH PRZEPUSTOWOŚCI ŁĄCZY RYSUNEK 31: WIELE SATELITÓW POŚREDNICH W SIECI LEO, A JEDEN SATELITA W SIECI GEO RYSUNEK 32: SCHEMAT POSTĘPOWANIA DLA BADAŃ OBCIĄŻEŃ I PRZEPUSTOWOŚCI SIECI RYSUNEK 33: POTENCJALNE ZAPOTRZEBOWANIE NA TRANSMISJĘ DANYCH W SKALI GLOBU RYSUNEK 34: POTENCJALNE ZAPOTRZEBOWANIE NAŁOŻONE NA MAPĘ ZIEMI RYSUNEK 35: RZUT SIECI TELEDESIC NA POWIERZCHNIĘ GLOBU RYSUNEK 36: IRIDIUM: ROZKŁAD PRZEPŁYWÓW W ŁĄCZACH ISL DLA ROUTINGU JEDNĄ TRASĄ RYSUNEK 37: IRIDIUM: ROZKŁAD OBCIĄŻENIA DLA NAJGORSZEJ SYTUACJI (ROUTING JEDNĄ TRASĄ) RYSUNEK 38: IRIDIUM: ŁĄCZA O OBCIĄŻENIU POWYŻEJ 0,5 DLA NAJGORSZEJ SYTUACJI (ROUTING JEDNĄ TRASĄ) RYSUNEK 39: IRIDIUM: ŚCIEŻKI POWODUJĄCE NAJWIĘKSZE OBCIĄŻENIE NAJBARDZIEJ OBCIĄŻONEGO ŁĄCZA (ROUTING JEDNĄ TRASĄ) RYSUNEK 40: TELEDESIC: ROZKŁAD PRZEPŁYWÓW W ŁĄCZACH ISL DLA ROUTINGU JEDNĄ TRASĄ RYSUNEK 41: TELEDESIC: ROZKŁAD OBCIĄŻENIA DLA NAJGORSZEJ SYTUACJI (ROUTING JEDNĄ TRASĄ) RYSUNEK 42: TELEDESIC: ŁĄCZA O OBCIĄŻENIU POWYŻEJ 0,5 DLA NAJGORSZEJ SYTUACJI (ROUTING JEDNĄ TRASĄ) RYSUNEK 43: TELEDESIC: ŚCIEŻKI POWODUJĄCE NAJWIĘKSZE OBCIĄŻENIE NAJBARDZIEJ OBCIĄŻONEGO ŁĄCZA (ROUTING JEDNĄ TRASĄ) RYSUNEK 44: ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM: ROZKŁAD PRZEPŁYWÓW W ŁĄCZACH ISL DLA ROUTINGU JEDNĄ TRASĄ RYSUNEK 45: ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM: ROZKŁAD OBCIĄŻENIA DLA NAJGORSZEJ SYTUACJI (ROUTING JEDNĄ TRASĄ) RYSUNEK 46: ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM: ŁĄCZA O OBCIĄŻENIU POWYŻEJ 0,5 F MAX DLA NAJGORSZEJ SYTUACJI (ROUTING JEDNĄ TRASĄ)

7 Indeks rysunków i wykresów RYSUNEK 47: ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM: ŚCIEŻKI POWODUJĄCE NAJWIĘKSZE OBCIĄŻENIE NAJBARDZIEJ OBCIĄŻONEGO ŁĄCZA (ROUTING JEDNĄ TRASĄ) RYSUNEK 48: IRIDIUM: ROZKŁAD PRZEPŁYWÓW W ŁĄCZACH ISL DLA ROUTINGU WIELOMA TRASAMI RYSUNEK 49: IRIDIUM: ROZKŁAD OBCIĄŻENIA DLA NAJGORSZEJ SYTUACJI (ROUTING WIELOMA TRASAMI).130 RYSUNEK 50: IRIDIUM: ŁĄCZA O OBCIĄŻENIU POWYŻEJ WARTOŚCI 0,5 F MAX DLA NAJGORSZEJ SYTUACJI (ROUTING WIELOMA TRASAMI) RYSUNEK 51: IRIDIUM: ŁĄCZA ISL WYKORZYSTYWANE PRZEZ ROUTING WIELOMA TRASAMI DO PRZENOSZENIA RUCHU POMIĘDZY JEDNĄ PARĄ SATELITÓW RYSUNEK 52: IRIDIUM: ROUTING WIELOMA TRASAMI DLA PARY SATELITÓW POŁĄCZONYCH ŁĄCZEM ISL..133 RYSUNEK 53: TELEDESIC: ROZKŁAD PRZEPŁYWÓW W ŁĄCZACH ISL DLA ROUTINGU WIELOMA TRASAMI RYSUNEK 54: TELEDESIC: ROZKŁAD OBCIĄŻENIA DLA NAJGORSZEJ SYTUACJI (ROUTING WIELOMA TRASAMI) RYSUNEK 55: TELEDESIC: ŁĄCZA O OBCIĄŻENIU POWYŻEJ WARTOŚCI 0,5 F MAX DLA NAJGORSZEJ SYTUACJI (ROUTING WIELOMA TRASAMI) RYSUNEK 56: TELEDESIC: ŁĄCZA ISL WYKORZYSTYWANE PRZEZ ROUTING WIELOMA TRASAMI DO PRZENOSZENIA RUCHU POMIĘDZY JEDNĄ PARĄ SATELITÓW RYSUNEK 57: ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM: ROZKŁAD PRZEPŁYWÓW W ŁĄCZACH ISL DLA ROUTINGU WIELOMA TRASAMI RYSUNEK 58: ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM: ROZKŁAD OBCIĄŻENIA DLA NAJGORSZEJ SYTUACJI (ROUTING WIELOMA TRASAMI) RYSUNEK 59: ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM: ŁĄCZA O OBCIĄŻENIU POWYŻEJ WARTOŚCI 0,5 F MAX DLA NAJGORSZEJ SYTUACJI (ROUTING WIELOMA TRASAMI) RYSUNEK 60: ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM: ŁĄCZA ISL WYKORZYSTYWANE PRZEZ ROUTING WIELOMA TRASAMI DO PRZENOSZENIA RUCHU POMIĘDZY JEDNĄ PARĄ SATELITÓW RYSUNEK 61: IRIDIUM: ZALEŻNOŚĆ OBCIĄŻENIA ŁĄCZY ISL OD ILOŚCI AKTYWNYCH ŁĄCZY W SIECI RYSUNEK 62: TELEDESIC: ZALEŻNOŚĆ OBCIĄŻENIA ŁĄCZY ISL OD ILOŚCI AKTYWNYCH ŁĄCZY W SIECI RYSUNEK 63: ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM: ZALEŻNOŚĆ OBCIĄŻENIA ŁĄCZY ISL OD ILOŚCI AKTYWNYCH ŁĄCZY W SIECI RYSUNEK 64: ILUSTRACJA DOWOLNOŚCI W WYBORZE ŚCIEŻEK RYSUNEK 65: SIEĆ IRIDIUM: PORÓWNANIE SKŁADNIKÓW OPÓŹNIENIA RYSUNEK 66: SIEĆ TELEDESIC: PORÓWNANIE SKŁADNIKÓW OPÓŹNIENIA RYSUNEK 67: SIEĆ IRIDIUM: OPÓŹNIENIA W SIECI ISL UŚREDNIONE W CZASIE RYSUNEK 68: SIEĆ IRIDIUM: UDZIAŁ OPÓŹNIENIA KOLEJKOWANIA W OPÓŹNIENIU CAŁKOWITYM RYSUNEK 69: SIEĆ TELEDESIC: OPÓŹNIENIA W SIECI ISL UŚREDNIONE W CZASIE RYSUNEK 70: SIEĆ TELEDESIC: UDZIAŁ OPÓŹNIENIA KOLEJKOWANIA W OPÓŹNIENIU CAŁKOWITYM RYSUNEK 71: ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM: OPÓŹNIENIA W SIECI ISL UŚREDNIONE W CZASIE RYSUNEK 72: ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM: UDZIAŁ OPÓŹNIENIA KOLEJKOWANIA W OPÓŹNIENIU CAŁKOWITYM RYSUNEK 73: OPÓŹNIENIA KOLEJKOWANIA W ZALEŻNOŚCI OD OBCIĄŻENIA ORAZ ILOŚCI RUCHU KLASY RT RYSUNEK 74: OPÓŹNIENIA KOLEJKOWANIA I PROPAGACJI DLA RÓŻNEGO RODZAJU SIECI RYSUNEK 75: SCHEMAT WYZNACZANIA TRAS KIERUJĄCY RUCH RT TRASAMI OPTYMALNYMI POD WZGLĘDEM OPÓŹNIENIA RYSUNEK 76: IRIDIUM: PRZEPUSTOWOŚĆ W ZALEŻNOŚCI OD ILOŚCI RUCHU KLASY RT RYSUNEK 77: TELEDESIC: PRZEPUSTOWOŚĆ W ZALEŻNOŚCI OD ILOŚCI RUCHU KLASY RT RYSUNEK 78: ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM: PRZEPUSTOWOŚĆ W ZALEŻNOŚCI OD ILOŚCI RUCHU KLASY RT RYSUNEK 79: IRIDIUM: PRZEPUSTOWOŚĆ W ZALEŻNOŚCI OD ILOŚCI RUCHU KLASY RT RYSUNEK 80: TELEDESIC: PRZEPUSTOWOŚĆ W ZALEŻNOŚCI OD ILOŚCI RUCHU KLASY RT RYSUNEK 81: ZMODYFIKOWANA SIEĆ IRIDIUM: PRZEPUSTOWOŚĆ W ZALEŻNOŚCI OD ILOŚCI RUCHU KLASY RT RYSUNEK 82: ROZKŁAD PODSIECI IP NA POWIERZCHNI ZIEMI RYSUNEK 83: PRZYJĘTA TOPOLOGIA SIECI SATELITARNEJ RYSUNEK 84: ZALEŻNOŚĆ LICZBY PODSIECI IP PRZYPISANYCH SATELICIE OD WIELKOŚCI SIECI SATELITARNEJ RYSUNEK 85: LICZBA REGUŁ W TABELI ROUTINGU W ZALEŻNOŚCI OD WIELKOŚCI SIECI SATELITARNEJ

8 Podstawowe skróty i pojęcia BER (ang. Bit Error Ratio) stopa błędów, czyli współczynnik liczby bitów błędnie otrzymanych do ogólnej liczby otrzymanych bitów. Przyjmuje się, że w dobrej jakości łączach naziemnych BER powinien być mniejszy od patrz [Roddy06]. Poziom stopy błędów wynoszący 10-8 jest uznawany za wartość niezbędna dla transmisji TCP patrz [Chotikapong00]. BGP (ang. Border Gateway Protocol) protokół stosowany do wymiany informacji między systemami autonomicznymi w Internecie, służący do ustalania tras między tymi systemami. BGP wyparł inny, stosowany wcześniej protokół EGP (ang. Exterior Gateway Protocol). CDMA (ang. Code-Division Multiple Access) metoda współdzielenia dostępu do kanału transmisyjnego wykorzystująca rozpraszanie widma transmitowanego sygnału za pomocą specjalnych sekwencji kodowych. CIDR (ang. Classless Inter-Domain Routing) kierowanie pakietów w oparciu o adres docelowy i maskę patrz [RFC1518], [RFC1519] oraz [RFC4632]. DAMA (ang. Demand Assignment Multiple Access) metoda kontroli dostępu do kanału transmisyjnego, w której użytkownicy otrzymują odpowiednią przepustowość, bazując na ich żądaniach zgłaszanych w wyodrębnionym kanale, służącym jedynie dla zgłaszania rezerwacji. DAMA sama w sobie nie pozwala na podział kanału, więc może być stosowana jedynie w powiązaniu z innymi technikami wielodostępu, takimi jak TDMA czy FDMA, tak jak to opisano np. w [Roddy06]. DBS (ang. Direct Broadcast Satellite/System) system/satelita dostarczający sygnał, taki jak TV, bezpośrednio do użytkowników naziemnych. DEC LAT (ang. Digital Equipment Corporation Local Area Transport) protokół transportowy stworzony przez firmę DEC służący do łączenia się z usługami terminalowymi udostępnianymi przez systemy VAX (komputery tej samej firmy). DiffServ (ang. Differentiated Services) architektura zapewniania zróżnicowanych parametrów jakościowych dla użytkowników sieci Internet, w której ruch użytkowników dzielony jest na klasy i każda z klas jest inaczej traktowana zgodnie z pewną polityką patrz [RFC2475]. Droga (w grafie lub w sieci, ang. simple path albo path) to taka ścieżka w grafie lub w sieci, w której nie powtarzają się ani wierzchołki grafu (lub węzły sieci) ani krawędzie (łącza) patrz [Bondy76] oraz [Diestel05]. ETSI (ang. European Telecommunications Standards Institute) organizacja zajmująca się definiowaniem standardów telekomunikacyjnych w Europie. FDMA (ang. Frequency-Division Multiple Access) metoda współdzielenia dostępu do kanału transmisyjnego, w której użytkownicy transmitują swoje dane w różnych zakresach częstotliwości, unikając w ten sposób kolizji. FEC (ang. Forward Error Correction) technika kodowania danych, w której nadawca wysyła dane nadmiarowe pozwalające odbiorcy wykryć i zazwyczaj skorygować ewentualne błędy, które mogą pojawiać się podczas transmisji na skutek zakłóceń. FIFO (ang. First In First Out) sposób obsługi kolejek, w którym kolejność obsługi jest taka sama jak kolejność napływania zgłoszeń do kolejki

9 Podstawowe skróty i pojęcia GEO (ang. Geostationary Earth Orbit) orbita geostacjonarna, położona nad równikiem Ziemi, w odległości km od powierzchni Ziemi. Obiekty na tej orbicie poruszają się z prędkością dokładnie zgodną z ruchem obrotowym Ziemi, dzięki czemu nie zmieniają swojego położenia względem obiektów naziemnych. Orbitę GEO czasem oznacza się też skrótem GSO (ang. Geostationary Orbit). GSL (ang. Ground-Satellite Link) łącze (bezprzewodowe) między terminalem naziemnym a satelitą. GSO (ang. Geostationary Orbit) inne oznaczenie orbity GEO. HEO (ang. Highly Elliptical Orbit) orbity eliptyczne, posiadają perygeum i apogeum, sięgające odpowiednio 500 km i 50 tys. km. ICO (ang. Intermediate Circular Orbit) inaczej kołowe (nieeliptyczne) orbity MEO. IEEE (ang. Institute of Electrical and Electronics Engineers) stowarzyszenie zajmujące się definiowaniem standardów związanych z elektrycznością (w tym również telekomunikacyjnych) w Europie. IETF (ang. Internet Engineering Task Force) nieformalne stowarzyszenie zajmujące się definiowaniem standardów w sieci Internet. IGP (ang. Interior Gateway Protocol) klasa protokołów, które służą do określania tras wewnątrz systemu autonomicznego. IntServ (ang. Integrated Services) architektura zapewniania wymaganych parametrów jakościowych dla użytkowników sieci Internet, w której użytkownicy maja możliwość zarezerwowania potrzebnych im zasobów sieci (przepustowości) na całej trasie do celu patrz [RFC1633]. IPoS (ang. IP over Satellite) pierwszy standard dotyczący przesyłania ruchu IP w sieciach satelitarnych. IS-IS (ang. Intermediate System to Intermediate System) popularny protokół stosowany do ustalania tras między urządzeniami sieciowymi w Internecie. Protokół przeznaczony jest do zastosowania w ramach jednego systemu autonomicznego (tzw. klasa protokołów IGP). ISL (ang. Inter-Satellite Link) bezpośrednie łącze (bezprzewodowe) występujące pomiędzy satelitami konstelacji, które umożliwia bezpośrednią łączność pomiędzy tymi satelitami bez udziału innych elementów systemu satelitarnego. ITU (ang. International Telecommunication Union) organizacja powołana pod patronatem Organizacji Narodów Zjednoczonych (ONZ), zajmująca się standaryzowaniem rynku telekomunikacyjnego i radiokomunikacyjnego w skali globalnej. Jitter popularna nazwa dla określenia zmienności opóźnień pakietów (ang. packet delay variation) przesyłanych przez sieć. Termin ten jest bardzo słabo i niejednoznacznie zdefiniowany. Jedna z bardziej formalnych definicji jest w [RFC3393] jest to różnica opóźnienia dla wybranych w określony sposób pakietów. W [RFC3550] znajduje się nieco inna definicja (rozdział oraz dodatek A.8), w szczególnych tylko sytuacjach zgodna z definicją w [RFC3393]. Konstelacja satelitarna zbiór takich samych lub podobnych satelitów, umieszczonych na kilku orbitach, zazwyczaj orbity te mają ten sam promień patrz rozdział

10 Podstawowe skróty i pojęcia LEO (ang. Low Earth Orbit) orbita niska, której odległość od powierzchni Ziemi waha się w granicach od 500 km do 2 tys. km. MAC (ang. Media Access Control) warstwa kontroli dostępu do współdzielonego medium komunikacyjnego, czyli zespół reguł, którymi powinni kierować się rywalizujący o dostęp użytkownicy. MEO (ang. Medium Earth Orbit) orbita o średniej wysokości, której odległość od powierzchni Ziemi waha się w granicach od 5 tys. km do 20 tys. km; orbity MEO czasem oznaczane też skrótem ICO (ang. Intermediate Circular Orbit). MSS (ang. Mobile Satellite Systems) systemy satelitarne dla celów komunikacji mobilnej. NCC (ang. Network Control Center) centrum zarządzania sieci (satelitarnej). Centrum takie może być rozproszone geograficznie (niekoniecznie musi znajdować się w jednej lokalizacji geograficznej). OBP (ang. On-Board Processing) na pokładzie satelity typu OBP są wykonywane operacje przetwarzania informacji, w szczególności kierowanie ruchu; dla odróżnienia, satelity typu bent-pipe (ang. bent-pipe repeater satellite) nie wykonują takiego przetwarzania, a więc pracują jedynie jako proste przekaźniki: odbierają sygnał z Ziemi, wzmacniają go, przesuwają w dziedzinie częstotliwości i wysyłają w kierunku terminali naziemnych. OCC (ang. Operation Control Center) centrum operacyjne sieci (satelitarnej), które wraz z NCC zarządza zasobami sieci, działaniem satelitów, kontrolą ich położenia, itp. OSPF (ang. Open Shortest Path First) popularny protokół stanu łącza stosowany do ustalania tras między urządzeniami sieciowymi w Internecie; protokół przeznaczony jest do zastosowania w ramach jednego systemu autonomicznego (tzw. klasa protokołów IGP). POTS (ang. Plain Old Telephone Service) oznaczenie podstawowej usługi telefonicznej. Problem NP (ang. Nondeterministic Polynomial) klasa złożoności problemów decyzyjnych, dla których znane już rozwiązanie można zweryfikować przy użyciu algorytmów o złożoności wielomianowej. Niekoniecznie są to jednak problemy, dla których znalezienie rozwiązania udaje się w czasie wielomianowym patrz [Kubale94]. Problem NP-trudny (ang. NP-hard = nondeterministic polynomial-time hard) klasa złożoności problemów (decyzyjnych, optymalizacyjnych, itp.), których rozwiązanie jest co najmniej tak trudne, jak rozwiązanie każdego problemu z klasy NP. W szczególności, problemy NP-zupełne można zredukować do problemu NP-trudnego przy użyciu transformacji o złożoności, co najwyżej, wielomianowej (odwrotnie natomiast już nie jest) patrz [Kubale94]. Problem NP-zupełny (ang. NP-complete) klasa złożoności problemów (decyzyjnych, optymalizacyjnych, itp.), dla których nie udało się jak dotąd znaleźć rozwiązania za pomocą algorytmów o złożoności wielomianowej (lub mniejszej). Istnieje przypuszczenie, że takie algorytmy nie istnieją, aczkolwiek nie udało się tego nigdy udowodnić. Każdy problem klasy NP można natomiast sprowadzić w czasie wielomianowym do problemu NP-zupełnego patrz [Kubale94]. Przepływ (prosty) (ang. flow) oznacza dane, pakiety lub inne nośniki informacji, których strumień przepływa pomiędzy węzłami, zazwyczaj między konkretną parą - 9 -

11 Podstawowe skróty i pojęcia węzłów w sieci (źródłowym i docelowym), ale też pomiędzy większą liczbą węzłów (w szczególności ruch rozgłoszeniowy jeden do wielu ). Czasem też pomiędzy jedną parą węzłów może istnieć kilka przepływów (każdy, dla innej aplikacji). Przepływ prosty, nawet pomiędzy parą węzłów, może być przesyłany kilkoma ścieżkami, przynajmniej częściowo rozłącznymi (ang. multipath). Przepływ wieloskładnikowy (ang. concurrent multi-commodity flow) jest to zbiór przepływów prostych w sieci, który odbywa się pomiędzy wieloma węzłami. Przepływy te korzystają ze wspólnych i ograniczonych zasobów, jakimi są łącza między węzłami sieci (o określonej przepustowości). Dowolny przepływ pakietów w sieci można przedstawić jako przepływ wieloskładnikowy. RIP (ang. Routing Information Protocol) popularny protokół wektorowo-odległościowy stosowany do ustalania tras między urządzeniami sieciowymi w Internecie; protokół przeznaczony jest do zastosowania w ramach jednego systemu autonomicznego (tzw. klasa protokołów IGP). SBD (ang. Short-Burst Data) usługa oferowana w sieci Iridium pozwalająca wysyłać krótkie wiadomości, przypominająca nieco pocztę lub usługę SMS oferowaną w sieciach komórkowych. SMS (ang. Short Message Service) usługa pozwalająca wysyłać krótkie wiadomości tekstowe między terminalami sieci telekomunikacyjnej. Store-and-forward metoda przekazywania pakietów przez węzeł pośredni, w której cały pakiet jest odbierany z interfejsu wejściowego, następnie jest weryfikowany i przetwarzany i dopiero wtedy jest wysyłany przez interfejs wyjściowy zobacz [Intel04]. Strefa Van Allena jest to strefa wokół Ziemi, gdzie jest wyjątkowo duże natężenie naładowanych cząstek o dużej energii głównie elektronów i protonów złapanych przez ziemskie pole magnetyczne. Cząstki te mogą uszkadzać elektroniczne komponenty satelity (prawdopodobieństwo uszkodzenia rośnie wraz z długością czasu, przez jaki na to promieniowanie narażony jest satelita). Można wyróżnić dwa pasy Van Allena: wewnętrzny pas rozciąga się już od około 1 do 5 tys. km nad równikiem magnetycznym Ziemi (największe natężenie osiąga na wysokości od 3,5 do 4 tys. km), natomiast pas zewnętrzny, który nie przeszkadza satelitom LEO: 15 do 25 tys. km patrz [Wu94]. Jako ciekawostkę można podać, że te naładowane cząstki są także odpowiedzialne za powstawanie zorzy polarnej w okolicach podbiegunowych, gdzie linie ziemskiego pola magnetycznego przecinają atmosferę. System autonomiczny (w Internecie) część sieci zarządzanej przez tego samego operatora i posiadająca wspólną, wewnętrzną politykę wyboru tras. Poszczególne systemy autonomiczne w Internecie są równoprawne. Wymieniają one między sobą informacje o trasach, używając zewnętrznego protokołu routingu (w praktyce, protokołu BGP). Każdy system autonomiczny przetwarza, według własnych potrzeb, informacje otrzymane z innych systemów autonomicznych patrz [Wozniak00]. Szew (konstelacji satelitarnej) szew w konstelacji satelitarnej jest miejscem, w którym ruch satelitów na orbitach po przeciwnych stronach szwu odbywa się w przeciwnych kierunkach patrz rozdział Ścieżka (w grafie lub w sieci, ang. trail) to taka trasa w grafie lub w sieci, w której nie powtarzają się krawędzie grafu (łącza między węzłami) patrz [Bondy76]

12 Podstawowe skróty i pojęcia TDMA (ang. Time-Division Multiple Access) metoda współdzielenia dostępu do kanału transmisyjnego, w której poszczególni użytkownicy transmitują dane w przeznaczonych dla nich chwilach czasu, unikając w ten sposób kolizji. TIA (ang. Telecommunications Industry Association) stowarzyszenie zajmujące się definiowaniem standardów telekomunikacyjnych w Ameryce. Trasa (w grafie lub w sieci, ang. walk) to dowolny ciąg krawędzi grafu lub łączy sieci łączący dwa wybrane wierzchołki lub węzły patrz [Bondy76] oraz [Diestel05]. Trasa nazywana jest też marszrutą. USAT (ang. Ultra Small Aperture Terminal) patrz VSAT. VSAT (ang. Very Small Aperture Terminal) jest to skrót stosowany w odniesieniu do wielu urządzeń lub całych systemów satelitarnych, które (w oryginalnym znaczeniu) miały posiadać małych rozmiarów anteny o maksymalnej średnicy 3 metrów. Rozmiary anten mogą być w praktyce dużo mniejsze i, w związku z tym, często stosuje się także sformułowanie USAT (ang. Ultra Small Aperture Terminal)

13

14 Wykaz oznaczeń Poniżej przedstawiono spis oznaczeń stosowanych w pracy: µ szybkość obsługi (ang. service rate) w przypadku łącza, jest związana z jego przepustowością C SP, CMCF Wskaźnik efektywności, gdzie SP lub CMCF oznacza wybrany algorytm kierowania ruchem c prędkość światła C(e i ) lub C przepustowość łącza e i E C* przepustowość graniczna d D oznaczenie węzła docelowego dla przepływu (ang. destination) liczba żądanych przepływów (niezerowych) d lub d(x,y) długość łącza ISL (pomiędzy węzłami x oraz y) d min E F długości najkrótszego łącza ISL w konstelacji zbiór łączy w sieci liczba pól mających znaczenie podczas klasyfikacji pakietu f(e) całkowity przepływ w łączu e E f max maksymalna wartość przepływu (w dowolnym łączu sieci) f s,d ilość żądanego przepływu generowanego w węźle s V i skierowanego do węzła d V f s,d (e i ) f śr h K k ilość ruchu pochodząca ze strumienia pomiędzy węzłami s i d przepływająca przez łącze e i E średni przepływ w łączach ISL w konstelacji wysokość orbity maksymalna długość kolejki nadawczej (pojemność bufora) liczba tzw. grup przepływów (w przeprowadzanej analizie równa liczbie satelitów) K(e i ) koszt związany z przesłaniem jednostki danych przez łącze e i E L lat liczba łączy w sieci szerokość geograficzna, na jakiej satelity są połączone łączem ISL M najmniejsza wspólna wielokrotność największego kosztu (tj. max K( e ) ) i przepustowości łączy (tj. max C( e ) ) N P p ei E liczba reguł klasyfikacji liczba orbit i ilość danych przesyłanych podczas transakcji (wielkość transakcji lub pakietu) ei E i

15 Wykaz oznaczeń p K R S s T prawdopodobieństwo utraty pakietu dla założonej pojemności bufora K promień Ziemi liczba satelitów na orbicie (w ramach jednej orbity) oznaczenie węzła początkowego dla przepływu (ang. source) czas transakcji T e średnie opóźnienie pakietu dla pojedynczego łącza e E T P T Q T Q-NRT T Q-RT T R opóźnienia propagacji (ang. propagation delay) opóźnienia kolejkowania (ang. queuing delay) opóźnienia kolejkowania dla klasy ruchu NRT opóźnienia kolejkowania dla klasy ruchu RT chwilowe oznaczenie opóźnienia wprowadzanego przez pozostałe (nie analizowane) łącza w sieci T s,d średnie opóźnienie dla ruchu między satelitami s i d, T Śr T T T TŚr (ρ,alg) T W U V V min W w A, w B Z α γ δ ε θ λ Λ opóźnienie średnie w sieci dla konkretnej topologii opóźnienia transmisji (ang. transmission delay) uśrednione opóźnienie w sieci dla obciążenia sieci ρ oraz algorytmu Alg opóźnienia obsługi (ang. processing delay) liczba węzłów w sieci zbiór węzłów w sieci liczba satelitów potrzebna do pokrycia powierzchni całego globu przez sieć satelitarną (minimalna wielkość konstelacji) szerokość lub długość pola mierzona liczbą bitów potencjalne zapotrzebowania dla punktów A oraz B opłacalność lub zysk współczynnik określający udział ruchu klasy RT w całkowitej ilości ruchu kąt zaczepiony w środku kuli ziemskiej, określający odległość pomiędzy centrum obszaru obsługiwanego przez satelitę oraz granicą tego obszaru (patrz Rysunek 9 na stronie 33) parametr służący do strojenia algorytmu (ang. tuning) dokładność rozwiązania, z jaką wyznaczane jest rozwiązanie przez algorytmy przybliżone kąt elewacji założony dla systemu intensywność strumienia pakietów wprowadzanych do sieci lub łącza w zależności od kontekstu długość fali radiowej

16 Wykaz oznaczeń λ MAX-CMCF λ MAX-SP λ s,d ρ lub ρ e ρ NRT ρ RT φ Φ Ω ω p ω s maksymalny sumaryczny przepływ w sieci dla algorytmu CMCF (przepustowość sieci) maksymalny sumaryczny przepływ w sieci dla algorytmu shortestpath (przepustowość sieci) intensywność strumienia danych przesyłanych pomiędzy satelitami s i d obciążenie sieci lub obciążenie łącza e obciążenie sieci ruchem klasy NRT obciążenie sieci ruchem klasy RT kąt inklinacji (pochylenia) orbity rozmiar anteny odbiorczej stosowanej do komunikacji pomiędzy terminalem naziemnym i satelitą funkcja celu (oznaczenie zależne od kontekstu) odległość kątowa pomiędzy orbitami odległość kątowa pomiędzy satelitami tej samej orbity

17 - 16 -

18 1 Wprowadzenie Pierwszy satelita Sputnik został umieszczony na orbicie w 1957 roku i działał przez 21 dni patrz [Golding98]. Od tego czasu pojawiło się wokół Ziemi ponad 5 tysięcy satelitów różnego typu. Część z nich uległa już zniszczeniu, ale nadal obiega Ziemię około 2,5 tysiąca stacji satelitarnych. Połowę całej liczby stanowią satelity obserwacyjne i szpiegowskie, przeznaczone do celów wojskowych. Resztą dzielą się : telekomunikacja, telewizja, meteorologia, astronomia i systemy obserwacji Ziemi. Pierwsze wzmianki na temat wykorzystania satelitów do komunikacji można znaleźć już w pracy z 1945 roku [Clarke45] 1. Pierwsze publiczne wykorzystanie satelity w celach komunikacyjnych miało miejsce w roku 1962 zobacz [Lee05]. Wokół Ziemi krąży teraz coraz więcej satelitów komunikacyjnych, co powoduje, że proporcje przedstawione powyżej szybko się zmieniają. Od dawna satelity były wykorzystywane jako węzły sieci szkieletowych. W sytuacjach, gdy nie istniały inne środki łączności, satelity wykorzystywano także do rozwiązania tzw. problemu ostatniej mili, tj. zapewnienia użytkownikowi końcowemu dostępu do sieci właściwej. Jednakże coraz większe uzależnienie się społeczeństwa od korzystania z usług oferowanych przez lokalne i globalne infrastruktury informacyjne rodzi rosnące zapotrzebowanie użytkowników na usługi komunikacyjne w coraz bardziej wyrafinowanej postaci i w każdym miejscu na świecie. Spowodowało to, na przykład, zaoferowanie publicznego dostępu do sieci Internet na pokładzie wielu samolotów (np. usługa Connexion by Boeing, z której autor miał przyjemność korzystać). Realizacja tej usługi była możliwa jedynie przy wykorzystaniu systemów satelitarnych, które jako jedyne mogą zapewnić łączność nawet w takich warunkach. Niestety większość systemów satelitarnych działających obecnie nie jest w stanie, z przyczyn technicznych, oferować usług na poziomie takim, jaki oferowany jest w sieciach naziemnych. Niższy poziom usług jest spowodowany głównie faktem, że wykorzystywane są w tych systemach satelity geostacjonarne, odległe od powierzchni Ziemi o ponad 35,7 tys. km. Sytuacja ta zmienia się za sprawą satelitów umieszczanych bliżej naszego globu, na tzw. średnich i niskich orbitach (ang. MEO Medium Earth Orbit, LEO Low Earth Orbit), dla których odległość od powierzchni Ziemi waha się odpowiednio w granicach 5000 km do km i 500 km do 2000 km. W systemach opartych o konstelacje satelitów na orbitach MEO i LEO nie występują najpoważniejsze ograniczenia techniczne, obniżające oferowaną jakość usług i funkcjonalność, które istnieją w sieciach GEO. Obecnie działają już operatorzy publicznej telefonii satelitarnej oferujący usługi wysokiej jakości w oparciu o satelitarne systemy niskoorbitowe (Iridium, Globalstar). Mimo, że obecnie nie działają niskoorbitowe systemy szerokopasmowe, zapotrzebowanie na takie usługi jest duże (np. operator sieci Iridium sprzedaje teraz więcej modemów, niż aparatów telefonicznych patrz [Infoworld07]). Z pewnością musi to spowodować uruchomienie takich systemów w przyszłości. Sieci zbudowane z satelitów operujących na niskich orbitach różnią się diametralnie od używanych dotychczas sieci satelitarnych oraz naziemnych. Niskoorbitowe systemy 1 Wydaje się także, że w tym artykule po raz pierwszy została opisana orbita geostacjonarna: A body in such an orbit, if its plane coincided with that of the earth s equator, would revolve with the earth and would thus be stationary above the same spot on the planet. It would remain fixed in the sky of a whole hemisphere and unlike all other heavenly bodies would neither rise nor set

19 1 Wprowadzenie satelitarne posiadają wiele zalet w stosunku do innych rodzajów sieci, ale stanowią jednocześnie poważne wyzwanie przy konstrukcji mechanizmów komunikacyjnych. Kierowanie ruchem (ang. routing 2 ), w sieciach niskoorbitowych jest problemem bardzo złożonym, a przez to również kosztownym. Niniejsza praca skupia się więc na badaniach dotyczących mechanizmów kierowania ruchem w sieciach LEO. Badania te ukazują, że sposób kierowania ruchem ma olbrzymi wpływ na efektywność i jakość działania sieci. Poprawa efektywności działania sieci LEO może być decydującym elementem ekonomicznego powodzenia takich przedsięwzięć. Wyniki badań przedstawionych w tej pracy pokazują jednocześnie, że systemy niskoorbitowe posiadają wyjątkowe właściwości, pozwalające przesyłać ruch o zróżnicowanych wymaganiach jakościowych. Wyjątkowe w tych sieciach są możliwości wynikające z powiązania mechanizmów kierowania ruchem z wymaganiami jakościowymi. 1.1 Problematyka rozprawy Jak już wspomniano, rozważając zagadnienia związane z routingiem w niskoorbitowych sieciach satelitarnych, należy wziąć pod uwagę fakt, że sieci te charakteryzują się kilkoma specyficznymi cechami utrudniającymi wyznaczanie tras: węzły sieci (satelity) poruszają się z dużą prędkością, w stosunku do prawie nieruchomych użytkowników, ruch satelitów powoduje częste zmiany topologii sieci, tj. zmiany położenia węzłów sieci względem siebie oraz czasowe wyłączanie niektórych łączy między satelitami, satelity charakteryzują się też dużymi ograniczeniami odnośnie kluczowych zasobów, w tym stosunkowo małą wydajnością procesorów i znacznie mniejszą ilością pamięci operacyjnej, niż ma to miejsce w przypadku węzłów w sieciach naziemnych. Pomimo tych czynników, komplikujących budowę niskoorbitowych sieci satelitarnych, należy odnotować także pozytywne cechy takich sieci: zmiany topologii sieci są z góry przewidywalne (pomijając awarie), sieć posiada gęstą i regularną strukturę łączy między węzłami, cała globalna sieć ma jednego administratora, przepustowość łączy międzysatelitarnych jest zazwyczaj taka sama w całej sieci. Zastosowanie w takiej sytuacji protokołów wyznaczania tras (ang. routing protocols) stosowanych obecnie w sieciach naziemnych nie jest możliwe, gdyż protokoły te nie uwzględniały wymienionych wyżej ograniczeń ani nie wykorzystywały cech ułatwiających wyznaczanie tras. Najważniejszym powodem uniemożliwiającym ich bezpośrednie zastosowanie, jest częstość zmian topologii i charakterystyk sieci satelitarnej: charakterystyka opóźnieniowa łączy międzysatelitarnych zmienia się w sposób ciągły w bardzo dużym zakresie, 2 Słowo routing (czyt. ruting) jest bardzo często używane w języku polskim zamiennie ze słowami lub zwrotami wyznaczanie trasy, trasowanie, itp. Słowo to używane będzie w ten sposób także w tej pracy

20 1.1 Problematyka rozprawy natomiast struktura sieci jest stała przez okres najwyżej kilku minut (np. w systemie Teledesic satelity komunikujące się poprzez tzw. szew (ang. seam) włączają i wyłączają łącza pomiędzy sobą co około 2,5 minuty). W takiej sytuacji konieczne jest zastosowanie nowych protokołów routingu, w których przełączanie łączy międzysatelitarnych nie powodowałoby zakłóceń w przesyłaniu ruchu w przeciwieństwie do protokołów tradycyjnych. Aby to osiągnąć, nowe protokoły mogą wykorzystywać przewidywalność zmian topologii sieci (choćby stosując koncepcję widoków opisaną w rozdziale 3.1.1), a nawet korzystając z jej regularnej i gęstej struktury nie określać całej trasy do celu przed przekazaniem pakietu dalej, a jedynie odpowiednio wyznaczać następnego satelitę i zakładać, że tak samo będzie można uczynić później (np. tzw. routing geograficzny opisany w rozdziale ). Niektóre założenia specyficzne dla sieci satelitarnych, jak np. to, że przepustowość wszystkich łączy międzysatelitarnych jest taka sama, także mogą bardzo ułatwić rozwiązanie problemów związanych z routingiem w takiej sieci przy takim założeniu należy się spodziewać, że algorytmy kierowania ruchem mogą być prostsze, w sensie złożoności obliczeniowej. Innym czynnikiem powodującym, że zastosowanie mechanizmów wyznaczania tras stosowanych w sieciach tradycyjnych byłoby w sieciach LEO bardzo nieefektywne jest fakt, że nie potrafiłyby one wykorzystać potencjału oferowanego przez fizyczną topologię sieci satelitarnej. W sieciach niskorbitowych pomiędzy dwoma dowolnymi węzłami tej sieci istnieje wiele tras o zbliżonej przepustowości i długości. Mechanizmy wyznaczania tras powinny uwzględniać wszystkie te trasy, aby optymalnie wykorzystać dostępny potencjał. Tymczasem, w sieciach naziemnych i obecnie działających sieciach LEO ruch kieruje się w sposób tradycyjny głównie tylko jedną trasą. Bardzo istotne jest także uwzględnienie, przy wyznaczaniu tras, wymagań jakościowych. Kierowanie ruchem w sieciach było bowiem do niedawna traktowane jako zagadnienie rozłączne od problematyki zapewniania obsługi zróżnicowanych klas ruchu. Zakładano, iż kryteria używane do wyznaczenia jednej, optymalnej trasy są niezależne od charakterystyki ruchu transmitowanego tą trasą. Podejście takie miało swoje uzasadnienie głównie w tym, że w sieciach naziemnych, o stosunkowo rzadkiej strukturze wewnętrznych łączy między węzłami, znaleziona optymalna trasa była zazwyczaj znacznie lepsza pod względem wszystkich parametrów niż inne trasy suboptymalne co potwierdzają badania prezentowane w [Paxson97phd]. W konsekwencji, najbardziej efektywne było przenoszenie tą jedną trasą wszystkich klas ruchu. W takiej sytuacji, odpowiednia strategia kolejkowania była najbardziej istotnym czynnikiem pozwalającym efektywnie różnicować ruch o różnych wymaganiach jakościowych. Z gęstej i regularnej struktury łączy między węzłami sieci satelitarnej wynika natomiast fakt, że pomiędzy dwoma dowolnymi węzłami tej sieci istnieje wiele tras mało między sobą różniących się pod względem określonych parametrów, ale znacznie pod względem innych (np. posiadających taką samą liczbę węzłów pośrednich i przepustowość, ale wprowadzających znacznie różne opóźnienia lub obciążone w bardzo różnym stopniu). Aby więc w tej sytuacji zapewnić efektywną transmisję strumieni ruchu o różnych wymaganiach jakościowych QoS, mechanizmy wyznaczania tras powinny uwzględniać te parametry przy wyborze trasy. Najbardziej oczywiste wydaje się podejście, w którym mechanizm wyznaczania tras powinien wybrać tę trasę spośród dostępnej puli, która będzie w stanie przenieść ruch o zadanych wymaganiach, ale jednocześnie nie pogorszy sytuacji innych strumieni ruchu o innych wymaganiach jakościowych

21 1 Wprowadzenie Dotychczasowe prace naukowo-badawcze związane z tematyką wyznaczania tras w szerokopasmowych niskoorbitowych systemach satelitarnych można podzielić na trzy grupy. Do pierwszej grupy należą prace omawiające ogólne cechy architektur systemów satelitarnych z uwzględnieniem wymagań narzucanych przez mechanizmy routingu. Najważniejsze z nich to: [Narvaez98], [Wood00], [Gounder00], [Werner95], [Sturza95], [Werner99] czy [Ekici04] zaś proponowane architektury zostały podsumowane w artykule [Jurski02] oraz w rozdziale 3.1 tej pracy. Prace te opisują funkcje (w procesie wyznaczania tras) poszczególnych elementów systemu: infrastruktury naziemnej, elementów komunikacyjnych satelita-ziemia, funkcjonalność samych satelitów oraz rolę łączy międzysatelitarnych. Autor zaznajomił się z proponowanymi architekturami, aby w badaniach, zawartych w dalszej części pracy, odwzorowywać systemy w sposób jak najbardziej zbliżony do rzeczywistości. Do drugiej grupy prac należą opisy konkretnych protokołów wyznaczania tras, a także ich badania, zarówno analityczne, jak i symulacyjne: [Mauger97], [Narvaez98], [Tam99optimized], [Tam99leo], [Papapetrou99], [Gragopoulos00], [Wood00], [Henderson00b], [Ekici00], [Ekici01], [Jia01], [Papapetrou01], [Mohorcic03], [Mohorcic04], [Svigelj04routing], [Svigelj04traffic], [Papapetrou07], oraz [Svigelj07]. Literatura ta została częściowo podsumowana w pracach autora [Jurski02przeglad], [Jurski04badania] oraz w rozdziale 3.2. Niestety badania analityczne ograniczają się zazwyczaj do sieci wyidealizowanych, np. typu mesh lub podobnych, w bardzo niewielkim stopniu zaś do sieci wzorowanych na rzeczywistych, opisywanych w pracach z pierwszej wspomnianej grupy. Badania symulacyjne z kolei przeprowadzane są też często w warunkach uproszczonych albo dla sieci o niewielkich przepustowościach. Uzyskane w czasie badań symulacyjnych wyniki zazwyczaj nie są weryfikowane przy użyciu aparatu analitycznego. Zauważa się, że wśród tych prac brak badań innych niż symulacyjne, przeprowadzanych dla rzeczywistych lub planowanych sieci (np. sieć Iridium lub Teledesic), które porównywałyby różne protokoły routingu i nie były związane ograniczeniami środowiska symulacyjnego. Wreszcie, do trzeciej grupy należą prace związane z obsługą strumieni o różnych wymaganiach jakościowych QoS, a także prace poświęcone badaniu istniejących już protokołów transportowych, w szczególności TCP, w środowisku systemów satelitarnych. W zakresie badań związanych z obsługą strumieni o różnych wymaganiach jakościowych, w sposób szczególny wyróżniają się koncepcje wielościeżkowego przesyłania ruchu. Przykłady prac z tej grupy to: [Joo00], [Jia01], [Svigelj04traffic], [Svigelj07], [RFC2760], [RFC2488]. Wymienione prace z tych trzech grup nie wyczerpują wspomnianej powyżej tematyki. Szczególnie prace z drugiej grupy, w wymienionej literaturze, często nie dotyczą szerokopasmowych sieci LEO o topologii podobnej do rzeczywistych, komercyjnych sieci (działającej sieci Iridium lub proponowanej sieci Teledesic) lub nie badają obciążeń zbliżonych do rzeczywistości. Żadne z tych prac nie odpowiadają też na pytanie: jak dużo mogłaby zostać zwiększona przepustowość takich rzeczywistych (działających lub proponowanych) sieci LEO dzięki zastosowaniu, najlepszych pod tym względem, sposobów kierowania ruchem. Konieczne jest też zbadanie wpływu optymalizacji przepustowości sieci na inne charakterystyki, takie jak opóźnienia wprowadzane przez sieć. Badania powyższej literatury pozwalają postawić tezę, że klasa algorytmów, czy też protokołów, kierująca ruch wielościeżkowo jest najbardziej odpowiednia do zastosowania

22 1.1 Problematyka rozprawy w niskoorbitowych sieciach satelitarnych. Stąd też zaplanowano dokładniejsze prace badawcze dotyczące tej klasy algorytmów, badające zależności pomiędzy ich parametrami, a osiąganymi charakterystykami. Co więcej, autor zauważył pewne możliwości uproszczenia proponowanych w literaturze rozwiązań i postanowił te uproszczenia zaprezentować. Wielościeżkowe algorytmy (protokoły) routingu znajdują kilka tras, którymi może być przesyłany ruch do określonego celu (niekoniecznie są to trasy o takim samym koszcie). Możliwy wtedy jest wybór trasy, którą przesyłać ruch 3. Wybór ten może być zależny od stawianych wymagań jakościowych QoS (np. odpowiednia trasa powinna być wybrana dla ruchu o ograniczeniu dotyczącym opóźnienia). Protokoły tej klasy powinny też posiadać wiele innych zalet, w stosunku do rozwiązań kierujących ruch tylko jedną trasą, gdyż lepiej wykorzystują możliwości transmisyjne sieci. Dzięki temu, są one mniej wrażliwe na nieprzewidywalne lub trudne do uwzględnienia warunki (np. nieznajomość obciążenia poszczególnych łączy lub węzłów sieci). Należy też zwrócić uwagę na fakt, że w ujęciu globalnym istnieją duże różnice pomiędzy poszczególnymi obszarami Ziemi pod względem ilości generowanego ruchu (np. kontynenty i morza). Z tego powodu, w wypadku mechanizmów kierowania ruchem w sieciach LEO ignorujących występowanie kilku alternatywnych tras, powstaje szczególnie duże ryzyko nierównomiernego obciążenia sieci. W sieci LEO, topologia sieci bardzo często się zmienia. Mechanizm kierowania ruchem powinien adaptować się z wyprzedzeniem do stanu sieci po zmianie topologii. Większość proponowanych w literaturze algorytmów dostosowuje swoje działanie do zmian obciążenia łączy ISL w sieci. Jednak, z informacji o stanie obciążenia łączy ISL przed zmianą topologii nie da się przewidzieć obciążeń ISL po jej zmianie. Możliwe jest to jedynie wtedy, gdy znane są obciążenia generowane przez użytkowników (przepływy strumieni wchodzących i wychodzących do/z sieci). Tak więc, w sieci LEO protokoły powinny monitorować i adaptować swoje decyzje raczej nie do stanu obciążenia łączy ISL, a do obciążeń generowanych przez użytkowników w danej lokalizacji geograficznej (tj. przepływów). Tezy niniejszej pracy zostały więc tak sformułowane, by uzupełnić zarówno wspomnianą lukę, dotyczącą badań przeprowadzanych dla rzeczywistych lub planowanych sieci, których przedmiotem byłyby algorytmy optymalizujące wykorzystanie zasobów segmentu satelitarnego, jak też zwrócić szczególną uwagę na możliwość obsługi ruchu o zróżnicowanych wymaganiach jakościowych. W celu udowodnienia tezy, badania powinny też uwzględniać fakt, że węzły sieci charakteryzują się dużymi ograniczeniami odnośnie kluczowych zasobów. 3 Niekiedy multipath routing może być kojarzony z innymi rozwiązaniami dotyczącymi przesyłania pakietów, których w tej pracy nie poruszono. Trzy najbardziej popularne to: (1) przesyłanie tego samego pakietu różnymi trasami, głównie po to, żeby zwiększyć prawdopodobieństwo dotarcia danych do celu; (2) pakiet może też być dzielony na kilka fragmentów, z których każdy jest przesyłany inną trasą (ang. multiplexing) wtedy korzyścią może być mniejsze opóźnienie albo większa przepływność; (3) rozpraszanie ruchu (ang. dispersion), aby uniknąć efektu grupowania się błędów (ang. bursty loss) na łączach radiowych wskutek zakłóceń

23 1 Wprowadzenie 1.2 Teza badawcza Główna teza pracy jest następująca: Zastosowanie w niskoorbitowych sieciach satelitarnych protokołów routingu wielościeżkowego (ang. multiple path routing protocols) zapewnia równomierny rozkład obciążenia w sieci oraz poprawę osiąganych przez sieć parametrów transmisyjnych (w tym osiąganej przepustowości i gwarantowanych czasów opóźnień). Kierowanie ruchu różnymi trasami, z uwzględnieniem stawianych wymagań jakościowych (dotyczących przepływności, opóźnień, wahań opóźnienia, prawdopodobieństwa utraty komórek, itp.), umożliwia też efektywną transmisję strumieni o różnych wymaganiach jakościowych QoS. 1.3 Organizacja dokumentu W celu udowodnienia tezy przeprowadzono badania przedstawione w dalszej części pracy: Prezentacja niskoorbitowych sieci satelitarnych (ich topologie, charakterystyki, itp.) rozdział 2; przegląd systemów satelitarnych oraz ich właściwości znalazł się także w pracach autora [Jurski99] oraz [Janczak01]; Prezentacja i analiza różnych architektur systemów LEO ze szczególnym uwzględnieniem potrzeb stawianych przez protokoły kierowania ruchem oraz prezentacja proponowanych w literaturze sposobów wyznaczania tras ruchu w niskoorbitowych sieciach satelitarnych rozdział 3; proponowane architektury zostały też podsumowane w artykule autora [Jurski02], natomiast podsumowanie właściwości konkretnych protokołów, w oparciu o badania literaturowe oraz własne symulacje, można znaleźć w [Jurski02przeglad], [Jurski04badania] oraz [Jurski04kierowanie]; Analiza charakterystyk opóźnieniowych występujących w sieciach satelitarnych i ich wpływ na przepustowości łączy GSL oferowanych pojedynczym użytkownikom rozdział 4; wyniki analizy przedstawionej w tym rozdziale zostały też przedstawione w pracy autora [Jurski07]; Analiza charakterystyk obciążeniowych w sieciach LEO, również przy zastosowaniu rozwiązań kierujących ruch wieloma trasami, oraz ich wpływ na globalną przepustowość oferowaną przez sieć LEO rozdział 5; wyniki tych analiz zostały zaprezentowane przez autora w artykule [Jurski09kkrrit]; Porównanie opóźnień wprowadzanych przez sieć, gdy stosowane są tradycyjne oraz wielościeżkowe metody kierowania ruchem rozdział 6; wyniki tych badań zostały zaprezentowane przez autora w artykule [Jurski09globecom]; Zastosowanie mechanizmów wielościeżkowego wyznaczania tras dla transmisji strumieni ruchu o zróżnicowanych wymaganiach jakościowych dotyczących opóźnienia rozdział 7; wyniki tych badań zostały zaprezentowane w artykule autora [Jurski09broadcom]; Przedstawienie sposobu, w jaki mogłyby zostać zaimplementowane mechanizmy routingu w satelicie; ukazano jak dużym wyzwaniem może być implementacja tych mechanizmów, ze względu na wiele trudności implementacyjnych rozdział 8; wyniki tych badań zostały zaprezentowane w pracy autora [Jurski06]

24 1.3 Organizacja dokumentu Rysunek 1 prezentuje mapkę wizualizującą charakter poszczególnych fragmentów pracy (kolorem zielonym zaznaczono fragmenty, które są nową propozycją autora). Rozdział 1 Rozdział 2 Rozdział 3 Rozdział 4 Wprowadzenie i przegląd literartury Parametry konstelacji satelitarnych Przegląd architektur Analiza charakteru operacji Teza Charakterystyki wybranych sieci Przegląd protokołów Wyznaczenie charakterystyk opóźnienia i ograniczeń przepustowości Rozdział 5 Rozdział 6 Rozdział 7 Rozdział 8 Model ruchu, modele sieci Metoda badań Analiza składników opóźnienia w przypadku wielu klas ruchu Przedstawienie problemu klasyfikacji Metoda badań Porównanie obciążeń łączy ISL dla różnych protokołów (wyniki badań) Analiza składników opóźnienia Charakterystyki opóźnienia dla różnych obciążeń systemu i różnych protokołów (wyniki badań) Propozycja sposobu kierowania ruchem z uwzględnieniem wymagań jakościowych Charakterystyki systemu dla proponowanego sposobu kierowania ruchem (wyniki badań) Przegląd algorytmów klasyfikacji wielokryterialnej Propozycja sposobu implementacji tablic routingu Rozdział 9 Podsumowanie i wnioski Legenda (charakter rozdziału) Przegląd i podsumowanie Nowy wkład własny Rysunek 1: Organizacja dokumentu z zaznaczeniem propozycji autorskich

25

26 2 Charakterystyka systemów satelitarnych Na system satelitarny składają się dwie zasadnicze części: segment satelitarny satelity krążące wokół Ziemi po orbitach, segment naziemny NCC i OCC oraz bramy i terminale. W tym rozdziale skupiono się głównie na segmencie satelitarnym, którego dalsza część pracy dotyczy w największym stopniu. W pierwszym podrozdziale opisano i zdefiniowano najważniejsze parametry konstelacji satelitarnych. W następnym podrozdziale scharakteryzowano wybrane sieci satelitarne przy użyciu tych parametrów. Do segmentu naziemnego, w miarę potrzeb, nawiązywać będą dalsze rozdziały pracy. 2.1 Parametry konstelacji satelitarnych Segment satelitarny można scharakteryzować za pomocą różnych parametrów. Najważniejsze z nich, które mają wpływ na istotne cechy systemu satelitarnego, to: wysokość orbity, mimośród orbity, inklinacja orbity, zakładany kąt elewacji, typ konstelacji, liczba orbit i liczba satelitów na orbicie, rodzaj i wykorzystanie łączności między satelitami i między satelitą a Ziemią. Parametry te opisano w kolejnych podrozdziałach. Mają one zasadniczy wpływ na najważniejsze charakterystyki systemów satelitarnych, tj.: dostępność systemu, oraz opóźnienie wprowadzane przez system Wysokość orbity Jednym z najważniejszych wyróżników systemu satelitarnego jest wysokość orbity, na której krążą satelity. Ze względu na tę wysokość, orbity dzielimy głównie na: orbita geostacjonarna (GEO) położona jest nad równikiem Ziemi w odległość km od powierzchni Ziemi; obiekty na tej orbicie poruszają się z prędkością dokładnie zgodną z ruchem obrotowym Ziemi, dzięki czemu satelity te są postrzegane jako nieruchome z punktu widzenia obiektów naziemnych; orbita średniej wysokości (MEO), której odległość od powierzchni Ziemi waha się w granicach od 5000 km do km; orbita niska (LEO), której odległość od powierzchni Ziemi waha się w granicach od 500 km do 2 tys. km

27 2 Charakterystyka systemów satelitarnych Wysokość orbity wpływa na większość charakterystyk systemu satelitarnego, w szczególności na: obszar Ziemi obsługiwany przez satelitę, prędkość poruszania się satelity względem powierzchni Ziemi, opóźnienie transmisyjne Ziemia-satelita, moc konieczną do obsługi urządzeń nadawczo-odbiorczych. Najbardziej popularne, w chwili obecnej, są systemy geostacjonarne służące do rozgłaszania sygnału TV (jednokierunkowo). Najważniejszymi zaletami satelitów geostacjonarnych jest ich niezmienne położenie względem obiektów naziemnych oraz bardzo duży zasięg do pokrycia prawie całego obszaru globu wystarczy użyć 3 do 4 satelitów geostacjonarnych (zobacz [Clarke45]). Satelity geostacjonarne nie są już jednak tak popularne w sytuacjach, gdy transmisja sygnału musi odbywać się interaktywnie i dwukierunkowo. Z powodu dużej odległości od powierzchni Ziemi opóźnienie sygnału radiowego od nadawcy do odbiorcy i z powrotem (wynikające z prędkości światła) wynosi około 0,5 sekundy. Tak duże opóźnienie nie przeszkadza w wypadku komunikacji jednokierunkowej (np. w wypadku przesyłania sygnału TV), jednakże utrudnia interaktywną komunikację, choćby telefoniczną, i prawie uniemożliwia przesyłanie danych komputerowych (z kilku powodów omówionych dokładniej w rozdziale ). Jedynym sposobem na zmniejszenie tego opóźnienia jest zmniejszenie wysokości orbity i zastosowanie satelitów LEO. Z uwagi na atmosferę ziemską, minimalna wysokość orbity wynosi 500 km, czyli około 70 razy mniej niż w wypadku orbity geostacjonarnej. Maksymalna wysokość orbity, na której możemy umieszczać tanie satelity LEO, wynosi około 2 tys. km. Powyżej tej wysokości, w szczególności nad równikiem, znajduje się strefa Van Allena (patrz wytłumaczenie w rozdziale wyjaśniającym pojęcia), uniemożliwiająca umieszczanie tanich i niezawodnych satelitów LEO. Stosując niższe orbity można także obniżyć moc konieczną do obsługi urządzeń nadawczo-odbiorczych i to zarówno po stronie urządzeń satelitarnych, jak i naziemnych. Pozwala to na stosowanie krótszych i lżejszych anten, zredukowanie wymiarów i wagi terminali naziemnych (patrz też rozdział 2.1.7) oraz zmniejszenie ogniw słonecznych obsługujących satelity (patrz [Wu94]). Satelity LEO są przez to mniejsze, lżejsze i, co za tym idzie, tańsze od satelitów krążących na wyższych orbitach. Jednakże wraz ze zmniejszeniem wysokości orbity maleje obszar Ziemi obsługiwany przez satelitę promień obszaru obsługiwanego przez pojedynczego satelitę LEO waha się od 3 tys. km do 4 tys. km, a czas widoczności satelity nad horyzontem (dla określonego punktu na powierzchni Ziemi) nie przekracza 20 minut. Zapewnienie nieprzerwanej obsługi, dla takiej samej powierzchni Ziemi, jaka może być obsługiwana przez satelity GEO, wymusza użycie większej liczby satelitów LEO: aby zapewnić pokrycie całego obszaru Ziemi trzeba użyć od kilkudziesięciu do kilkuset satelitów LEO, co, przy ustalonych innych parametrach, przedstawia Rysunek 5 (strona 30). Satelity LEO powinny być ponadto odpowiednio rozmieszczone w przestrzeni, co jest samo w sobie zagadnieniem bardzo złożonym, jak opisano w rozdziale Niska orbita oznacza także, że satelity poruszają się względem Ziemi, a także względem siebie, z bardzo dużą prędkością. Powoduje to określone problemy w różnych aspektach funkcjonowania systemu, w tym w kierowaniu pakietów, o którym będzie mowa w

28 2.1 Parametry konstelacji satelitarnych dalszej części pracy. W wypadku satelitów geostacjonarnych, problemy te w ogóle nie występują. Podsumowując powyższe informacje, dochodzi się do wniosku, że nie jest możliwe zastosowanie systemów geostacjonarnych do interaktywnej łączności komputerowej a nawet osobistej. Podstawą takiego twierdzenia jest wprowadzanie zbyt dużego opóźnienia, którego nie da się w żaden sposób uniknąć. Jedynym możliwym rozwiązaniem problemu mogą być niskoorbitowe systemy satelitarne. Ich największe atuty to: zmniejszenie opóźnienia transmisyjnego do akceptowalnych wielkości, co umożliwia interaktywną wymianę danych, oraz zmniejszenie mocy urządzeń nadawczo-odbiorczych, tym samym możliwość stosowania mniejszych i lżejszych terminali. Wady systemów LEO przedstawione powyżej utrudniają budowę systemu, ale jej nie uniemożliwiają. Praca ta stara się znaleźć rozwiązanie części tych problemów Mimośród orbity Warto wspomnieć, że, w niektórych zastosowaniach, użyteczna może być orbita eliptyczna, nazywana HEO. Orbity tego typu są wykorzystywane w systemach Molnya (lub Molniya) oraz Tundra (zobacz [Molniya], [Tundra], [Norbury89]) dostarczających satelitarny sygnał TV do położonych na dużych szerokościach geograficznych regionów Rosji (ze względu na szerokość geograficzną, rejony te są poza zasięgiem satelitów GEO). Propozycje wykorzystania orbit HEO pojawiły się także w systemach Ellipso (komunikacja telefoniczna patrz [Ellipso]) oraz Virtual GEO (komunikacja szerokopasmowa zobacz [VirtualGeo]). Satelity znajdujące się na orbicie eliptycznej poruszają się bardzo szybko w perygeum i względnie wolno w apogeum wynika to z praw Keplera (zobacz [Kepler]). To właśnie w apogeum satelita HEO może utrzymywać się we względnie stałej pozycji nad powierzchnią Ziemi i przez ten czas udawać satelitę GEO zobacz [Draim89], [Draim00], [Castiel03]. Dla przykładu w systemie Molniya, satelita utrzymuje się przez około 11 godzin nad półkulą północną i tylko przez 1 godzinę nad półkulą południową (okres obiegu to około 12 godzin). Orbity HEO o kącie inklinacji φ = 63,4 lub φ = 116,6 mają bardzo istotną zaletę: apogeum przypada zawsze nad tymi samymi rejonami Ziemi zobacz [Wu94]. Systemy HEO nadają się jednak z tego powodu do bardzo specyficznych zastosowań: aby zapewnić komunikację w specyficznych rejonach Ziemi (Molnya) lub wzmocnić zasięg również w bardzo określonych (najgęściej zaludnionych) regionach Ziemi (taka jest ich rola w systemie hybrydowym Ellipso). Z tego też powodu orbity HEO nie są zbyt interesujące z punktu widzenia tej pracy i, w związku z tym, w pozostałej jej części zakładać będziemy, że satelity poruszają się po orbitach kołowych

29 2 Charakterystyka systemów satelitarnych Inklinacja orbity Inklinacja orbity to kąt jej nachylenia w stosunku do płaszczyzny równika, oznaczany dalej w tej pracy przez φ. Satelity geostacjonarne muszą z zasady mieć ten kąt zerowy. Inaczej natomiast jest w wypadku satelitów LEO, gdyż kąt ten bardzo często jest zbliżony do 90 (czyli satelity poruszają się wzdłuż południków). Inklinacja przekłada się bowiem wprost na zasięg systemu LEO w funkcji szerokości geograficznej. Mała inklinacja orbity powoduje, że duże obszary Kanady, Alaski, północnej Europy i Azji znajdują się poza obszarem działania systemu (dla kąta zerowego system pokrywałby zasięgiem tylko obszary wzdłuż równika). Duża inklinacja orbity (bliska 90 ) przesuwa maksima dostępności oraz pojemności systemu do szerokości geograficznych, w których spodziewane zapotrzebowanie na usługi jest wyższe. Gdy kąt inklinacji φ wynosi 90 satelity poruszają się wzdłuż południków pokrywając swoim zasięgiem cały glob orbity takie nazywa się polarnymi. Zastosowanie orbit polarnych znacznie upraszcza wiele aspektów działania systemu. Na przykład, w systemach z orbitami o znacznym pochyleniu, parametry, takie jak minimalny kąt elewacji lub dostępność systemu, zależą od szerokości geograficznej. Odwzorowanie ruchu satelitów nad powierzchnią Ziemi, dla dwu przykładowych konstelacji, pokazują rysunki 4 : Rysunek 2 pokazuje sieć Iridium, o kącie inklinacji φ bliskim 90, Rysunek 3 sieć Globalstar, o stosunkowo niewielkim kącie inklinacji. Rysunek 2: Sieć Iridium kąt inklinacji 86,4 4 Wizualizację przygotowano przy pomocy narzędzia SaVi patrz referencja [SaVi08]

30 2.1 Parametry konstelacji satelitarnych Rysunek 3: Sieć Globalstar kąt inklinacji 52 W literaturze często spotyka się też oznaczenia kąta inklinacji w zakresie 90 do 180. Dotyczy to orbit, które można nazwać wstecznymi (ang. retrograde). Notację taką stosuje się w celu uproszczenia oznaczeń, aby nie trzeba było wskazywać kierunku obiegu satelitów na orbicie. Warto dodać, że ważną zaletą orbit o inklinacji zbliżonej do 90 jest zmniejszenie kosztów utrzymania satelity na określonej orbicie. Jak przedstawiono w [Wu94], koszty związane z korekcją trasy, po której poruszają się satelity, są najmniejsze dla orbit polarnych (teoretycznie zerowe). Korekcja ta jest konieczna ze względu na ograniczoną dokładność umieszczenia satelity na orbicie oraz zakłócenia grawitacyjne Kąt elewacji Kąt elewacji, oznaczany dalej symbolem θ, to wysokość kątowa satelity nad horyzontem (względem określonego terminala) zobacz Rysunek 4. orbita θ wysokość orbity horyzont terminal powierzchnia Ziemi Rysunek 4: Kąt elewacji Twórcy systemów satelitarnych zakładają minimalny kąt elewacji pod jakim satelita musi być widoczny, aby możliwe było nawiązanie łączności z terminalem naziemnym. Jeżeli satelita znajduje się niżej nad horyzontem (kąt jest mniejszy niż założone minimum) to przyjmuje się, że uzyskana jakość transmisji nie będzie dostateczna, czyli że terminal znajduje się poza zasięgiem satelity

31 minimalna wielkośd konstelacji 2 Charakterystyka systemów satelitarnych Rysunek 5 przedstawia minimalną liczbę satelitów potrzebną do pokrycia całego obszaru Ziemi (oznaczaną dalej jako V min ), jako funkcję minimalnego kąta elewacji θ i wysokości orbity h (patrz też rozważania w rozdziale 2.1.6). Jak wynika z tego wykresu, określenie minimalnego kąta elewacji powyżej 70 nie jest w zasadzie wykonalne, gdyż konieczne byłoby użycie tysięcy satelitów, aby zagwarantować pokrycie całego obszaru Ziemi θ = 70º θ = 10º θ = 40º 1 Wysokośc orbity h *km Rysunek 5: Minimalna wielkość konstelacji satelitów Z drugiej strony, twórcy systemów satelitarnych nie mogą zakładać zbyt małego minimalnego kąta elewacji. Założenie zbyt małego minimalnego kąta elewacji może bowiem powodować niedostępność systemu w obszarach o nierównym terenie lub w miejscach, gdzie satelita byłby zasłaniany przeszkodami terenowymi lub budynkami nawet niewielkiej wysokości Typ konstelacji Wyróżnia się dwa typy konstelacji LEO (patrz [Galtier00]): konstelacja typu biegunowego (ang. polar), nazywana konstelacją typu π, konstelacja delta, nazywana konstelacją typu 2π. Rysunek 6 ukazuje schematycznie obydwa typy konstelacji

32 2.1 Parametry konstelacji satelitarnych Konstelacja typu 1 2 Konstelacja typu Obszar podbiegunowy 2 Obszar podbiegunowy Szew Rysunek 6: Konstelacja typu π oraz 2π widok znad bieguna Konstelacja gwiazdy charakteryzuje się tym, iż dzieli Ziemię na dwie półkule (każda półkula pokrywa kąt π, czyli 180 ). Miejsce podziału Ziemi na dwie półkule nazywane jest szwem (ang. seam). W obrębie każdej półkuli satelity poruszają się w tym samym kierunku, tj. prędkość względna satelitów na sąsiednich orbitach jest bliska zeru. Z drugiej jednak strony, satelity na orbitach, które znajdują się po przeciwnych stronach szwu poruszają się względem siebie w przeciwnych kierunkach. Istnienie szwu, na przykładzie sieci Iridium, dokładniej obrazuje Rysunek 7 (szew zaznaczono kolorem czerwonym; za poruszającymi się satelitami dodano smugi, aby zobrazować kierunek ich ruchu). Rysunek 7: Szew (zaznaczony kolorem czerwonym) w sieci Iridium 5 5 Wizualizację przygotowano przy pomocy narzędzia Satellite Tool Kit (

33 ISL ISL 2 Charakterystyka systemów satelitarnych Fakt, że w każdej z półkul satelity nie zmieniają prawie położenia względem siebie (z wyjątkiem obszarów podbiegunowych) jest wielką zaletą konstelacji tego typu, gdyż, w ramach każdej z półkul, możliwa jest praktycznie nieprzerwana komunikacja między satelitami za pomocą łączy ISL. Z drugiej jednak strony, obecność szwu powoduje problemy związane głównie z dużą prędkością względną satelitów po obydwu stronach szwu utrzymanie bezpośredniej łączności ISL pomiędzy satelitami poruszającymi się z dużymi prędkościami w przeciwnych kierunkach przysparza dużych trudności patrz [Werner95] oraz [Werner99]. Konstelacje typu π znalazły zastosowanie np. w systemach Iridium oraz Teledesic. Warto zauważyć, że w systemie Iridium zrezygnowano z kosztownego utrzymywania łączy poprzez szew. Natomiast, w systemie Teledesic, satelity znajdujące się po obydwu stronach szwu, utrzymują ze sobą połączenie za pomocą tylko jednego łącza, podczas gdy wewnątrz każdej z półkul wykorzystywane są dwa łącza. W konstelacjach typu π, łącza przez szew w znaczny sposób poprawiają łączność pomiędzy płaszczyznami po dwóch stronach szwu jeżeli ich nie ma, to obydwie płaszczyzny sieci są ze sobą połączone tylko wzdłuż południków, tj. cała komunikacja pomiędzy dwiema półkulami musi odbywać się przez obszary podbiegunowe (najlepiej obrazują to wyniki w dalszej części pracy np. Rysunek 39 na stronie 120). Z drugiej strony, łącza przez szew wymagają częstego przełączania (ang. handoff), co odróżnia je od łączy wewnątrz półkuli, które co najwyżej muszą być czasowo wyłączane w okolicach biegunów Ziemi (jak to pokazuje Rysunek 8), ale nie muszą być przełączane do innych satelitów. Satelita B Obszar Podbiegunowy: łącze ISL nie jest utrzymywane Satelita A Satelita A Satelita B Rysunek 8: Satelity w obszarze podbiegunowym widok znad bieguna W wypadku konstelacji typu 2π stosowanej np. w systemach Globalstar i Skybridge satelity poruszają się niejako z przeplotem, pokrywając cały kąt 2π, czyli 360 (patrz Rysunek 6, strona 31). Na sąsiednich orbitach satelity poruszają się w przeciwnych kierunkach, natomiast na co drugiej orbicie (oddalonej dwa razy dalej) w tym samym kierunku. Innymi słowy, jest tak, jakby Ziemia została pokryta przez dwie sieci (nazwijmy je chwilowo podsieciami), z satelitami poruszającymi w przeciwnych kierunkach. W takiej konstelacji nie występuje więc wyróżniony szew, gdyż satelity zawsze mają w zasięgu innego satelitę, z tej samej podsieci, względem którego ich prędkość jest bliska zeru. Z drugiej strony, można mówić, że szwy oddzielają obydwie podsieci na całej ich powierzchni. Nie stanowi to wtedy takiej przeszkody jak w konstelacji typu π, gdzie, przy braku łączy przez szew, cała komunikacja pomiędzy półkulami sieci musiała się odbywać wzdłuż południków. Jednak, takie częste szwy bardzo mocno utrudniają przekazywanie połączeń GSL (ang. handover), jeżeli jeden z satelitów znajduje się po jednej stronie szwu, a drugi po przeciwnej. Niemniej jednak, to

34 2.1 Parametry konstelacji satelitarnych właśnie dla konstelacji typu 2π zostały zaproponowane topologie sieci, w których łącza międzysatelitarne ISL mogą pozostać cały czas włączone (przy założeniu odpowiedniej zmiany kierunków tych łączy) patrz [Suzuki07]. Co więcej, logiczna sieć łączy ISL tworzy wtedy sieć typu mesh (znaną też pod nazwą Manhattan street network), która sama w sobie ma bardzo ciekawe właściwości. Warto dodać, że wszelkie odchylenia od docelowej trajektorii (np. związane z kątem inklinacji różnym od 90 ) w konstelacjach typu 2π mogą też przysparzać większych kłopotów w konstelacjach typu π wszystkie satelity poruszają się po identycznych orbitach (odpowiednio przesuniętych) i odchylenia od kursu wpływają na te satelity w taki sam sposób. Dzięki temu konstelacja typu π łatwiej utrzymuje swoją względną geometrię Liczba orbit i liczba satelitów na orbicie Liczba orbit i liczba satelitów na orbicie decydują o większości parametrów systemu, takich jak zasięg, dostępność, pojemność konstelacji, itp. Jak pokazano w [Wu94], minimalną liczbę satelitów V min (oczywiście V min to iloczyn liczby orbit P oraz liczby satelitów na orbicie S), potrzebną do pokrycia powierzchni całego globu przez sieć satelitarną typu π o kącie inklinacji φ = 90, można określić następująco: V min. (2-1) 9 We wzorze tym γ oznacza kąt zaczepiony w środku kuli ziemskiej, określający odległość pomiędzy centrum obszaru obsługiwanego przez satelitę oraz granicą tego obszaru, tak jak to przedstawia Rysunek 9. Ziemia R γ R h R horyzont θ h orbita Rysunek 9: Satelita na wysokości h, przy kacie elewacji θ

35 2 Charakterystyka systemów satelitarnych Istnieje następująca zależność kąta γ od minimalnego kąta elewacji θ oraz wysokości orbity h (a także promienia Ziemi R): cos( ) cos, bądź h 1 R R arcsin( 2 R h cos (2-2) ). (2-3) Zależność taka powoduje, że minimalna liczba satelitów konstelacji N min : rośnie, wraz ze wzrostem minimalnego zakładanego kąta elewacji θ, maleje, wraz ze wzrostem wysokości orbity h. Zależność taką przedstawia Rysunek 5 (strona 30). Warto zwrócić uwagę, że optymalne pokrycie powierzchni Ziemi konstelacją tego typu wymaga, aby zależność pomiędzy liczbą satelitów w ramach jednej orbity, oznaczona jako S, a liczbą orbit P wynosiła (patrz też [Zielinski09]): S 3 P. (2-4) Oznacza to, że odległości pomiędzy satelitami w ramach jednej orbity powinny być nieco mniejsze niż odległości pomiędzy orbitami. Dokładniej, odległości kątowe pomiędzy satelitami tej samej orbity (oznaczane jako ω s ) oraz odległości kątowe pomiędzy orbitami (oznaczane jako ω p ) powinny spełniać zależność: p 3 s. (2-5) Oczywiście powyższe rozważania dotyczą sytuacji dosyć teoretycznej. W praktyce, przy niezbyt dużych liczbach satelitów i orbit (kilka lub kilkanaście), powyższe wartości musza być liczbami całkowitymi. Ponadto powyżej założono, że terminal naziemny musi znajdować się w zasięgu co najmniej jednego satelity. Jak widać z przytoczonych informacji o istniejących sieciach, satelity rozmieszcza się zazwyczaj tak, aby terminal znajdował się w zasięgu większej liczby satelitów Łącza GSL Zapewnienie łączności pomiędzy satelitą i terminalami naziemnymi jest jednym z najtrudniejszych zadań stawianych przy konstruowaniu systemu satelitarnego. Łączność GSL powinna bowiem: być niezawodna i stabilna, mimo bardzo zmiennych warunków pracy, zadowalać się niewielkim poborem energii oraz małymi gabarytami urządzeń nadawczo-odbiorczych, wprowadzać małe narzuty (ang. overhead) podczas transmisji, aby osiągać jak najwyższe przepustowości, wprowadzać niewielkie opóźnienia dostępowe, przy stosunkowo dużym opóźnieniu samego łącza. Rozwiązanie tych problemów nie jest przedmiotem tej pracy. Poniżej przybliżono jednak najważniejsze aspekty stosowanych obecnie rozwiązań. Pierwsze dwa zadania, wymienione powyżej, wymagają głównie odpowiedniego doboru częstotliwości i sposobu

36 2.1 Parametry konstelacji satelitarnych wykorzystania sygnału radiowego (patrz podrozdział ). Dwa następne zadania wiążą się głównie z odpowiednim zaprojektowaniem protokołu MAC (patrz podrozdział ). Wszystko to przekłada się ostatecznie na odpowiednie charakterystyki łączy GSL, w szczególności na stopę błędów (patrz podrozdział ) Sygnał radiowy i wykorzystanie częstotliwości Do łączności satelitarnej wykorzystywane są w chwili obecnej zakresy częstotliwości, które przedstawia Tabela 1. Tabela 1: Zakresy częstotliwości wykorzystywane w łączności satelitarnej Nazwa pasma Zakres częstotliwości Komentarz VHF i UHF L S C 137 do 401 MHz 1610 do 1626,5 MHz 2483,5 do 2500 MHz 4 do 8 GHz X 8 do 12 GHz Zastrzeżony jedynie dla celów wojskowych Ku 10 do 18 GHz K 18 do 27 GHz Czasem określany wspólnie jako Ka Ka V 18 do 40 GHz 40 do 75 GHz Zakresy VHF i UHF są wykorzystywane przez systemy satelitarne do zapewnienia usług o bardzo małej przepływności (np. monitoring obiektów w systemie ORBCOMM). Zakresy L i S wykorzystywane są do zapewniania usług tradycyjnej telefonii (POTS) oraz SMS (np. w systemach Iridium, Globalstar). Niska częstotliwość ogranicza przepustowości oferowane w tych systemach. Wraz ze wzrostem częstotliwości rośnie potencjalna przepustowość łącza, stąd do szerokopasmowej transmisji najlepiej nadaje się zakres częstotliwości Ka, a nawet częstotliwości jeszcze wyższe (patrz informacje o rezerwacjach zakresu częstotliwości V w [Bem00]). Zakres ten może być jednak wykorzystywany nie tylko przez systemy satelitarne, ale też zawieszone na stosunkowo niedużej wysokości stacje balonowe patrz np. [SpaceData]). Częstotliwość ma też wpływ na rozmiar stosowanych anten. Jak pokazano w [Roddy06], uzysk anteny jest wprost proporcjonalny do (Φ/Λ) 2, gdzie Φ to rozmiar anteny, a Λ to długość fali. Przy wyższej częstotliwości, czyli krótszych falach radiowych, możliwe jest zazwyczaj użycie mniejszych anten: np. dla zakresu częstotliwości C najczęściej konieczne jest używanie anten o średnicy 2 do 3 m, dla zakresu Ku wystarczy antena o średnicy mniejszej niż 100 cm (nawet 50 cm tego zakresu używają w większości systemy DBS, stosowane powszechnie do emisji sygnału TV), zaś dla zakresu Ka wielkość anteny może być jeszcze zmniejszona. Niestety, wyższe częstotliwości są również bardziej tłumione i zniekształcane przez czynniki środowiska naturalnego, jak np. deszcz. Konieczne jest więc stosowanie odpowiednich technik pozwalających na zniwelowanie negatywnych skutków zakłócania lub osłabiania sygnału, jak np. dywersyfikacja łącza GSL (ang. diversity), czyli wykorzystanie do komunikacji kilku satelitów, w zasięgu których znajduje się terminal (np. w systemie Iridium terminal może znajdować się w zasięgu 3 satelitów patrz [Jurski99]). Tak samo zresztą, konieczne jest też zapewnienie możliwie nieprzerwanej łączności w sytuacji, gdy terminal ruchomy jest przesłonięty przez przeszkody terenowe,

37 2 Charakterystyka systemów satelitarnych takie jak np. wysokie budynki w terenach zurbanizowanych. A więc, dywersyfikacja może być konieczna też z tego powodu. Zależnie od potrzeb, użytkownik naziemny może otrzymywać sygnał z jednego lub więcej satelitów widocznych nad horyzontem, uzyskując w ten sposób lepszą lub gorszą dostępność łącza. Na przykład, w systemie Iridium abonent znajduje się zawsze w zasięgu co najmniej 3 satelitów, co zwiększa dostępność systemu. Istotną cechą odróżniającą systemy transmisji danych od tradycyjnych systemów geostacjonarnych, jest też fakt transmisji różnych danych do różnych terminali rozrzuconych na powierzchni Ziemi. Tradycyjne systemy geostacjonarne transmitowały te same dane do wszystkich użytkowników znajdujących się w zasięgu satelity (ang. footprint). Używały one więc tego samego zestawu częstotliwości na całym obszarze, który potrafiły pokryć swoim zasięgiem. W systemach niskoorbitowych, aby zwiększyć efektywność wykorzystania pasma radiowego, gdy transmituje się różne dane do różnych użytkowników, konieczny jest podział obszaru obsługiwanego przez satelitę na wiele komórek (ang. spot beam). Dzięki takiemu podziałowi możliwe jest wielokrotne wykorzystanie tych samych częstotliwości do transmisji różnych danych. Z drugiej strony, zwiększa to skomplikowanie systemu oraz samych satelitów. Rysunek 10 przedstawia najprostszy, statyczny sposób podziału obszaru obsługiwanego przez satelitę na komórki (ang. Fixed Channel Allocation). Każda cyfra oznacza inny przedział częstotliwości. Przy takim podziale zawsze zachowana jest wymagana minimalna odległość pomiędzy komórkami używającymi tych samych kanałów. Statyczny przydział kanałów jest bardzo prostym rozwiązaniem, ale posiada istotną wadę żądanie zrealizowania nowego połączenia może zostać obsłużone tylko, gdy istnieje wolny kanał przynależny danej komórce. Jeżeli żaden kanał nie jest dostępny, połączenie nie może zostać zrealizowane. Z ograniczeniem tym próbuje sobie radzić dynamiczna metoda przydzielania kanałów (ang. Dynamic Channel Allocation). W metodzie tej każdy kanał może być używany przez dowolną komórkę sieci, co pozwala na lepsze wykorzystanie przydzielonego pasma częstotliwości. Oczywiście, aby zapobiec wzajemnemu zakłócaniu się, w określonej komórce mogą być używane tylko te kanały, które nie są używane w komórkach odległych o mniej niż określony minimalny dystans. Wybór kanału dla nowego połączenia dokonywany jest w oparciu o różne techniki. Zazwyczaj wiąże się to z zastosowaniem techniki ich realokacji (ang. rearrangement), tzn. ponownego rozdziału kanałów, również dla działających połączeń Regularny, powtarzalny układ Rysunek 10: Przyładowy podział częstotliwości w obszarze obsługiwanym przez satelitę (fragment)

38 2.1 Parametry konstelacji satelitarnych Mimo podziału, kanał w dół (ang. downlink) jest nadal kanałem rozgłoszeniowym (ang. broadcast) do pewnej grupy użytkowników. W kanale tym satelita jest jedynym źródłem sygnału, więc przesyłanie danych może zostać zrealizowane dowolną metodą zwielokrotniania (ang. multiplexing) w warstwie fizycznej: technika TDM (ang. Time- Division Multiplexing), FDM (ang. Frequency-Division Multiplexing), CDM (ang. Code- Division Multiplexing), odpowiednia polaryzacja sygnału, a także zastosowanie techniki MIMO (ang. multiple-input and multiple-output) oraz różne ich odmiany Warstwa MAC W wypadku omawianych w tej pracy systemów LEO, konieczne jest zapewnienie łączności dwukierunkowej pomiędzy satelitą i terminalem naziemnym: połączenie w kierunku do użytkownika (ang. downlink) oraz łącze zwrotne (ang. uplink). Jak wspomniano w poprzednim rozdziale, przesyłanie danych w kanale do użytkownika jest realizowane odpowiednią metodą zwielokrotniania (ang. multiplexing) w warstwie fizycznej. Bardzo interesujące z punktu widzenia warstwy MAC jest natomiast rozwiązanie kwestii wielodostępu dla łącza zwrotnego. W zasięgu satelity znajduje się bowiem bardzo wielu użytkowników rywalizujących o współdzielony kanał komunikacyjny w kierunku do satelity, który, w dodatku, ma zazwyczaj najbardziej ograniczoną przepustowość. Specyfika łącza GSL, szczególnie duże opóźnienia oraz konieczność minimalizowania ilości energii i mocy obliczeniowej potrzebnych podczas pracy łącza powodują, że proponowane tradycyjne rozwiązania stosowane w sieciach naziemnych, takie jak CSMA (ang. Carrier Sense Multiple Access), nie znajdują tu zastosowania. Rozwiązania proponowane dla łączności pomiędzy satelitą i terminalami naziemnymi można podzielić na trzy grupy: Alokacja statyczna (ang. fixed assignment), która odbywa się na zasadach podziału w dziedzinie częstotliwości (FDMA Frequency-Division Multiple Access), czasu (TDMA Time-Division Multiple Access) lub przy wykorzystaniu rozpraszania przy użyciu kodowania (CDMA Code-Division Multiple Access). Zaletą takich rozwiązań jest bezkolizyjność dostępu oraz łatwość w zapewnieniu wymagań QoS. Wadą natomiast jest nieefektywność w wykorzystaniu zasobów łącza, co powoduje, że rozwiązania te można stosować tylko na małą skalę, a także, gdy profil ruchu każdego z użytkowników jest znany z wyprzedzeniem i niezmienny. W pierwszych systemach satelitarnych najszerzej była stosowana technika FDMA. Obecnie, najszersze zastosowania ma technika TDMA (patrz [Sturza95], [Mauger97], [Pratt99]), ale coraz większą popularność zdobywa też technika CDMA, jako najbardziej elastyczna, albo kombinacja tych wszystkich technik. Dostęp losowy (ang. random access) wydaje się być lepsza alternatywą, gdy ruch generowany jest w sposób przypadkowy (tj. taki, jak zazwyczaj w Internecie), przez bardzo zmienną liczbę użytkowników znajdujących się w zasięgu satelity (od kilku do wielu tysięcy), z bardzo zmienną charakterystyką dla każdego użytkownika, ale jednocześnie bez wygórowanych wymagań dotyczących QoS. Stąd też dosyć popularne systemy, oparte o niedrogie urządzenia VSAT i USAT, do zastosowań domowych i osobistych wykorzystują ten rodzaj wielodostępu, będący zazwyczaj pewną odmianą protokołu Aloha systemy LinkStar, idirect, estar (zobacz [TS2], [Maral95]). Wadą tego rozwiązania jest to, że zwiększająca się liczba kolizji wydłuża średnie opóźnienie, a także powoduje niskie wykorzystanie pasma

39 2 Charakterystyka systemów satelitarnych Dostęp z rezerwacją (ang. Demand Assignment Multiple Access DAMA) jest rozwiązaniem, które wydaje się łączyć zalety wcześniej opisanych metod. Z jednej strony, użytkownicy najpierw składają rezerwacje na zasadach dostępu losowego lub statycznego, a następnie, w zarezerwowanej dla siebie części pasma, mogą bezkolizyjnie transmitować dane na zasadach takich, jak w alokacji statycznej. Tu należałoby wymienić dwa zasadnicze podejścia dotyczące sposobu dokonywania rezerwacji: scentralizowane oraz rozproszone. W pierwszym modelu, w sieci musi istnieć centralny kontroler udzielający praw do transmisji danych. W drugim natomiast, każda ze stacji podejmuje decyzję na własną rękę, na podstawie informacji otrzymywanych od innych stacji. To drugie podejście jest generalnie bardziej niezawodne oraz szybsze (w sensie wprowadzanego opóźnienia). Wymienić tu można wiele proponowanych rozwiązań: FIFO Ordered Demand Assignment (FODA) w [Celandroni91], Priority-Oriented Demand Assignment (PODA) w [Jacobs78], Combined Free/Demand Assignment Multiple Access (CFDAMA) w [Ngoc96] oraz Combined Random Access and TDMA Reservation Multiple Access (CRRMA) w [Lee83]. Wydaje się, że rozwiązania z tej ostatniej grupy są w tej chwili najlepszą propozycją dla zapewnienia wielodostępu w analizowanych sieciach niskoorbitowych. Nie należy jednak zapominać, że, w szczególnych sytuacjach, lepsze mogą okazać się algorytmy z pierwszych dwu grup. Na przykład, w wypadku dużych stacji naziemnych (bram, które przekazują stosunkowo dużą ilość ruchu) słuszne wydaje się zarezerwowanie na ich potrzeby pewnej części pasma na zasadach statycznych. Dlatego też protokoły warstwy MAC musza zostać dopasowane, nie tylko do charakterystyki łącza, ale również do charakterystyki ruchu. W szczególności, protokoły te powinny uwzględniać także wymagania dotyczące różnych klas ruchu QoS. Warto też zwrócić uwagę na rozwiązania stosowane obecnie w systemach opartych o geostacjonarne satelity DBS. W takich systemach, kanał do użytkownika też jest kanałem rozgłoszeniowym. Przesyłanie danych w tym kierunku, oparte o technikę z podziałem czasu (TDM ang. Time-Division Multiplexing), zostało ustandaryzowane w standardzie ETSI DVB/MPEG-2 (patrz [DVB-S]) dzięki temu, odbiornik tego typu jest praktycznie dostępny w każdym systemie TV satelitarnej. W takich systemach łącze zwrotne, jeżeli jest potrzebne, jest zazwyczaj realizowane za pomocą łączności naziemnej. Kanał DVB-S może być jednak wzbogacony w kanał zwrotny opisany standardem DVB-RCS (ang. DVB Return Channel via Satellite) patrz [DVB-RCS]. Kanał zwrotny jest wtedy realizowany bezpośrednio za pomocą satelity bez pośrednictwa łączy naziemnych jest to rozwiązanie z wykorzystaniem wielodostępu MF-TDMA (ang. Multi-Frequency Time Division Multiple Access) Stopa błędów Charakterystyki łączy GSL mają także wpływ na straty pakietów spowodowane czynnikami innymi niż przeciążenia (głównie zakłóceniami w eterze). Jak przedstawiono w [Roddy06], łącze GSL w typowym systemie satelitarnym (geostacjonarnym), bez mechanizmów korekcji błędów, ma orientacyjną stopę błędów BER na poziomie wartości 10-6, podczas gdy w sieciach naziemnych wynosi Wartość 10-6 jest zbyt mała np. dla poprawnego funkcjonowania protokołu TCP. TCP wymaga stopy błędów BER na poziomie 10-8, a nawet lepszej patrz badania przedstawione w [Chotikapong00]

40 2.1 Parametry konstelacji satelitarnych Z tego względu, konieczne jest zastosowanie, na przykład, odpowiednich sposobów kodowania sygnału dla łącza radiowego, w szczególności z zastosowaniem FEC (ang. Forward Error Correction), czy też zastosowanie mechanizmu ARQ (ang. Automatic Repeat Request) w warstwie łącza danych. Wykorzystanie do komunikacji kilku satelitów, w zasięgu których znajduje się terminal (ang. diversity), może być jeszcze inną techniką pozwalającą zmniejszyć BER. Mechanizmy te zbliżają charakterystyki łączy satelitarnych do charakterystyk łączy sieci naziemnych i są bardzo istotnym elementem systemu. Czynnikiem, który ma wpływ na stopę błędów, jest z pewnością wysokość orbity. W tym wypadku systemy LEO będą charakteryzowały się lepszymi charakterystykami niż systemy GEO. Z drugiej strony, spodziewane wyższe częstotliwości stosowane w sieciach LEO mogą wpływać na ten współczynnik niekorzystnie. Rozwiązania te nie są jednak przedmiotem tej pracy i nie będą tu dogłębnie analizowane Łącza ISL oraz satelity OBP Proponowane są dwa sposoby wykorzystania satelitów 6 : System wykorzystujący satelity jako proste przekaźniki (ang. bent-pipe repeater satellite). Satelita taki odbiera sygnał z Ziemi, wzmacnia, przesuwa w dziedzinie częstotliwości i wysyła w kierunku terminali naziemnych lub od użytkownika do najbliższego centrum naziemnego. System wykorzystujący satelity jako przełączniki, o możliwościach podobnych do dzisiejszych przełączników ATM lub routerów. W tym wypadku, całość sterowania ruchem, multipleksowania, przetwarzania informacji, itp. odbywa się na pokładzie satelity (ang. OBP satellites On-Board Processing satellites). Architektura używająca satelitów jako prostych przekaźników zakłada istnienie centrum zarządzającego pracą satelity, czasem odpowiedzialnego również za alokację kanałów. Satelita przekazuje informacje otrzymane od użytkownika, w szczególności informację sygnalizacyjną, bezpośrednio do centrum, nie analizując ich. Po ustanowieniu połączenia pomiędzy użytkownikami znajdującymi się w jego zasięgu komunikacja może odbywać się już z pominięciem centrum (dzięki temu opóźnienie propagacji może zostać dwukrotnie zmniejszone). W powyższej architekturze bezpośrednie łącza między satelitami nie muszą być używane, choć, jeżeli istnieją, to centrum sterujące może je wykorzystywać do przesyłania części danych. Architektura taka jest szeroko stosowana w systemach satelitarnych geostacjonarnych. Jej implementacja w systemach niskoorbitowych może być bardziej kłopotliwa w związku z ruchem satelitów względem centrum naziemnego, niemniej jednak architektura tego typu znalazła zastosowanie w sieciach Globalstar oraz SkyBridge. 6 Fragmenty tego rozdziału zostały opublikowane w pracy [Janczak01]

41 2 Charakterystyka systemów satelitarnych Zasadę działania takiego systemu przedstawia obrazowo Rysunek 11. Naziemne centrum przekaźnikowe Rysunek 11: Zasada działania systemu z satelitami typu bent-pipe Dla drugiej architektury nie ma potrzeby istnienia centrum naziemnego, a wszystkie operacje sterowania ruchem dokonywane są przez satelity. Przeniesienie tych funkcji na pokład satelity może być kosztowne, ale może pozwolić na zwiększenie efektywności i wydajności (ze względu na brak dodatkowych opóźnień w komunikacji z centrum naziemnym) oraz oferuje większą elastyczność i niezależność od segmentu naziemnego. Rysunek 12: Zasada działania systemu korzystającego z satelitów OBP Druga z przedstawionych architektur ma zastosowanie w systemach Iridium i Teledesic. Można zauważyć, że architektura typu bent-pipe była szeroko stosowana w satelitach GEO do transmisji np. sygnału TV. Satelita taki obejmował swoim zasięgiem bardzo duży obszar powierzchni Ziemi i nie musiał posiadać złożonej inteligencji. W systemach

42 2.1 Parametry konstelacji satelitarnych LEO taka inteligencja jest już konieczna ze względu na inne uwarunkowania. Można się więc spodziewać, że przynajmniej proste przetwarzanie będzie dokonywane na pokładzie satelitów. Innymi słowy, obie powyższe architektury mogą częściowo się przeplatać i granica między nimi może być częściowo rozmyta. Na przykład, satelita może implementować na swoim pokładzie skomplikowane protokoły warstwy MAC oraz mechanizmy przełączania ruchu związane z podziałem obszaru obsługiwanego przez satelitę na wiele komórek, ale zarządzanie, na poziomie wyższych warstw protokołów, może odbywać się w centrum naziemnym Podsumowanie i wpływ parametrów na charakterystyki sieci Parametry konstelacji satelitarnych przekładają się na najważniejsze charakterystyki systemów satelitarnych. W kolejnych podrozdziałach opisane są dwie (najprostsze do przewidzenia) charakterystyki: opóźnienia propagacji (podrozdział ) i dostępność systemu (podrozdział ) Opóźnienie propagacji Jednym z podstawowych parametrów wszystkich sieci komunikacyjnych jest wprowadzane opóźnienie (w tym wypadku mówimy o opóźnieniu propagacji, które jest głównym składnikiem opóźnienia całkowitego, tak jak to dokładnie zostało zdefiniowane i analizowane w rozdziale 4). Systemy LEO mają pod tym względem ogromną przewagę nad systemami GEO. Satelita geostacjonarny, zawieszony nad Ziemią na wysokości około 36 tys. km, jest tak odległy od Ziemi, że czas przebiegu sygnału od nadawcy do odbiorcy (wynikający z prędkości światła) wynosi około 0,25 sekundy. Łatwo z kolei policzyć, że w wypadku sieci LEO, dla której promień orbity waha się w granicach od 6,8 do 8,4 tys. km, sygnał rozchodzący się z prędkością światła w próżni potrzebuje około 0,17 sekundy, aby obiec całą Ziemię dookoła po orbicie LEO Głosowa komunikacja osobista Duże opóźnienie wprowadzane przez systemy GEO powoduje, że nie jest możliwe swobodne prowadzenie rozmów telefonicznych, co wiele osób zna z własnego doświadczenia lub z telewizji, gdzie najłatwiej zauważyć kłopoty z synchronizacją dwu osób rozmawiających przez takie łącze. Rekomendacje ITU-T, G.114 oraz G.131 specyfikują następujące wytyczne dotyczące opóźnienia (od nadawcy do odbiorcy) dla telefonii patrz też [Janssen02]: dla opóźnienia sygnału większego niż 25 ms, konieczne jest zastosowanie mechanizmów kontroli echa (wymagane tłumienie 21 db); jeżeli echo jest odpowiednio zmniejszane to: o opóźnienie o wartości 150 ms jest akceptowalne dla prowadzenia normalnej rozmowy, o opóźnienie o wartości pomiędzy 150 ms i 400 ms jest akceptowalne, pod warunkiem, że komunikujące się osoby są świadome występowania takiego opóźnienia oraz jego wpływu na interaktywność komunikacji, o opóźnienia powyżej 400 ms są nieakceptowane, nawet przy takich założeniach

43 2 Charakterystyka systemów satelitarnych Jak widać z powyższego, systemy geostacjonarne nie mogą w pełni służyć potrzebom komunikacji osobistej. Dokładniejsze studium innych czynników, jak np. zastosowanie odpowiedniego sposobu kodowania, które mogą wpływać na jakość transmisji głosowych przez sieci satelitarne, można znaleźć w [Janssen02] Przesył danych (protokoły transportowe) Charakterystyka opóźnieniowa sieci w sposób znaczący może wpływać na protokoły warstwy transportowej, z których najbardziej popularnym jest TCP (ang. Transmission Control Protocol) 7. Duże opóźnienia występujące w systemach GEO wykluczają zastosowanie tych łączy do w pełni swobodnego przesyłania danych komputerowych (Internet) i to z wielu powodów: Protokół TCP, najintensywniej wykorzystywany w Internecie, w swych nowszych wersjach stosuje, między innymi, mechanizm zapobiegania zatłoczeniu sieci (ang. congestion avoidance) oraz mechanizm tzw. powolnego startu (ang. slow start). Stosowanie tych mechanizmów oznacza, że wszystkie transmisje przez Internet (np. przeglądanie stron WWW) rozpoczynają się z małą szybkością, która jeżeli nie stwierdzi się oznak zatłoczenia jest stopniowo zwiększana przy otrzymywaniu kolejnych potwierdzeń od odbiorcy zobacz [RFC2001] i [Wood01]. Aby uzyskać pełną szybkość transmisji potrzebne jest kilkadziesiąt lub kilkaset serii potwierdzeń, czyli przesyłania danych tam i z powrotem. Kiedy taki pojedynczy przebieg zajmuje 0,5 sekundy (a 100 przebiegów prawie minutę) połączenie często kończy się zanim osiągnięta zostanie pełna szybkość transmisji. Z tego powodu transmisja odbywa się z szybkością nieoptymalną. Jeżeli wykorzystywane są sieci powodujące duże opóźnienia, to wydajność systemu jest ograniczona maksymalną wielkością przesuwnego okna nadawczego protokołu TCP. Okno to jest wykorzystywane jako mechanizm sterowania przepływem w tym protokole zobacz [Jacobson88], [Wood01], [RFC2488] i [RFC2760]. W większości implementacji wielkość maksymalna tego okna zazwyczaj jest mniejsza niż 64 kb (Windows, SunOS, Linux). Określa ona ilość danych, które mogą być transmitowane przez nadawcę bez konieczności wstrzymywania transmisji podczas oczekiwania na potwierdzenie odbioru. Przykładowa wielkość okna 64 kb oznacza, że podczas transmisji poprzez łącze GEO może zostać przesłane maksymalnie 64 kb w ciągu około 0,5 sekundy, niezależnie od ilości danych, które teoretycznie łącze satelitarne jest w stanie przesyłać. Ogranicza to więc maksymalną szybkość transmisji osiągalną przez pojedynczy przepływ TCP do ok. 1 Mb/s (za [RFC2330], jest to tzw. the best flow capacity achievable along a path using an RFC-2001-compliant TCP ). Powstało wiele poprawek do TCP, które miałyby usprawnić jego działanie, w szczególności w sieciach GEO. Można wymienić kilka najważniejszych: o możliwość skalowania okna przesuwnego do wielkości większych niż 64 kb poprawka opisana w [RFC1323] (teoretycznie powinna pozwolić na transmisje poprzez satelitę geostacjonarnego z prędkościami do ok. 16 Gb/s patrz [Bem01]); dodatkowo, specyfikacja zawarta w [RFC1323] 7 W tym miejscu skupiamy się jedynie na analizie opóźnienia średniego, choć zmienność opóźnienia (ang. jitter lub packet delay variation) też jest bardzo ważnym parametrem, związanym z charakterystyką opóźnieniową, mającym wpływ na pracę protokołu TCP

44 2.1 Parametry konstelacji satelitarnych wprowadza także mechanizm ochrony przed powtarzaniem się numerów sekwencyjnych w pakietach TCP, konieczny przy większych prędkościach transmisji patrz też [Zielinski09]; o trwałe połączenia TCP (ang. persistent TCP connections) opisane w [RFC2068] i wykorzystywane w protokole HTTP, pozwalają na połączenie kilku krótkich transakcji w jedną; o Selective ACKnowledgement (SACK) rozwiązanie opisane w [RFC2018] oraz [RFC2581] i [RFC2582], które umożliwia obsługę selektywnych potwierdzeń pakietów, co pozytywnie wpływa na działanie protokołu TCP w przypadku zgubienia jednego lub kilku pakietów z powodu zakłóceń (błędów transmisji w odróżnieniu od straty pakietów na skutek przeciążenia) patrz też [Henderson97]; o TCP extensions for transactions (T/TCP) poprawka protokołu TCP opisana w [RFC1644], która pozwala na skrócenie czasu potrzebnego na uzyskanie pełnej prędkości transmisji, co ma olbrzymie znaczenie przy krótkich transakcjach. Wprowadzanie powyżej wymienionych poprawek w stosie protokołów oznacza zmianę wewnętrznych mechanizmów TCP (co wiąże się ze zmianą oprogramowania na wszystkich komputerach i dodatkowo zwiększa ich obciążenie 8 ) albo zmniejsza wiarygodność systemu transmisji danych (np. w sytuacji, gdy stosuje się techniki wysyłające potwierdzenia w imieniu odbiorcy nie opisane powyżej). Poprawki te mogą więc mieć zastosowanie jedynie w niewielkim zakresie, w stosunku do specjalizowanych urządzeń podłączonych bezpośrednio do sieci satelitarnej. Ponadto, zaproponowane poprawki są specyficzne dla TCP. Dla innych protokołów komunikacyjnych istniałaby konieczność opracowania innych poprawek, np. aby przez łącza satelitarne używać protokołu DEC LAT (patrz wyjaśnienie w rozdziale Podstawowe skróty i pojęcia na stronie 7), konieczne byłoby zmodyfikowanie tego protokołu. Duże opóźnienia powodują także ograniczenia w stosowaniu techniki przydzielania pasma (tj. części dostępnej przepustowości) na żądanie (ang. Bandwidth-on-Demand BoD). BoD pozwala użytkownikowi żądać i zwalniać część przepustowości, gdy tego potrzebuje. Płaci on wtedy tylko za rzeczywiście używane zasoby, zaś sieć może być w ten sposób współdzielona przez większą liczbę użytkowników. Negocjacja wielkości pasma z systemem wprowadzającym duże opóźnienia, takim jak GEO, zmniejszałaby efektywność tego mechanizmu, z powodu zbyt dużych opóźnień. Z powodów wymienionych wcześniej (w poprzednim rozdziale) byłoby też bardzo utrudnione (lub prawie niemożliwe) zastosowanie sieci GEO do zapewnienia komunikacji głosowej w sieci IP (ang. VoIP Voice over IP) lub wykorzystania przez inną aplikację interaktywną. Wielkość opóźnienia powoduje więc, że systemy geostacjonarne w zasadzie nie nadają się do zapewnienia efektywnej komunikacji w systemach komputerowych ani do interaktywnej wymiany informacji. Próby poprawienia sytuacji, podejmowane w obecnie 8 Zmiany takie są jednak stopniowo wprowadzane w najnowszych wersjach systemów operacyjnych

45 Szybkośd transmisji TCP [Mb/s] 2 Charakterystyka systemów satelitarnych istniejących systemach GEO, są więc sztuczne i nie są uniwersalne (sprawdzają się tylko w szczególnych sytuacjach). Mimo, że można konstruować łącza satelitarne o dużej przepustowości, użytkownicy nie mogliby z tego powodu odnieść korzyści w systemach GEO. Jedynie w systemach LEO istnieje możliwość pełnego wykorzystania takich łączy. Rysunek 13 (oś pionowa jest w skali logarytmicznej) przedstawia przykładowe ograniczenie szybkości transmisji wynikające z istnienia wspomnianego wyżej okna TCP o wielkości 64 kb. Z rysunku można odczytać, że niezmodyfikowany stos TCP mógłby pozwolić na osiągnięcie w sieciach LEO szybkości transmisji w granicach od około 25 Mb/s do 50 Mb/s, podczas gdy w sieciach GEO szybkość ta byłaby ograniczona do około 1 Mb/s. Potwierdza to, że wykorzystanie szerokopasmowych łączy w sieciach LEO przyniosłoby znacznie większe korzyści niż w wypadku sieci GEO. 100 Iridium (LEO): 48 Mb/s Teledesic (LEO): 27.3 Mb/s 10 Odyssey (MEO): 3.6 Mb/s Ellipso (HEO): 4.8 Mb/s GEO: 1 Mb/s Wysokośd orbity [tys. km] Rysunek 13: Ograniczenie szybkości transmisji TCP z powodu okna nadawczego o wielkości 64 kb W ogólności, zastosowanie systemów satelitarnych LEO pozwala w sposób naturalny zmniejszyć czas opóźnienia nawet 25 razy, czyli do wielkości mniejszych niż nawet w sieciach naziemnych, dla których tworzone były wszystkie protokoły transportowe. Stąd też możliwe jest ich stosowanie bez specjalnych modyfikacji. Zmniejszenie opóźnienia ma również bardzo duże znaczenie na rynku operatorów, gdzie sieci naziemne oferują wysokie parametry QoS, w tym gwarantowane maksymalne opóźnienia między dowolnymi punktami (ang. end-to-end) wynoszące 150 ms (UUNET, Concentric), a nawet mniejsze (Sprint 140 ms, AT&T WorldNet 100 ms). Taka gwarancja maksymalnego opóźnienia pozwala nawet na tworzenie wirtualnych sieci LAN (ang. VLAN Virtual Local Area Network). Dokładniejsza analiza wpływu opóźnienia, wprowadzanego przez sieć, na charakterystyki ważne z punktu widzenia użytkownika końcowego przedstawiona jest w rozdziale

46 Szerokość geograficzna Szerokośc geograficzna 2.2 Charakterystyka wybranych sieci satelitarnych Dostępność systemu Jednym z najistotniejszych parametrów cechujących dany system jest dostępność łącza radiowego dla terminala naziemnego. Dostępność łącza wyznaczają warunki, przy których możliwe jest nawiązanie łączności z terminalem naziemnym. W wypadku łącza satelitarnego dostępność wyznaczają głównie: zakładany minimalny kąt elewacji oraz kąt inklinacji orbity. Dla przykładu, w systemie Leo One założono minimalny kąt elewacji θ = 15 i kąt inklinacji orbity φ = 50. Rysunek 14 pokazuje, że przy takich założeniach dostępność łącza dla punktów znajdujących się pomiędzy 30 a 60 szerokości geograficznej wynosi 100% patrz [Jurski99]. Oznacza to, że przez cały czas przynamniej jeden satelita jest widoczny przez terminal naziemny pod kątem elewacji nie mniejszym niż % 10% 20% 30% 40% 50% 60% 70% 80% 90% 100% Dostępność systemu dla kąta elew acji > 15 stopni (procent czasu) Dochód Ludność % 5% 10% 15% 20% Liczba ludności i wielkość dochodu (w procentach) Rysunek 14: Dostępność systemu Leo One oraz rozmieszczenie ludności Ziemi i wielkości dochodu w zależności od szerokości geograficznej Dzięki takim parametrom konstelacji, obszary najbardziej zaludnione (znajdujące się w średnich szerokościach geograficznych) mają najlepsze pokrycie, a pojedynczy terminal w tym rejonie, w danej chwili, znajduje się najczęściej w zasięgu kilku satelitów. 2.2 Charakterystyka wybranych sieci satelitarnych W tej pracy skupiamy się na systemach LEO. Pod względem funkcjonalnym można je podzielić na trzy grupy: świadczące usługi typowe dla telefonii, ze szczególnym uwzględnieniem transmisji głosu: systemy Iridium, Globalstar i ICO, świadczące usługi szybkiej transmisji danych (w tym przekazy multimedialne): Teledesic, Skybridge oraz Celestri, świadczące usługi wolnej transmisji danych: Leo-One, ORBCOMM, ESAT, VITA i inne. Systemy z pierwszej grupy, tzw. systemy łączności osobistej (ang. PCS Personal Communications), są już w użyciu. System Iridium rozpoczął komercyjne świadczenie

47 2 Charakterystyka systemów satelitarnych usług w 1998 roku, jednak, z powodu bankructwa, przerwał działanie w 1999 roku, aby je ponownie wznowić w roku System Globalstar rozpoczął działalność w 1999 roku. Systemy należące do drugiej grupy są najmniej zaawansowane, gdyż ich koncepcje pojawiły się najpóźniej i związane są głównie ze świadczeniem usług szybkiej transmisji danych dla abonentów stałych i ruchomych. Systemami z tej grupy, najbardziej zaawansowanymi w budowie, były SkyBridge oraz Teledesic. Niestety żaden z nich nie został uruchomiony. Doświadczenia obecnych operatorów sieci LEO z pierwszej grupy pokazują bardzo duży wzrost zapotrzebowania na transmisję danych (np. operator sieci Iridium sprzedaje teraz więcej modemów niż aparatów telefonicznych patrz [Infoworld07]). Z pewnością musi to spowodować uruchomienie takich systemów w przyszłości Trzecia grupa systemów, nazywana systemami Small-LEO lub Little-LEO, jest również szybko rozwijana. System ORBCOMM jest pierwszym systemem wdrożonym do eksploatacji. Rozpoczął działanie już w 1995 roku (początkowo działał jedynie częściowo stopniowo rozszerzając swój zasięg teraz, w momencie pisania tej pracy, działa już na całym globie). Kolejne tabele przedstawiają parametry systemów satelitarnych znanych autorowi (działających bądź tylko planowanych), zarówno systemy LEO (Tabela 2, Tabela 3, oraz Tabela 4), jak i MEO oraz HEO (Tabela 5), a także GEO (Tabela 6). Tabela 2: Systemy Little-LEO (świadczące usługi monitoringu lub wolnej transmisji danych) System ORBCOMM VITA (VITASAT) Leo-One STARNET Właściciel, Inwestor Liczba satelitów Liczba orbit Inklinacja orbity [stopnie] Wysokość orbity [km] Min. kąt elewacji [stopnie] Usługi Częstotliwości [MHz/pasmo] Orbital Communications Corp. obecnie 29, docelowo nawet 36 2 polarne 3 pochylone 2 polarne 3 pochylone Volunteers in Technical Assistance Leo-One USA Starsys Inc do do pozycjonowanie obiektów, SMS, wolna transmisja pozycjonowanie obiektów, SMS 15 pozycjonowanie obiektów, SMS VHF VHF VHF Masa satelity [kg] Funkcjonalność satelitów Przenoszenie danych 9 Przenoszenie danych (max 15 odbiorców / satelitę) pozycjonowanie obiektów, SMS Zasięg USA Globalny Globalny Globalny Przepustowość ISL brak ISL brak ISL brak ISL Prędkość 2,4 kb/s (56 kb/s dla 2,4 do 9,6 kb/s Bent-pipe, przenoszenie danych 9 Przenoszenie danych oznacza, że satelita odbiera dane od źródłowego terminala naziemnego, mimo że może nie mieć połączenia z terminalem docelowym za pomocą żadnego z dostępnych łączy. Dane te są przechowywane na pokładzie satelity dopóki taka łączność z terminalem docelowym stanie się możliwa (choć wtedy może już nie być łączności z terminalem źródłowym)

48 2.2 Charakterystyka wybranych sieci satelitarnych System ORBCOMM VITA (VITASAT) Leo-One STARNET transmisji w górę (ang. uplink) na jednego użytkownika bram) Prędkość transmisji w dół (ang. downlink) na jednego użytkownika 4,8 kb/s (56 kb/s dla bram) Termin działania działa od 1995 od 1994, teraz już nie działa 24 kb/s nie uruchomiony Strona domowa brak brak brak nie uruchomiony Tabela 3: Systemy LEO świadczące usługi telefonii System Iridium GlobalStar Aries Właściciel, Inwestor Motorola Loral Qualcomm Constellation Communications Inc. Liczba satelitów Liczba orbit Inklinacja orbity [stopnie] Wysokość orbity [km] Min. kąt elewacji [stopnie] 86, ,2 10 Usługi voice, SMS, fax voice, SMS, fax voice, SMS, fax Częstotliwości [MHz/pasmo] L, Ka L, S, C L, S, C Modulacja TDMA CDMA FDMA/CDMA Masa satelity [kg] Funkcjonalność satelitów OBP, ISL bent-pipe Zasięg Globalny Globalny, Przepustowość ISL 25 Mb/s brak ISL Prędkość transmisji w górę (ang. uplink) na jednego użytkownika Prędkość transmisji w dół (ang. downlink) na jednego użytkownika szer. geogr. < 70 2,4 do 9,6 kb/s 1,2 do 9,6 kb/s 2,4 do 9,6 kb/s 1,2 do 9,6 kb/s Globalny Termin działania działa od 1998 działa od 1999 nie uruchomiony Strona domowa brak

49 2 Charakterystyka systemów satelitarnych Tabela 4: Systemy LEO szerokopasmowe System Teledesic Skybridge Celestri Właściciel, Inwestor Motorola, Lockheed Martin Alcatel Motorola, Matra Marconi Space SA Liczba satelitów (+ 9 GEO) Liczba orbit Inklinacja orbity [stopnie] Wysokość orbity [km] Min. kąt elewacji [stopnie] 84, Usługi szerokopasmowe szerokopasmowe szerokopasmowe Częstotliwości [MHz/pasmo] Modulacja Ka Ku Ku, Ka Masa satelity [kg] 800 Funkcjonalność satelitów OBP, ISL Bent-pipe OBP, ISL Zasięg Globalny Zależny od naziemnych NOCC (miało być ich 200) Przepustowość ISL Prędkość transmisji w górę (ang. uplink) na jednego użytkownika Prędkość transmisji w dół (ang. downlink) na jednego użytkownika 2 do 64 Mb/s wielokrotności 2 Mb/s 64 kb/s do 155 Mb/s 64 Mb/s do 1,2 Gb/s wielokrotności 20 Mb/s 64 kb/s do 155 Mb/s Termin działania nie uruchomiony nie uruchomiony nie uruchomiony połączony z Teledesic Strona domowa brak brak brak

50 2.2 Charakterystyka wybranych sieci satelitarnych Tabela 5: Systemy MEO/HEO System Właściciel, Inwestor ICO (Intermedia Circular Orbit) ICO Global Communications Ltd. Odyssey Ellipso VirtualGEO TRW Liczba satelitów Liczba orbit Inklinacja orbity [stopnie] Wysokość orbity [km] Min. kąt elewacji [stopnie] Ellipsat 55 63, GEO , Usługi voice, SMS, multimedia voice, SMS, fax voice, SMS, fax szerokopasmowe Częstotliwości [MHz/pasmo] S (użytkownicy), C (bramy) L, S, Ka L C, Ku Modulacja CDMA CDMA Masa satelity [kg] Funkcjonalność satelitów Bent-pipe Bent-pipe Zasięg szer. geogr. < 40/50 Globalny Globalny, szer. < 50 Wybrane obszary Przepustowość ISL brak ISL brak ISL Prędkość transmisji w górę (ang. uplink) na jednego użytkownika Prędkość transmisji w dół (ang. downlink) na jednego użytkownika Termin działania wolna transmisja danych od 2001 testy szerokopasmowe planowane na ,4 do 9,6 kb/s 10 Mb/s, 40 Mb/s 2,4 do 9,6 kb/s 10 Mb/s, 40 Mb/s nie uruchomiony nie uruchomiony nie uruchomiony Strona domowa brak

51 2 Charakterystyka systemów satelitarnych Tabela 6: Systemy GEO System INMARSAT-M MSAT Thuraya Spaceway Astrolink Właściciel, Inwestor INTELSAT AMCS Thuraya Hughes, Boeing Lockheed Martin Liczba satelitów Liczba orbit Inklinacja orbity [stopnie] Wysokość orbity [km] GEO GEO GEO GEO GEO Min. kąt elewacji [stopnie] Usługi voice, SMS, fax voice, SMS, fax voice, SMS, fax szerokopasmowe Częstotliwości [MHz/pasmo] L, Ku L, S Ka Ka Modulacja Masa satelity [kg] Funkcjonalność satelitów OBP OBP, ISL OBP, ISL Zasięg Globalny Ameryka płn. Europa, Afryka Płn., Bliski wschód Przepustowość ISL brak ISL brak ISL brak ISL Prędkość transmisji w górę (ang. uplink) na jednego użytkownika Prędkość transmisji w dół (ang. downlink) na jednego użytkownika 3 do 8 kb/s 4,8 do 9,6 kb/s N x 46,8 kb/s 16 Mb/s 20 Mb/s 3 do 8 kb/s 4,8 do 9,6 kb/s N x 46,8 kb/s 30 Mb/s 200 Mb/s Termin działania działa od 1982 działa od 1994 działa od 2000 częściowo uruchomiony nie uruchomiony Strona domowa prod_serv/voice/m obile/msat/ m W tej pracy w szczególny sposób skupiono się na systemach Iridium oraz Teledesic. Z tego też względu w kolejnych podrozdziałach scharakteryzowano te sieci w sposób bardziej szczegółowy (sieć Iridium w podrozdziale 2.2.1, sieć Teledesic w podrozdziale 2.2.2). brak

52 2.2 Charakterystyka wybranych sieci satelitarnych Iridium Budowę sieci Iridium w 1986 roku zainicjowała firma Motorola. Satelity tej sieci krążą na wysokości 780 km nad powierzchnią Ziemi, na sześciu orbitach. W sumie w sieci jest 66 satelitów po 11 na każdej orbicie. Okres obiegu satelity wynosi 6026,9 sekund (ok. 1 godz. 40 minut), a jego prędkość względem powierzchni Ziemi wynosi km/h. Konstelację satelitarną Iridium przedstawia Rysunek 15. Rysunek 15: Trójwymiarowy model sieci Iridium 10 Zgodnie z opisem w [Pratt99], satelity w ramach jednej orbity oddalone są od siebie o 32,7. Natomiast odległość pomiędzy sąsiednimi orbitami wynosi 31,6. Orbity nie przebiegają dokładnie nad biegunem Ziemi ich kąt inklinacji wynosi 86,4. W sieci Iridium założono minimalny kąt elewacji równy 8,2. 10 Wizualizacje sieci satelitarnych w tej pracy przygotowano przy pomocy aplikacji zaimplementowanej przez autora (dokładniejszy opis znajduje się w rozdziale 5.1), która współpracowała z narzędziem SaVi opisanym w [SaVi08]

53 2 Charakterystyka systemów satelitarnych Przy takich parametrach orbit, jak powyższe, sieć satelitarna podzielona jest na dwie płaszczyzny, w których satelity krążą po orbitach w tym samym kierunku konstelacja typu π (patrz rozdział 2.1.5). Natomiast na styku tych płaszczyzn nazywanym szwem (ang. seam) satelity poruszają się względem siebie w przeciwnych kierunkach. W sieci Iridium odległość kątowa pomiędzy orbitami znajdującymi się po przeciwnych stronach szwu wynosi 22. Satelity Iridium posiadają cztery łącza do sąsiednich satelitów: dwa łącza do satelity poprzedzającego i następnego na tej samej orbicie (ang. intra-plane ISL) oraz dwa łącza do satelitów na sąsiednich orbitach (ang. inter-plane ISL). Wyjątkiem są satelity znajdujące się przy szwie: wykorzystują tylko trzy łącza, gdyż łącza poprzez szew (ang. cross-seam ISL) nie są utrzymywane. Ponadto, łącza między sąsiednimi orbitami też są wyłączane w okolicach biegunów Ziemi (powyżej około 50 do 60 szerokości geograficznej północnej i południowej). Rysunek 16: Satelita Iridium 11 Sieć Iridium służy do przenoszenia ruchu telefonii satelitarnej z szybkościami będącymi wielokrotnością 2,4 kb/s. Przepustowości łączy ISL w tej sieci wynoszą 25 Mb/s. Dzięki łączom międzysatelitarnym system pozwala realizować połączenia bez wykorzystania jakiejkolwiek części naziemnej systemu. Istnieje też możliwość 11 Zdjęcia wykonano w muzeum National Air and Space Museum, Waszyngton, USA

54 2.2 Charakterystyka wybranych sieci satelitarnych dowolnych kombinacji połączeń z wykorzystaniem sieci naziemnych i łączy międzysatelitarnych. Jako protokół routingu wewnątrz sieci wykorzystywany jest najprawdopodobniej zmodyfikowany algorytm Bellmana-Forda (ang. Extended Bellman- Ford) wybierający jedną trasę najkrótszą zgodnie z opisem w [Pratt99], szczegóły algorytmu opisano zaś w [Cheng89]. Rysunek 16 przedstawia schematyczny rysunek satelity i jego kluczowych elementów. Rysunek 17: Zdjęcie jednej z anten satelity Iridium Satelita Iridium posiada 48 anten tworzących na powierzchni Ziemi 48 komórek częściowo nachodzących na siebie (Rysunek 17 przedstawia antenę satelity). Średnica jednej takiej komórki to około 700 km. Z teoretycznie możliwych 3168 komórek (66 satelitów po 48 komórek), aktywnych jest około 2150 patrz [Zielinski09]. Wynika to z faktu, że część z nich jest wyłączana w okolicach biegunów, gdzie orbity satelitów są blisko siebie i komórki nakładają się. Do łączności z obiektami naziemnymi stosowana jest kombinacja technik wielodostępu z podziałem częstotliwości i wielodostępu z podziałem czasowym FDMA/TDMA. Stosowane są zespoły składające się z 12 komórek. Każda z komórek używa innych częstotliwości, natomiast w następnych 12 wiązkach można użyć tych samych częstotliwości ponownie. Liczba połączeń przypadających na jednego satelitę wynosi maksymalnie Rysunek 18 przedstawia moduł komunikacyjny satelity Iridium

55 2 Charakterystyka systemów satelitarnych Rysunek 18: Moduł komunikacyjny satelity Iridium Przesłanie sygnału od telefonu do satelity, czy odwrotnie, zajmuje od 2,6 ms do 8,2 ms, a każde łącze międzysatelitarne wprowadza opóźnienie około 9 ms. Natomiast łączny czas propagacji sygnału plus czas potrzebny do kodowania, dekodowania, uporządkowania strumienia danych w ramki oraz czas potrzebny na kompresje i analizę sygnałów w całym systemie nie powinien przekraczać 90 ms

56 2.2 Charakterystyka wybranych sieci satelitarnych Teledesic Satelity tej sieci krążą na wysokości 1375 km nad powierzchnią Ziemi, na dwunastu orbitach. W sumie w sieci jest 288 satelitów po 24 na każdej orbicie. Okres obiegu satelity wynosi 6794 sekundy (1 godz. 53 minuty). Konstelację satelitarną Teledesic pokazuje Rysunek 19. Rysunek 19: Trójwymiarowy model sieci Teledesic Satelity, w ramach jednej orbity, oddalone są od siebie o 15. Orbity nie przebiegają dokładnie nad biegunem Ziemi ich kąt inklinacji wynosi 84,7. Natomiast odległość pomiędzy sąsiednimi orbitami nie jest znana autorowi z literatury w późniejszych badaniach przyjęto wartość 15. Sieć satelitarna podzielona jest też na dwie płaszczyzny, oddzielone szwem. Ponieważ przyjęto, że odległość kątowa pomiędzy sąsiednimi orbitami wynosi 15, to odległość kątowa pomiędzy orbitami znajdującymi się po przeciwnych stronach szwu też wynosi

57 2 Charakterystyka systemów satelitarnych Zgodnie z planami zaprezentowanymi w [Sturza95], każdy satelita w symulowanej sieci, posiada osiem łączy do sąsiednich satelitów: cztery z nich są wykorzystywane do łączności z satelitami na tej samej orbicie (ang. intra-plane ISL) i cztery z satelitami na sąsiednich orbitach (ang. inter-plane ISL). Wyjątek stanowią satelity znajdujące się przy szwie, gdyż ze względu na dużą prędkość względną poprzez szew, przez każdego satelitę utrzymywane jest tylko jedno łącze aktywne, a drugie musi być nie aktywne i służy do zestawiania połączenia z następnym satelitą. W dostępnej literaturze nie była podana przepustowość łączy ISL. Jako protokół routingu wewnątrz sieci planowano routing jedną najkrótszą trasą. Łącza Ziemia-satelita (GSL) również wymagają przełączania. W sieci Teledesic założono minimalny kąt elewacji równy 40 patrz [Zielinski09]. Sieć Teledesic jest planowana do przenoszenia ruchu z prędkościami od 2 Mb/s do 64 Mb/s w kierunku w górę i w zakresie od 64 Mb/s nawet do 1,2 Gb/s w kierunku w dół Podsumowanie Należy zauważyć, że system satelitarny LEO jest w stanie spełniać wymagania porównywalne z sieciami naziemnymi: dostępność łącza na poziomie takim, jak w łączach naziemnych (w systemie Teledesic zakładana dostępność wynosi co najmniej 99,9%, przy kącie elewacji wynoszącym 40, co pozwala przewyższyć nawet parametry łączy naziemnych), docelowa stopa błędów (ang. BER), widoczna dla użytkownika, na poziomie łącza światłowodowego (dla systemu Teledesic zakładany BER to ), opóźnienia łącza na poziomie łączy światłowodowych 12 (dla Teledesic zakładane opóźnienia end-to-end mniejsze niż 75 ms pomiędzy dowolnymi punktami i opóźnienia tam i z powrotem mniejsze niż 100 ms), przydzielanie pasma na żądanie terminal naziemny jest w stanie rezerwować zasoby i je zwalniać w bardzo krótkim czasie (np. 50 ms w systemie Teledesic). Niskoorbitowe systemy satelitarne muszą jednak poradzić sobie z wieloma problemami. Będą one omawiane w różnych miejscach tej pracy. 12 Proszę zwrócić uwagę, że prędkość światła w światłowodzie wynosi około km/s, czyli jest prawie o jedną trzecią mniejsza niż w próżni, podczas gdy prędkość rochodzenia się fal elektromagnetycznych w powietrzu jest prawie równa prędkości światła w próżni (o 0,03% mniejsza) [Podesta02]

58 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras Poniżej przedstawiono ogólne architektury systemów satelitarnych uwzględniające potrzeby protokołów wyboru tras. W dalszej części rozdziału przedstawiono także przegląd sposobów kierowania ruchem w sieciach LEO, proponowanych w literaturze. Oprócz przedstawienia prac innych autorów, rozdział ten pozwala też przybliżyć czytelnikowi kontekst dalszych rozdziałów pracy. 3.1 Architektury systemów satelitarnych Ze względu na różnorodność systemów, pod względem typów i parametrów konstelacji satelitarnych, zaproponowano już bardzo wiele różnych rozwiązań na poziomie architektury systemu, które uwzględniałyby potrzeby związane z routingiem: integracja z sieciami naziemnymi (routing wewnątrz i na zewnątrz systemu satelitarnego), zmniejszenie zapotrzebowania na zasoby po stronie segmentu satelitarnego, rozwiązanie problemu częstych zmian topologii sieci satelitarnej, oraz zmniejszenie ilości informacji związanej z wyborem tras przekazywanej do i z konstelacji. Proponowane rozwiązania różnią się sposobem wykorzystania satelitów (OBP lub bentpipe), łączy ISL oraz części naziemnej systemu Koncepcja widoków dla potrzeb routingu wewnętrznego W pracy [Gounder00] autorzy przedstawiają rozwiązanie problemu wyznaczania tras przez protokoły routingu wewnętrznego w oparciu o koncepcję widoków (ang. snapshot). Zgodnie z nią, konfiguracja sieci satelitarnej rozpatrywana jest jako ciąg widoków zmieniających się w czasie. Topologia sieci jest uznawana za niezmienną w zadanym przedziale czasu pojedynczego widoku. Istotny jest fakt, że widoki powtarzają się okresowo (ang. constellation periodicity w innej literaturze często nazywana z ang. system period). Okres, po którym pozycja wszystkich satelitów względem punktów naziemnych powtórzy się, jest zależny od konstelacji satelitarnej. Generalnie rzecz biorąc, okres ten wynosi zazwyczaj kilkanaście dni jest to najmniejsza wspólna wielokrotność okresu obrotu satelity na orbicie oraz obrotu Ziemi wokół własnej osi (tzw. doba gwiazdowa, ang. sidereal day, która wynosi około 23 godziny, 56 minut i 4 sekundy czasu słonecznego). Jednak często można przyjąć dużo krótszy okres, szczególnie w badaniach symulacyjnych przy założeniu, że wszystkie satelity w konstelacji LEO zachowują się tak samo, nie ma znaczenia, który z nich znajduje się w danym momencie nad określonym punktem na Ziemi. W takiej sytuacji ważne są jedynie pozycje dowolnych satelitów względem punktów na Ziemi oraz topologia łączy ISL. Na przykład, dla konstelacji posiadających szew, takiej jak Iridium, można przyjąć, że okres ten to około jedna doba gdy szew dokonuje pełnej rotacji wokół globu

59 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras Koncepcja widoków dla potrzeb routingu wewnętrznego była także wiele razy wykorzystywana w innych pozycjach literatury (czasem nie wprost), gdyż jest dosyć naturalnym podejściem pozwalającym panować nad ciągle zmienną topologią sieci. Ze względu na powtarzalność i przewidywalność widoków, można z góry wskazać odpowiedni sposób kierowania ruchem oraz przechodzenia pomiędzy kolejnymi widokami. Warto jednak zwrócić uwagę, że koncepcja widoku taka, jak zaprezentowana powyżej, zazwyczaj nie istnieje w sieciach naziemnych. Co prawda, informacje o stanie łączy w protokołach naziemnych są zazwyczaj uaktualniane okresowo, np. w protokole RIP, a w poszczególnych węzłach przyjmuje się, że stan sieci jest niezmienny w czasie między kolejnymi uaktualnieniami. Jednakże decyzje pojedynczych węzłów naziemnych nie są ze sobą zsynchronizowane w czasie, w odróżnieniu od przedstawionej koncepcji w sieciach LEO, gdzie wszystkie węzły dokładnie znają moment przejścia od jednego widoku do innego. Zaprezentowana powyżej koncepcja widoków jest wykorzystywana w dalszych rozdziałach tej pracy. Badania sieci satelitarnych przedstawione dalej dotyczą bowiem wybranych sekwencji widoków Ładowanie tablic z Ziemi Większość protokołów routingu, w szczególności również protokół zaprezentowany w [Gounder00], wymaga do podejmowania decyzji pewnego zbioru tabel routingu lub translacji. Dla koncepcji widoków przedstawionej powyżej, tabele te są zmienne w czasie w związku ze zmianami widoków. Mogą być jednak wyliczone z wyprzedzeniem na Ziemi, gdyż są przewidywalne i powtarzają się okresowo. Ich całkowita liczba jest jednak dosyć duża. W związku z tym i z ograniczeniami pamięci na pokładzie satelitów, może nie być możliwe, aby satelita przechowywał je wszystkie w pamięci, albo ze względu na możliwości obliczeniowe wyliczał je na bieżąco. Dlatego autorzy tej pracy proponują wykorzystać naziemne centra kontroli które, jak przewidują, i tak zostałyby utworzone ze względu np. na potrzebę zarządzania ruchem satelitów. W centrach tych odbywałoby się wyliczanie tabel routingu z wyprzedzeniem zasoby obliczeniowe oraz pamięci w centrach tych byłyby bowiem znacznie tańsze i bardziej dostępne niż na pokładzie satelitów. Następnie, gdy satelita znajdowałby się w pobliżu takiego centrum, obliczone tabele routingu byłyby ładowane z Ziemi na pokład satelitów. Wtedy konieczne byłoby przechowywanie w pamięci satelity jedynie kilku tabel routingu, niezbędnych do czasu aż satelita znowu przelatywałby w pobliżu takiego centrum, gdzie mógłby pobrać następny zbiór tabel. Ze względu na potrzebę zmniejszenia liczby tych centrów oraz zlokalizowania ich w regionach, gdzie występuje małe natężenie ruchu na łączach między satelitą a Ziemią, autorzy sugerują umieszczenie ich w pobliżu biegunów Ziemi. Szacują oni, że satelita musiałby wtedy zabierać jednorazowo na pokład tabele routingu na czas około 50 minut: na orbicie LEO okres obiegu satelity wokół Ziemi jest zbliżony do 100 minut, a przedział czasu, pomiędzy więc satelita znajdowałby się nad jednym z biegunów co około 50 minut. W rozdziale tym zaprezentowano koncepcję ładowania tablic routingu z Ziemi, jednak dalsza część pracy abstrahuje od tego, czy technika ta byłaby zastosowana, czy nie. Wyniki uzyskane w pracy są bowiem od tego niezależne

60 3.1 Architektury systemów satelitarnych MPLS Autorzy tej samej publikacji ([Gounder00]) wskazują przykładowe mechanizmy pozwalające zmniejszyć wielkość tabel routingu. Przy okazji zmniejszają one także zapotrzebowanie na zasoby obliczeniowe po stronie segmentu satelitarnego. Rozwiązanie to bazuje na idei przełączania opartego na znacznikach (ang. tag switching), podobnego do techniki MPLS (ang. Multi-Protocol Label Switching). Umożliwia ona przeprowadzanie nieskomplikowanego i jednakowego, dla wszystkich transmitowanych pakietów, procesu wyboru trasy: węzeł sieci wybiera odpowiednie łącze wyjściowe, którym powinien wysłać przychodzący pakiet, biorąc pod uwagę jedynie znacznik przypisany temu pakietowi i wykorzystując odpowiednią tabelę odwzorowania (ang. mapping) tych znaczników dla każdego łącza wejściowego. Główną zaletą takiego podejścia jak wyliczają autorzy tej pracy jest stosunkowo niewielkie zapotrzebowanie na zasoby, w szczególności wielkość pamięci. Tabele MPLS nie są zbyt duże zajmują zaledwie kilka kilobajtów. Rozwiązanie to charakteryzuje się więc akceptowalnymi wymaganiami co do ilości pamięci. Zapotrzebowanie na moc obliczeniową też nie jest w tym rozwiązaniu duże. W rozdziale tym zaprezentowano koncepcję zastosowania MPLS, jednak dalsza część pracy abstrahuje od tego, czy technika ta byłaby zastosowana, czy nie. Wyniki uzyskane w pracy są bowiem od tego niezależne Idea sieci wirtualnej W [Mauger97], [Narvaez98], [Wood00], [Sanctis05] oraz [Wang06] (a także w kilku innych pracach) przedstawiono sugestię, do wykorzystania przez protokoły routingu wewnętrznego, zgodnie z którą kierowanie ruchem może opierać się na idei węzłów wirtualnych (ang. virtual node) w sieci satelitarnej. Takie podejście ułatwia adaptację protokołów z sieci naziemnych do warunków sieci satelitarnej. Węzły wirtualne są nieruchome względem Ziemi, obejmując pewien obszar geograficzny. Jednocześnie, w danym momencie, każdemu węzłowi wirtualnemu odpowiada określony satelita rzeczywisty. Z biegiem czasu, węzły wirtualne są obsługiwane przez kolejne satelity znajdujące się w odpowiednim obszarze geograficznym. Tak więc sieć zbudowana z węzłów wirtualnych ma ustaloną topologię, niezależną od poruszających się satelitów, mimo ich ruchu nad Ziemią. Z każdym węzłem wirtualnym związana jest informacja niezbędna do komunikacji z obiektami naziemnymi i do przeprowadzenia procesu routingu węzły te są więc wirtualnymi routerami. W momencie przejmowania kolejnego węzła wirtualnego satelity muszą przekazywać sobie wzajemnie informacje o stanie węzła wcześniej obsługiwanego, tj. np. tabele routingu lub alokacje kanałów. W rozdziale tym zaprezentowano koncepcję sieci wirtualnej jedynie w celach informacyjnych. W dalszych badaniach w tej pracy autor założył, że węzły sieci to satelity, które komunikują się ze sobą za pomocą łączy ISL Wirtualne bramy graniczne oraz bramy naziemne Koncepcja sieci wirtualnej jest jednocześnie powiązana z architekturą umożliwiającą routing i współpracę naziemnych sieci IP z konstelacją satelitarną w oparciu o dedykowane stacje naziemne. W [Narvaez98] i [Wood00] autorzy proponują wirtualne

61 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras bramy graniczne (ang. border gateway). Pełnią one rolę brzegowych routerów IP, które dla każdego pakietu: dokonują translacji adresu IP na adresy konstelacji (ang. Network Address Translation NAT) publikacja [Narvaez98] oraz [Wood00], albo używają protokołów routingu zewnętrznego (ang. exterior routing protocol) do wyznaczenia punktu wyjściowego z konstelacji i tunelują (ang. tunnelling) tam ruch patrz [Wood00]. Satelity natomiast wykorzystują już wewnętrzne, mniej kosztowne, w sensie zasobów, protokoły routingu bazujące na adresach konstelacji. W obydwu publikacjach autorzy argumentują, że umiejscowienie instancji protokołów BGP/EGP lub mechanizmów NAT (tj. tabel routingu lub translacji) na satelicie nie jest możliwe ze względu na ograniczenia mocy procesorów oraz ilości pamięci. Możliwym rozwiązaniem zdaniem autorów jest natomiast zastosowanie dedykowanych bram (stacji) naziemnych. Ze względu na ich liczbę i rozmieszczenie, nie jest wykonalne umieszczenie jednej fizycznej bramy (stacji) naziemnej dla każdej instancji bramy granicznej (np. ponad tysiąc instancji bram dla konstelacji Teledesic), ale można zbudować jedną naziemną stację fizyczną dla kilku granicznych bram wirtualnych. Konstelacja satelitarna Terminal nadający Brama wejściowa Brama wyjściowa Terminal odbierający Rysunek 20: Zastosowanie bram naziemnych Oznacza to, że pakiety muszą pokonywać złożoną drogę (patrz Rysunek 20): 1) Każdy terminal musi znać adres konstelacji odpowiadający najbliższej stacji fizycznej pełniącej rolę bramy granicznej, pod który kieruje swoje pakiety (zakładając, że nie są stosowane łącza naziemne). 2) Brama ta ustala następnie adres bramy wyjściowej, przekazując do niej pakiet przez segment satelitarny. 3) Dopiero z bramy wyjściowej następuje skierowanie pakietu do odbiornika naziemnego, ale też za pośrednictwem segmentu satelitarnego. W powyższej sytuacji każdy pakiet przebywa nadmiarowo dwa razy drogę Ziemia-satelita-Ziemia. Można powiedzieć, że sieć satelitarna jest wtedy traktowana, z punktu widzenia protokołu BGP, jako prosty, nieinteligentny przekaźnik

62 3.2 Protokoły wyboru tras klasyfikacje Obciążenie obliczeniowe segmentu satelitarnego sieci może więc w ten sposób zostać zmniejszone kosztem zwiększonego ruchu, większych opóźnień i budowy bram naziemnych. W rozdziale tym zaprezentowano koncepcję bram naziemnych jedynie w celach informacyjnych. W badaniach w tej pracy autor założył, że satelity komunikują się z terminalami naziemnymi bez pośrednictwa dedykowanych stacji naziemnych lub że stacje naziemne są rozmieszczone dostatecznie blisko terminali, aby nie miało to wpływu na rozkład ruchu przenoszonego przez sieć satelitarną. Tego rodzaju założenie wydaje się, słusznym, bo liczba bram granicznych powinna być na tyle duża, aby nie stanowić wąskiego gardła w sieci. Nawet w systemach, takich jak Globalstar, których architektura wymaga istnienia bram naziemnych agregujących ruch (brak jest łączy ISL), bramy te umieszczone są dosyć równomiernie na całym obszarze zasięgu sieci. Rysunek pokazuje rozmieszczenie bram naziemnych w tym systemie. W systemach, które korzystają z łączy ISL, a więc umożliwiają zaimplementowanie bram granicznych na pokładzie satelitów, praktycznie każdy satelita może być taką bramą. Rysunek 21: Bramy naziemne w systemie Globalstar 3.2 Protokoły wyboru tras klasyfikacje Podstawowym protokołem komunikacji w Internecie jest protokół IP (ang. Internet Protocol). Sieci satelitarne muszą uwzględniać ten fakt, a więc zapewnić przesyłanie ruchu IP przez system satelitarny, nawet jeżeli wewnętrzne mechanizmy byłyby oparte o inne protokoły. Innymi słowy, wyznaczanie tras wewnątrz sieci satelitarnych może być niezależne od protokołu IP, jednakże musi się z siecią Internet integrować. 13 Rysunek pochodzi z [Globalstar09]. Autor dodał własne tłumaczenie na język polski

63 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras W związku z tym, specjalne regulacje dotyczące przesyłania danych za pomocą protokołu IP do terminali naziemnych zostały ratyfikowane przez największe światowe ciała standaryzujące: ETSI w Europie, TIA w Ameryce Północnej oraz ITU, jako organizacja globalna IP over Satellite (IPoS oraz IPoS.v2) zdefiniowane w [IPoS03] oraz [IPoS04] Klasyfikacja protokołów ze względu na zastosowanie W sieciach opartych o protokół IP wyróżnia się dwa najważniejsze obszary działania sieci, w których w różny sposób wykorzystywane są protokoły wyznaczania tras: w obrębie tzw. systemu autonomicznego (ang. autonomous system), albo poza lokalnym systemem autonomicznym (w tym do zapewnienia współpracy między systemami autonomicznymi). Pierwsza grupa zastosowań będzie dalej nazywana routingiem wewnętrznym, a druga zewnętrznym. W obrębie jednego systemu autonomicznego, jego operator może zastosować praktycznie dowolny protokół routingu. Oczywiście, jest kilka protokołów ogólnie znanych i sprawdzonych w typowych sieciach naziemnych: RIP, OSPF, czy IS- IS. Gdy ustalane mają być trasy poza lokalnym systemem autonomicznym, konieczne jest podporządkowanie się standardom światowym, które wymagają zastosowania protokołu BGP (kiedyś stosowany był inny protokół EGP obecnie już nie wykorzystywany, gdyż został on zastąpiony protokołem BGP). Powyższe zasady tyczą się także sieci satelitarnych LEO. Z punktu widzenia mechanizmów routingu całą konstelację satelitarną można bowiem traktować jako system autonomiczny. W ramach sieci LEO można zastosować dowolny protokół routingu wewnętrznego, niezależny od protokołów w innych systemach autonomicznych w Internecie. Rozdział będzie mówił o protokołach routingu wewnętrznego dla sieci satelitarnych LEO. Z innymi systemami autonomicznymi sieć LEO powinna zaś komunikować się za pomocą protokołu routingu zewnętrznego, czyli BGP, który jest obecnie protokołem ogólnie w tym celu stosowanym w sieciach IP. W zakresie interakcji z systemami zewnętrznymi, istnieją jednak różnice pomiędzy satelitarnym systemem autonomicznym i dotychczas spotykanymi systemami naziemnymi. Zostały one wskazane w rozdziale Klasyfikacja protokołów ze względu na sposób wyboru trasy W tym rozdziale przedstawiona będzie klasyfikacja dynamicznych protokołów routingu ze względu na sposób wyboru trasy oraz analiza możliwości zastosowania takich protokołów w sieciach LEO. Pominięto tutaj sytuacje, gdy tablica jest budowana statycznie (routing statyczny) Mechanizmy typu wektora odległości oraz stanu łącza Ze względu na zasadę działania, protokoły wyboru tras dzieli się najczęściej na trzy grupy: wektora odległości, czy też odległościowo-wektorowy (ang. distance-vector), stanu łącza (ang. link-state). W wypadku protokołów z pierwszej grupy, router często zna jedynie odległość wszystkich swoich sąsiadów do każdego węzła docelowego w sieci. Znając taką

64 3.2 Protokoły wyboru tras klasyfikacje informację, router rozsyła ją z kolei do swoich sąsiadów. W niektórych protokołach rozsyłana jest tylko informacja o odległości do celu, a w innych również informacja o najbliższym węźle sąsiednim, przez który przebiega trasa do celu. Czasem nawet przesyłana jest informacja o całej drodze do celu (to ostatnie podejście jest czasem wyodrębniane jako osobna klasa: protokół wektora ścieżki ang. path vector protocol). Przykłady takich protokołów to: RIP i IGRP (typowe protokoły wektora odległości) oraz EGP i BGP (protokoły wektora ścieżki). Pojęcie odległości (nazywane kosztem lub długością ) może być przy tym zdefiniowane w różny sposób, tj. za pomocą różnych metryk 14 (nazywanych czasem miarami ), rzadko będących fizyczną odległością do pokonania 15. Metryką łącza może być w zasadzie dowolny parametr opisujący cechy tego łącza. Aby określić trasę w sieci, metryka powinna być przypisana każdemu łączu na trasie między węzłami sieci. Metryka ma służyć do określenia czy dane łącze, a tym samym cała trasa, może służyć do przesyłania zadanego ruchu. W przypadku, gdy istnieje kilka różnych tras do celu, metryka pozwala wybrać trasę najlepszą z punktu widzenia przyjętej metryki. Metryki mogą być sklasyfikowane jako patrz [Rao04]: addytywne (ang. additive) aby wyznaczyć koszt całej trasy w sieci, należy zsumować koszty wszystkich łączy pośrednich, płaskie (ang. concave) wartość metryki dla całej trasy w sieci, to minimum lub maksimum (zależnie od potrzeby) wartości metryk wszystkich łączy pośrednich, multiplikatywne (ang. multiplicative) wartość metryki dla całej trasy w sieci, to iloczyn wartości metryk wszystkich łączy pośrednich. Najczęściej stosowane metryki są następujące: opóźnienie (z uwzględnieniem opóźnień składowych, jak np. opóźnień propagacji, kolejkowania, transmisji, itp.) metryka addytywna, na którą szczególną uwagę zwrócono w tej pracy, liczba łączy pośrednich (ang. hop count) metryka addytywna, często stosowana w sieciach naziemnych, np. w protokole RIP, koszt dzierżawy metryka addytywna, stopa błędów (ang. Bit Error Rate BER) metryka addytywna, dostępna przepustowość (ang. capacity) metryka płaska, niezawodność (ang. reliability) metryka multiplikatywna. Bazując na informacjach od swoich sąsiadów router może wyznaczyć: w jakiej odległości znajduje się od każdego celu, oraz która trasa jest najlepsza do każdego celu i przez którego z sąsiadów przebiega. 14 Słowo metryka ma dwa różne znaczenia: (1) miara stosowana do określenia parametrów (łącza lub trasy) uwzględnianych przez protokół kierowania ruchem tak jak to opisano w tym rozdziale, (2) miara stosowana do oceny jakości działania protokołu patrz rozdział (strona 61). 15 Przez analogię do pojęcia metryki oraz przestrzeni metrycznej w matematyce

65 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras W przypadku protokołów z drugiej grupy, routery informują się wzajemnie o stanie własnych łączy (stan łącza jest rozumiany jako sam fakt istnienia łącza oraz wartość jego różnych metryk, takich jak: opóźnienie, obciążenie, koszt, itp.). W ten sposób, po całej sieci rozchodzi się informacja o stanie wszystkich łączy w tej sieci i wszystkie routery znają stan całej sieci (a nie tylko odległość). Tak więc każdy router może określić najlepszą trasę do każdego węzła docelowego, z uwzględnieniem nie tylko odległości, jak to było w poprzedniej grupie. Przykładem protokołu z tej grupy jest OSPF oraz IS-IS. Opracowano również protokoły, które można zakwalifikować pośrednio do każdej z tych grup dla przykładu, można podać propozycję w [Garcia95], gdzie routery znają stan łączy dla najbardziej ich interesującej części sieci, a dla części sieci, która jest mniej interesująca, stosują podejście wektora odległości. Jak pokazano w rozdziale 3.3.3, praktycznie wszystkie protokoły routingu wewnętrznego w sieciach LEO można zakwalifikować do drugiej grupy, tj. jako protokoły stanu łącza. Szczegółowa informacja o topologii sieci, czyli stanie wszystkich łączy, jest zazwyczaj wykorzystywana przez protokoły routingu w sieciach LEO, bo informacja ta przynajmniej takie cechy jak opóźnienie propagacji oraz przepustowość łączy jest łatwa do uzyskania (węzły nie muszą zajmować się jej odkrywaniem i rozsyłaniem i bez problemu mogą przewidzieć ją nawet dla najbardziej odległych zakątków sieci LEO). Mechanizmy odkrywania informacji o stanie łączy są konieczne jedynie wtedy, gdy protokół routingu wykorzystuje inne dodatkowe informacje, jak np. stan obciążenia łączy ISL (patrz rozdział następny). Powyższe stwierdzenie dotyczy również sytuacji awaryjnych: topologię sieci można przewidzieć nawet w sytuacji, gdyby nastąpiła awaria któregoś z satelitów lub łącza ISL. Racjonalne jest bowiem założenie, że tylko jeden satelita lub jedno łącze ISL może być w danej chwili wyłączone z funkcjonowania. W takim przypadku wystarczy jedynie rozpropagować w sieci informację, że określony satelita lub jedno z łączy ISL przestało funkcjonować i wszystkie inne węzły będą znały stan topologii sieci. Taka sytuacja miała zresztą miejsce w niedawnej historii sieci Iridium, gdy 10 lutego 2009 roku satelita Iridium 33 zderzył się z niedziałającym już satelitą wojskowym Kosmos 2251 patrz [Iridium09]. Satelita został zastąpiony satelitą zapasowym w ciągu 30 dni Adaptacja do stanu obciążenia łącza Jak już wspominano w poprzednim rozdziale, w nowszych protokołach routingu stosowanych w sieciach naziemnych wprowadzane są mechanizmy adaptacji do zmian nie tylko topologii łączności w sieci (włączanie i wyłączanie łączy co było pierwotnie podstawową informacją wykorzystywaną przez protokoły routingu), ale również proponowane są mechanizmy adaptacji do bardziej szczegółowych informacji o stanie łączy: dostępnej przepustowości oraz opóźnienia np. protokół OSPF, a nawet BGP. Stąd też można wyróżnić protokoły nazywane dalej: adaptacyjnymi oraz nieadaptacyjnymi. Jak już wspominano, jeżeli chodzi o topologię sieci, to w systemach LEO jest ona z góry znana, więc protokoły routingu wewnętrznego w sieciach satelitarnych nie muszą w zasadzie zajmować się jej odkrywaniem. Z kolei adaptacja do zmiennych warunków natężenia ruchu może, ale nie musi, być cechą takiego protokołu w sieci LEO. Gdy brak jest tej funkcji, mamy do czynienia z routingiem nieadaptacyjnym, a więc najprostszym. Warto zauważyć, że, szczególnie w tym wypadku, tabele routingu mogą zostać z góry ustalone w naziemnym centrum obliczeniowym, w sposób skoordynowany, zgodnie z koncepcją widoków (patrz rozdział 3.1.1) i ładowania tablic z Ziemi (patrz rozdział

66 3.2 Protokoły wyboru tras klasyfikacje 3.1.2). Pozwala to łatwo uniknąć pewnych niespodziewanych sytuacji wymienionych w kolejnym rozdziale Intuicja podpowiada, że routing dynamicznie adaptujący się do bieżącego stanu łączy (głównie obciążenia), mógłby pozwolić na lepsze wykorzystanie zasobów sieci LEO: uniknąć przeciążenia niektórych łączy, wykorzystując do przesyłania ruchu inne, mniej obciążone łącza ISL. Czynnikiem znacznie utrudniającym implementację protokołów dynamicznie adaptujących się do stanu obciążenia łączy ISL w sieciach LEO jest jednak fakt, że obciążenia te są zmienne, ze względu na zmiany topologii sieci: w sposób ciągły, w związku z przekazywaniem użytkowników (ang. handover), w sposób bardzo gwałtowny, w związku ze zmianą topologii sieci. W sieci LEO, mechanizm routingu powinien przewidywać z wyprzedzeniem stan sieci po zmianie topologii, co może zaowocować większą efektywnością tego mechanizmu. Z informacji o stanie obciążenia łączy ISL przed zmianą topologii nie da się przewidzieć obciążeń ISL po jej zmianie. Możliwe jest to jedynie wtedy, gdy znane są obciążenia generowane przez użytkowników (przepływy strumieni wchodzących i wychodzących do/z sieci). Tak więc, w sieci LEO protokoły powinny monitorować i adaptować swoje decyzje raczej nie do stanu obciążenia łączy ISL, a do obciążeń generowanych przez użytkowników w danej lokalizacji geograficznej (tj. przepływów). Reakcje na obciążenie łączy ISL mogą być podejmowane przez poszczególne routery jedynie w bardzo lokalnym zakresie Protokoły scentralizowane i rozproszone Przewidywalność topologii, nawet w sytuacjach awaryjnych, to bardzo ważny aspekt odróżniający sieci naziemne od satelitarnych. Mianowicie, ze względu na odporność na awarie, w sieciach naziemnych dużo większe znaczenie ma zastosowanie algorytmów rozproszonych, gdzie każdy z węzłów decyzje podejmuje samodzielnie. Routing scentralizowany jest w sieciach naziemnych z zasady dyskwalifikowany, ze względu na swoją zawodność w sytuacji uszkodzenia ważnych punktów centralnych. W sieciach satelitarnych, gdzie funkcjonuje dużo silniejsze założenie o niezawodności węzłów, routing scentralizowany może być postrzegany w sposób dużo bardziej pozytywny zarówno przedstawione w literaturze koncepcje (np. o ładowaniu tabel routingu z Ziemi patrz rozdział 3.1.2) oraz same protokoły (patrz rozdział 3.3.3) często zakładają routing scentralizowany. Fakt, że siecią administruje jeden zarządca jest dodatkowym argumentem przemawiającym na korzyść rozwiązań scentralizowanych. Wniosek z poprzedniego rozdziału, że protokoły w sieci LEO powinny monitorować i adaptować swoje decyzje nie tyle do stanu obciążenia łączy ISL, a do obciążeń generowanych przez użytkowników, jest kolejnym czynnikiem przemawiającym za zaimplementowaniem scentralizowanej architektury routingu w sieciach LEO. Zamiast rozsyłania informacji o obciążeniach po całej sieci, aby mogła zostać uwzględniona przez poszczególne satelity, informacja taka może zostać wysłana do centrum kontrolnego (obliczeniowego), które w odpowiedni sposób zareaguje. W większości wypadków, dodatkowe opóźnienie z tym związane może być pomijalnie małe, gdyż protokoły routingu zazwyczaj nie reagują na chwilowe zmiany obciążenia. Warto dodać, że rozwiązanie alternatywne rozproszone i luźniej skoordynowane działanie poszczególnych węzłów sieci stwarza większe ryzyko niepoprawnych i nieprzewidywalnych zachowań. Na przykład, jak pokazano w pracach [Gibbens90] i [Sibal94], a także w badaniach symulacyjnych przeprowadzonych przez samego autora

67 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras dla algorytmów K-shortest (patrz [Jurski04badania] oraz [Jurski04kierowanie]), dynamiczna reakcja polegająca na przekierowaniu danych trasą alternatywną (inną niż najkrótsza) oznacza zwiększone zużycie zasobów w innym miejscu sieci. To może z kolei spowodować, że inne dane, które normalnie zostałyby przesłane trasą najkrótszą, również muszą zostać przekierowane trasą alternatywną, jeszcze bardziej nieefektywną. To z kolei może oznaczać potrzebę kolejnych przekierowań, prowadząc w rezultacie do globalnego przeciążenia całej sieci, będącego wynikiem nieefektywności tych pojedynczych i nieskoordynowanych przekierowań. Inną przykładową anomalią, związaną z nieskoordynowanymi działaniami poszczególnych węzłów, może być paradoks Braess a 16. Tak więc routing adaptujący się w sposób dynamiczny do stanu łączy i dodatkowo działający w sposób rozproszony jest dużo bardziej ryzykowny. Routing scentralizowany wydaje się dużo łatwiejszy do zaprojektowania i zaimplementowania w sieciach LEO. Wyniki badań przedstawionych w dalszej części pracy są niezależne od tego aspektu działania protokołów routingu i dotyczą obydwu podejść. Dlatego też, w dalszych rozdziałach (patrz 3.3.3) przedstawione jest wiele prac proponujących zarówno routingu rozproszony, jak i scentralizowany Klasyfikacja ze względu na sposób przekazywania pakietów W sieciach teleinformatycznych można również wyróżnić dwa sposoby routingu ze względu na sposób przekazywania pakietów: routing źródłowy (ang. source-routing), routing przyrostowy (ang. hop-by-hop). W wypadku routingu źródłowego, router źródłowy (początkowy) musi znać topologię całej sieci i na tej podstawie określa wszystkie węzły pośrednie leżące na całej trasie do celu i informację o tych węzłach wysyła wraz z pakietem. Routery pośrednie nie muszą w tej sytuacji podejmować decyzji o wyborze trasy a jedynie przekazują pakiet zgodnie z informacją dołączoną przez router źródłowy. Aby zmniejszyć ilość przesyłanej dodatkowo informacji stosowane są czasem różnorodne optymalizacje, np. opis całej trasy dołączony jest jedynie do pierwszego pakietu przesyłanego tą trasą a następne pakiety posiadają jedynie identyfikator wybranej trasy albo numery kolejnych węzłów są w odpowiedni sposób zakodowane (patrz np. [Riley01]). W wypadku routingu przyrostowego, każdy węzeł pośredni wybiera jedynie kolejny węzeł, do którego wysyła pakiet. Nie jest więc konieczne wyznaczanie całej trasy przez którykolwiek router. Nie ma też potrzeby, aby kolejne routery zapamiętywały informację o danej trasie jest to w zasadzie routing bezstanowy. Routery cechują się więc znaczną autonomią w podejmowaniu decyzji. Ważną zaletą routingu przyrostowego jest fakt, że routery przekazujące pakiety mogą szybciej reagować na zmiany stanu sieci w ich najbliższym otoczeniu w przeciwieństwie do routera źródłowego, który nierzadko znajduje się w bardzo odległym zakątku sieci i dowiaduje się o tych zmianach z dużym opóźnieniem. Wydaje się, że do tej pory większą popularność w tradycyjnych sieciach naziemnych zdobyła sobie metoda routingu przyrostowego ze względu na większą autonomię 16 Paradoks ten polega na tym, że rozbudowa sieci o dodatkowe połączenia może powodować pogorszenie charakterystyk tej sieci (np. zwiększenie średnich opóźnień) patrz [Bean97] lub [Altman03]

68 3.2 Protokoły wyboru tras klasyfikacje każdego z węzłów oraz z powodów podawanych w poprzednich rozdziałach. Pewnym wyjątkiem w sieciach naziemnych są sieci typu ad-hoc, gdzie z kolei routing źródłowy jest bardzo popularny. Również w wypadku sieci satelitarnych, dla których już wielokrotnie podano korzyści płynące z zaimplementowania routingu scentralizowanego, routing źródłowy może okazać się dużo bardziej atrakcyjny. W dalszej części pracy autor abstrahuje od tego aspektu działania protokołów routingu. Wyniki badań są bowiem od tego niezależne i dotyczą obydwu podejść badania dotyczą bowiem algorytmów wyboru tras i, niezależnie od sposobu przekazywania pakietów, prowadzą do tych samych wyników Ocena jakości działania protokołów Protokoły wyboru tras, a także wszelkie inne mechanizmy sieci, mają wpływ na różne charakterystyki sieci. Aby umożliwić porównanie tych charakterystyk, używane są różne wskaźniki (metryki) dotyczące wydajności, jakości, wykorzystania dostępnych zasobów (ang. utilization), stabilności oraz niezawodności sieci patrz [RFC1857], [RFC2330] oraz [Paxson96]. Do najczęściej spotykanych wskaźników oceny, branych pod uwagę, można zaliczyć: przepustowość całkowitą sieci (wskaźnik wykorzystania zasobów, czasem klasyfikowany jako wskaźnik wydajności), opóźnienie pakietu w sieci (wskaźnik wydajności zdefiniowany formalnie w [RFC2679]); czasem mierzone jest opóźnienie tam i z powrotem (ang. round trip delay RTT) zdefiniowane w [RFC2681], prawdopodobieństwo utraty pakietu (patrz wiele wskaźników tego rodzaju w [RFC2680] oraz [RFC3357]) lub stopień łączności (ang. connectivity patrz w [RFC2678]) wskaźniki niezawodnościowe, zamiana kolejności dostarczanych pakietów kilka wskaźników tego typu, związanych ze stabilnością, zostało zdefiniowane w [RFC4737] oraz [RFC5236]), zmienność opóźnienia pakietów (ang. jitter lub packet delay variation) wskaźnik stabilności, słabo i niejednoznacznie definiowany: jedna z bardziej formalnych definicji jest zawarta w [RFC3393], zaś w [RFC3550] znajduje się nieco inna definicja (rozdział oraz dodatek A.8). Innymi wskaźnikami oceny (metrykami), które są często brane pod uwagę przy ocenie protokołu wyboru tras, są: złożoność obliczeniowa protokołu, oraz zapotrzebowanie na zasoby pamięciowe. Protokoły wyboru tras posługują się jedną lub kilkoma wskaźnikami oceny, starając się je optymalizować. Pod czas optymalizacji zazwyczaj konieczny jest pewien kompromis, gdyż polepszenie jednego ze wskaźników oznacza najczęściej pogorszenie innego. Badania ukazujące taką zależność przedstawione są w rozdziale 7. Warto też zwrócić uwagę, że uwzględnienie wielu kryteriów może nastręczać znaczące trudności w implementacji patrz rozdział

69 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras 3.3 Protokoły wyboru tras rozwiązania dla sieci LEO W rozdziale tym przedstawiono analizę rozwiązań routingu specyficznych dla sieci LEO Routing zewnętrzny sieć LEO jako system autonomiczny Jak już wspomniano w rozdziale (strona 62), z punktu widzenia mechanizmów routingu, całą konstelację satelitarną można traktować jako system autonomiczny. Operator wybiera protokół routingu wewnętrznego, jaki uważa za najlepszy dla swojej sieci i jednocześnie taki, który wykorzystuje jej cechy specyficzne. Natomiast te cechy specyficzne i inne szczegóły wewnętrzne sieci satelitarnej powinny zostać ukryte przed światem zewnętrznym przez zastosowanie protokołu routingu zewnętrznego, czyli BGP. W terminologii protokołu BGP, lokalny system autonomiczny łączy się z innymi systemami autonomicznymi za pomocą tzw. bram granicznych (ang. border gateways). Tylko te bramy biorą udział w ustalaniu tras do innych systemów autonomicznych. Ponadto, wewnętrzna struktura systemu autonomicznego jest ukryta przed światem zewnętrznym. Sieć LEO (wraz z ew. segmentem naziemnym) jest Systemem Autonomicznym AS1 AS2 AS3 AS5 AS7 AS4 AS6 AS8 Rysunek 22: Sieć satelitarna LEO jako jeden z wielu systemów autonomicznych Ukrywanie informacji mogłoby jednak powodować poważny problem, gdyby sieć satelitarna widoczna była na zewnątrz jako jeden system autonomiczny. Autorzy artykułów, [Narvaez98] i [Wood00] wskazują, że w przeciwieństwie do innych systemów autonomicznych długość (koszt) trasy leżącej wewnątrz systemu, jakim jest konstelacja satelitarna, może być porównywalny z kosztami tras zewnętrznych, a nawet od niech większy. W obecnie stosowanym protokole BGP wersja 4, przy wyznaczaniu trasy do innego systemu autonomicznego, zakłada się inaczej, a mianowicie, że koszty wewnętrzne w systemie autonomicznym są pomijalne, w stosunku do kosztów tras zewnętrznych (co jest w sieciach naziemnych uzasadnione, gdyż koszty wewnętrzne związane są z transmisją na małe dystanse, natomiast koszty zewnętrzne na duże

70 3.3 Protokoły wyboru tras rozwiązania dla sieci LEO odległości geograficzne). W wyniku tego, gdy całą sieć LEO traktuje się jako jeden system autonomiczny, powstają dwa problemy: pakiety z całego systemu autonomicznego (całej sieci satelitarnej) do określonego celu na zewnątrz kierowane są przez tylko jedną bramę graniczną (wyjściową) 17, dla istniejących sieci zewnętrznych, sieć satelitarna będzie widoczna jako jeden przeskok do każdej innej sieci w Internecie, z którą ma bezpośrednią łączność sieć LEO będzie więc postrzegana jako najkrótsza trasa między najbardziej odległymi sieciami, nawet jeżeli nie jest to prawdą. Aby z tymi problemami się uporać, mechanizmy routingu zewnętrznego w sieciach satelitarnych muszą działać inaczej, niż w sieciach naziemnych. W podrozdziałach (tj. podrozdział oraz ) przedstawiono te dwa problemy i sposoby ich rozwiązania Wykorzystanie wielu bram wyjściowych Dla ruchu wychodzącego z sieci satelitarnej mechanizmy routingu muszą brać pod uwagę wszystkie dostępne bramy wyjściowe, ze względu na porównywalne koszty tras zewnętrznych i wewnętrznych (tj. koszt trasy wewnątrz sieci satelitarnej może być porównywalny lub większy niż koszt trasy na zewnątrz systemu satelitarnego). Oznacza to więc, że różne routery wewnątrz sieci LEO mogą używać do dostarczenia pakietu do tego samego celu zewnętrznego różnych bram wyjściowych. W artykułach [Narvaez98] i [Wood00] przedstawiono tezę, że zastosowanie mechanizmów umożliwiających takie zachowanie, miałoby znaczny wpływ na poprawę charakterystyk transmisyjnych, umożliwiając np. omijanie najbardziej zatłoczonych łączy satelitarnych trasą naziemną. W cytowanych artykułach autorzy przedstawiają jedynie ogólną koncepcję protokołu jaki miałby zostać wykorzystany do wyznaczania tras w powyższy sposób, nie przeprowadzając niestety badań. Sugerują oni, że wyznaczenie optymalnej trasy powinno opierać się na algorytmie drzewa najkrótszych ścieżek (ang. shortest path tree) z ograniczeniem drzewa do dwu poziomów: pierwszy poziom odpowiada trasom do punktów wyjściowych z konstelacji (o kosztach określonych przez protokoły routingu wewnętrznego), zaś drugi poziom trasom z punktów wyjściowych do celu na zewnątrz konstelacji (wykorzystywane byłyby metryki zewnętrzne, określające koszt związany z każdym adresem lub ich grupą spoza konstelacji). Warto dodać, że autor założył w badaniach przedstawionych w dalszej części tej pracy, że satelity komunikują się z terminalami naziemnymi bez pośrednictwa dedykowanych stacji naziemnych lub że stacje naziemne są rozmieszczone dostatecznie blisko terminali, aby nie miało to wpływu na rozkład ruchu przenoszonego przez sieć satelitarną patrz też rozważania w rozdziale Urealnienie kosztu przesłania danych przez sieć LEO Protokół BGP pomija koszt tras wewnątrz systemu autonomicznego. W związku z tym, sieć satelitarna przedstawiana jako jeden system autonomiczny byłaby uznawana za najkrótszą trasę do celu przez istniejące protokoły routingu w systemach naziemnych (bo 17 Warto podkreślić, że brama wyjściowa jest rozumiana w kontekście protokołu BGP jako brama graniczna i niekoniecznie musi ona być bramą naziemną. Funkcję bramy wyjściowej, czyli granicznej, w BGP może bowiem pełnić satelita, a może też być tak, że jedna stacja naziemna będzie pełnić funkcję kilku wirtualnych bram granicznych, tak jak to opisano w rodziale

71 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras tylko jeden system autonomiczny leżałby na drodze do nawet najbardziej odległego systemu docelowego). Możliwe wydaje się zastosowanie jednej z kilku propozycji, aby ten problem rozwiązać. Pierwszą propozycją byłaby modyfikacja protokołu BGP, polegająca na dodaniu opcji tego protokołu, która w jakiś sposób brałaby pod uwagę rzeczywisty koszt trasy do celu. Niestety, wydaje się to niemożliwe, gdyż złamana zostałaby jedna z podstawowych zasad obecnego protokołu 18. Tak więc w zasadzie oznaczałoby to powstanie zupełnie nowego protokołu, który musiałby zostać zastosowany we wszystkich działających obecnie routerach BGP. Propozycję takiego protokołu podano w [Ekici04]. Z kolei, autorzy w [Wood00] sugerują, aby informacja o dostępności jakiegoś zewnętrznego systemu autonomicznego przez sieć satelitarną była ogłaszana do innych systemów tylko w określonych lokalizacjach geograficznych. Takie rozwiązanie też ma wady: po pierwsze, wymaga dużego narzutu administracyjnego, aby określić w jakich lokalizacjach informacje miałyby być rozgłaszane, a w jakich nie oznaczałoby to w zasadzie stworzenie nowego protokołu filtrującego ruch BGP; po drugie, co zresztą jest ważniejsze, sztuczne ograniczenie rozgłaszania oznacza też sztuczne ograniczenia w dokonywaniu wyboru właściwych tras, co miałoby szczególne znaczenie w sytuacjach awaryjnych mimo, że jakaś trasa w rzeczywistości istnieje, nie może zostać wykorzystana; kolejną wadą jest asymetria w wyznaczaniu tras, jaka jest w ten sposób wprowadzana w niektórych wypadkach okazałoby się, że sieć satelitarna może przesyłać ruch określoną trasą w jednym kierunku, ale w przeciwnym kierunku ruch musiałby być kierowany inną trasą; taka asymetria jest dużą wadą gdyż zazwyczaj powoduje problemy w działaniu pewnych elementów systemu, jak np. obniżenie sprawności działania niektórych protokołów, takich jak TCP. Trzecią opcją rozwiązania problemu, proponowaną przez autora, może być przedstawienie ścieżki przechodzącej przez sieć satelitarną LEO jako dłuższej, niż jest w rzeczywistości. Wymieniając informacje z innymi systemami autonomicznymi, routery BGP systemu LEO powinny dodawać na rozgłaszanych ścieżkach dodatkowe, wirtualne systemy autonomiczne. Wewnętrznie sieć LEO nadal funkcjonuje jako jeden system autonomiczny, a jedynie systemy na zewnątrz są oszukiwane. Dzięki takiemu podejściu, możliwy byłby routing wewnątrz całej sieci LEO przy użyciu jednego protokołu routingu wewnętrznego, ale systemy zewnętrzne widziałyby sieć LEO jako wiele systemów autonomicznych, więc uwzględniałyby fakt, że sieć LEO jest bardzo rozległa. Powyższa technika jest w zasadzie równoważna z dodawaniem numeru własnego systemu autonomicznego kilkakrotnie na ścieżce protokołu BGP (ang. as-path prepending), tak jak to opisano np. w [Beijnum02] na stronie 104. Aby było to jednak optymalne rozwiązanie, propozycja taka wymagałaby zaimplementowania specjalnego mechanizmu w systemie LEO, który powinien definiować, jakie fragmenty konstelacji powinny być przedstawiane jako kilka wirtualnych systemów autonomicznych, sztucznie wydłużającymi trasę wewnątrz konstelacji. 18 Warto jednak zauważyć, że niektórzy producenci routerów (np. Nortel) wspierają np. opcję nadawania wag poszczególnym systemom autonomicznym patrz [Beijnum02]. Wagi muszą być jednak nadawane lokalnie, bo nie są częścią protokołu BGP

72 3.3 Protokoły wyboru tras rozwiązania dla sieci LEO Z tych trzech alternatyw, ostatnia wydaje się chwilowo najlepszą ze względu na kompatybilność z istniejącym protokołem BGP. W dłuższej perspektywie, nie jest to jednak opcja elegancka ponieważ nie pozwala ona kontrolować precyzyjnie kosztu przesyłania danych przez sieć LEO. Bardziej dokładne rozwiązanie musiałoby jednak oznaczać zmianę protokołu BGP. Warto w tym miejscu podkreślić, że sieci LEO i tak zdecydowanie ułatwiają wybór tras, który musi być dokonywany przez systemy zewnętrzne, w porównaniu do systemów GEO. Mimo, że systemy GEO są dużo prostsze, to stwarzają wiele dylematów w administrowaniu systemami sąsiednimi. W szczególności, trudny i niejednoznaczny wybór tras wynika z dużych opóźnień w systemach GEO, np.: która trasa jest lepsza z punktu widzenia systemu zewnętrznego? : czy trasa naziemna o przepustowości 1 Mb/s i opóźnieniu 50 ms? czy trasa przez satelitę GEO, o przepustowości 1 Gb/s i opóźnieniu 500 ms? Oczywiście, odpowiedź nie jest jednoznaczna i zależy od konkretnej sytuacji: jeżeli użytkownik używa np. aplikacji telnet do zdalnej pracy interaktywnej, to nie potrzebuje dużej przepustowości, a istotne dla niego są opóźnienia; jeżeli trasa ma być wykorzystywana do nieinteraktywnej transmisji audio/video, to opóźnienia są mało istotne, a ważna jest przepustowość łącza. W przypadku sieci LEO, takie dylematy znacznie się zmniejszają, gdyż różnice w wielkości opóźnień pomiędzy sieciami naziemnymi i LEO są już znacznie mniejsze, a nawet zupełnie zanikają Powiązanie routingu zewnętrznego i wewnętrznego W BGP tylko bramy graniczne biorą udział w ustalaniu tras do innych systemów autonomicznych. Dzięki takiemu podejściu, satelity wewnętrzne, kierujące ruch za pomocą protokołów routingu wewnętrznego, wykorzystują już jedynie informacje ustalone przez bramy graniczne. W związku z tym, jedno z dwu rozwiązań może być zastosowane dla zapewnienia routingu wewnętrznego w sieci LEO: routing wewnętrzny mógłby stosować normalny schemat adresowania IP, przy użyciu adresów zewnętrznych, routing wewnętrzny mógłby stosować swój własny schemat adresowania. W pierwszym wypadku, na bramy graniczne nie nakłada się żadnych specjalnych wymagań, stanowiących dodatkowe obciążenie węzła. Jednak odbywa się to kosztem skomplikowania routingu wewnętrznego, w szczególności, konieczności zapewnienia większych zasobów obliczeniowych i pamięciowych. W tradycyjnych sieciach naziemnych nie było to problemem, co niekoniecznie musi być prawdą w sieciach satelitarnych LEO, tak jak to opisano dalej w podrozdziałach. W drugim wypadku, poprzez dodatkowe obciążenie bram granicznych, można odciążyć węzły wewnętrzne. W zasadzie tylko bramy graniczne muszą być świadome istnienia adresów na zewnątrz sieci LEO oraz topologii sieci zewnętrznej. Satelity pełniące rolę węzłów wewnętrznych niekoniecznie muszą być świadome istnienia sieci zewnętrznej albo jej adresacji. Wtedy bramy graniczne muszą implementować mechanizmy, które pozwolą na odseparowanie tych dwu środowisk

73 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras Granicę systemu autonomicznego, jakim jest sieć LEO, mogą stanowić albo satelity tej sieci albo stacje naziemne. Zastosowanie wewnętrznego schematu adresowania ma szczególne znaczenie, gdy bramy graniczne znajdują się na Ziemi. Wtedy, kosztem dodatkowego obciążenia tych bram naziemnych, odciążany jest bardziej kosztowny element sieci segment satelitarny. Bramy graniczne musiałyby dokonywać, dla każdego przesyłanego pakietu, niezbędnych operacji, opisanych w dalszych podrozdziałach (tunelowanie, translacja adresów). Jeżeli bramy graniczne miałyby zostać zaimplementowane na satelitach LEO, to musiałyby one mieć odpowiednią moc obliczeniową i inne zasoby (np. pamięciowe), aby dokonywać tych samych operacji. Wtedy zastosowanie zwykłego routingu IP może być porównywalne kosztowo Przestrzeń adresowa Istotnym problemem jest globalny zasięg sieci satelitarnej, co oznacza, że jej routery musiałaby utrzymywać i wymieniać informacje o routingu, dotyczące wszystkich sieci do niej przyłączonych. Agregacja informacji na zasadach CIDR (ang. Classless Inter-domain Routing) nie zawsze będzie wystarczająca. Ze względu na ilość tych informacji, utrzymywanie ich w pamięci satelitów może być w niektórych przypadkach niemożliwe. Autor przeprowadził badania pokazujące, jak wiele może być tych informacji i jak wielkie mogą być tabele routingu patrz rozdział 8. W związku z dużą ilością tych informacji, autorzy w [Narvaez98] i [Wood00] proponują odseparowanie przestrzeni adresowej wewnątrz konstelacji od globalnej adresacji zewnętrznej, tj. aby konstelacja satelitarna używała na wewnętrzne potrzeby (w szczególności na potrzeby routingu wewnątrz konstelacji) innego sposobu adresacji adresów konstelacji. Adresy wewnątrz konstelacji mogłyby być adresami IP albo zostać zbudowane w zupełnie inny sposób. Najważniejsze, aby zostały przypisane w sposób ułatwiający pracę protokołom routingu wewnętrznego. Ma to duże znaczenie dla niektórych protokołów np. patrz rozdział , gdzie ważne byłoby np. powiązanie adresu terminala naziemnego z jego pozycją geograficzną. Znajomość pozycji geograficznej na podstawie adresu nie zawsze jest niezbędna, a ustalanie pozycji terminala oznacza zazwyczaj dodatkowy koszt. Tak więc, o ile to możliwe, należałoby tego uniknąć. Często po prostu może wystarczyć logiczna pozycja terminala satelita przydziela adresy konstelacji terminalom znajdującym się w jego zasięgu (gdy używane są bramy naziemne, adres może być przydzielony przez bramę) w taki sposób, że określają one jego logiczną pozycję, np. w sieci typu mesh. Wtedy mechanizmy routingu wewnętrznego w konstelacji satelitarnej mogą posługiwać się tymi logicznymi pozycjami. W pracy [Sanctis05], pokazano schemat adresowania pozwalający na rezygnację z gromadzenia informacji o adresach geograficznych. Dla niektórych protokołów routingu wewnętrznego, wystarczające jest praktycznie dowolne przypisanie adresów konstelacji. W takim wypadku odseparowana przestrzeń adresowa służy po prostu zmniejszeniu liczby adresów, którymi protokół musi świadomie sie posługiwać routery wewnątrz konstelacji satelitarnej nie muszą wtedy operować zakresami adresów IP w całym Internecie (nawet, jeżeli same używałyby adresów IP dla komunikacji wewnętrznej)

74 3.3 Protokoły wyboru tras rozwiązania dla sieci LEO Tunelowanie Odseparowanie adresacji wewnętrznej od adresów IP rozwiązane jest w [Wood00] poprzez tunelowanie. Tunele łączą ze sobą duże lub małe bramy naziemne, łączące sieć LEO z Internetem lub z sieciami lokalnymi, jak również mogą one łączyć pojedyncze terminale, które wtedy muszą implementować mechanizmy tunelowania i implementować funkcje prostej bramy. Rysunek 23 pokazuje taką właśnie sytuację. Internet Adresy wewnętrzne Adresy zewnętrzne Terminal (implementujący funkcje bramy) Internet Brama naziemna Adresy zewnętrzne Internet Rysunek 23: Tunelowanie w sieci satelitarnej LEO Aby zrealizować tunelowanie, każdy pakiet IP musi zostać przez bramę wejściową umieszczony (zapakowany) w dodatkowym zewnętrznym pakiecie zaadresowanym do odpowiedniej bramy wyjściowej operacja taka jest często określana mianem enkapsulacji (ang. encapsulation). Adres w nagłówku pakietu zewnętrznego to adres wewnętrzny konstelacji, który musi zostać ustalony przez bramę wejściową i usunięty przez bramę wyjściową. Jego znalezienie jest zadaniem analogicznym do znalezienia adresu protokołu warstwy niższej na podstawie adresu protokołu warstwy wyższej jak np. znalezienie adresu warstwy MAC dla danego adresu IP w sieci Ethernet. Z dosyć oczywistych względów nie jest możliwe zastosowanie mechanizmów takich, jak protokół ARP (ang. Address Resolution Protocol) w sieci Ethernet, które bazują na rozgłaszaniu wiadomości (ang. broadcasting). W cytowanej pracy wskazano więc metodę pozyskania adresu konstelacji przy pomocy protokołu zbliżonego do ATM-ARP, tj. za pomocą dedykowanych serwerów. Kroki konieczne do wysłania pakietu są więc następujące: 1) Każdy węzeł wewnętrzny w sieci LEO, zna adres serwera ARP i rejestruje w nim swój adres wewnętrzny oraz adres IP (serwer ARP utrzymuje aktualną bazę translacji adresów IP na adresy wewnętrzne). 2) Każdy węzeł, aby znaleźć adres wewnętrzny dla znanego adresu IP, wysyła do serwera zapytanie, podając docelowy adres IP; przesłanie zapytania jest możliwe bo adres wewnętrzny serwera musi znać każdy węzeł wewnętrzny. 3) Serwer odpowiada na zapytanie, podając aktualną translację adresu IP na adres wewnętrzny

75 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras 4) Po otrzymaniu odpowiedzi, pierwotny pakiet może być poprawnie zaadresowany przy użyciu adresu wewnętrznego. Pakiet zaadresowany za pomocą adresu wewnętrznego do bramy docelowej przekazywany jest następnie do segmentu satelitarnego. Każdy satelita wykorzystuje do kierowania tego pakietu protokoły routingu wewnętrznego. Rysunek 24 przedstawia taką sekwencję zdarzeń. Internet Adresy wewnętrzne 4 Adresy zewnętrzne Internet Serwer ARP Adresy zewnętrzne Rysunek 24: Znajdowanie wewnętrznego adresu docelowego na podstawie adresu IP Routing w konstelacji możliwy jest nawet przy niewielkim zapotrzebowaniu na zasoby obliczeniowe i pamięciowe, ponieważ adresy konstelacji mogą być odpowiednio dobrane, zgodnie z potrzebami tego protokołu, oraz dlatego, że adresacja IP w Internecie nie jest brana pod uwagę. Na koniec, w bramie wyjściowej następuje wypakowanie (ang. decapsulation) pakietu IP i przekazanie go do sieci naziemnej. Przedstawione rozwiązanie jest prostym i wymagającym stosunkowo niewielkich zasobów sposobem zapewniającym odseparowanie mechanizmów wewnętrznych konstelacji satelitarnej od adresów w globalnym Internecie. Posiada ono niestety istotne wady. Pojawia się problem obsługi ruchu jeden do wielu (ang. multicasting) 19, analogicznie jak np. w sieci ATM. Również odwzorowanie (ang. mapping) zróżnicowanych klas ruchu QoS, wprowadzenie mechanizmów takich jak ECN (ang. Explicit Congestion Notification), czy poprawne zmniejszenie wartości pola TTL w nagłówku IP jest problematyczne, gdyż sieć naziemna nie otrzymuje bezpośrednio informacji o zdarzeniach w segmencie satelitarnym (oryginalny nagłówek IP jest traktowany jako dane). Z tego powodu niezbędne jest zaimplementowanie w bramach granicznych dodatkowych mechanizmów propagujących potrzebne informacje pomiędzy warstwami protokołów wykorzystywanymi w konstelacji i w sieci naziemnej. 19 Autor prowadził badania związane z tym sposobem rozsyłania ruchu patrz [Jurski00] oraz [Jurski01]

76 3.3 Protokoły wyboru tras rozwiązania dla sieci LEO Translacja adresów Innym rozwiązaniem, pozwalającym na odseparowanie przestrzeni adresowej konstelacji od pozostałej części Internetu, może być translacja adresów (ang. network address translation NAT), wspomniana już w rozdziale Analogicznie jak w rozwiązaniu poprzednim, jest ona dokonywana w bramach granicznych. Rysunek 25 pokazuje taką sytuację, gdzie na granicy sieci satelitarnej znajdują się bramy dokonujące translacji. Tak jak pokazano, bramy te mogą być stacjami naziemnymi, ale funkcję taką może też spełniać segment satelitarny (choć wiąże się to ze zwiększonym zapotrzebowaniem na moc obliczeniową oraz ilość pamięci na pokładzie satelitów, więc nie zawsze jest to możliwe). Wewnątrz konstelacji jest wykorzystywana adresacja wewnętrzna (może to również być adresacja IP, ale o wewnętrznym zakresie adresów). Również pojedyncze terminale naziemne jeżeli nie łączą się przez bramy naziemne i o ile nie muszą posiadać własnego zewnętrznego adresu IP mogą używać adresów wewnętrznych konstelacji, dzięki czemu translacja NAT nie zawsze jest konieczna. Adresy wewnętrzne Internet NAT Adresy zewnętrzne NAT (opcjonalnie) Adresy zewnętrzne Internet NAT NAT Internet Rysunek 25: Translacja adresów w sieci satelitarnej LEO Istnieje kilka rodzajów translacji adresów, ale jedynie tzw. pełna podwójna translacja (ang. twice NAT albo overlapping NAT) nadaje się do odseparowania przestrzeni adresowych. W tym wypadku, brama graniczna musi tłumaczyć zarówno adres źródłowy jak i docelowy, gdy pakiet jest przesyłany do lub z konstelacji. Z drugiej jednak strony, w [Wood00] wskazano wiele wad stosowania tej techniki (nie tylko w sieciach satelitarnych). Utrudnia ona stosowanie protokołów wykorzystujących informacje adresowe lub portu z nagłówka IP, gdyż to one podlegają translacji. W związku z tym, szczególne trudności sprawia np. stosowanie mechanizmów IPSec (ang. IP Security), czy protokołu RSVP (ang. Resource reservation Protocol) RSVP nie mógłby być bezpośrednio stosowany również z powodów omówionych w rozdziale Ponadto, w tym wypadku, ciężar określenia bramy wyjściowej z konstelacji leży w gestii mechanizmów NAT, co oznacza zwiększone zapotrzebowanie na zasoby w tych bramach (i może uniemożliwiać umiejscowienie mechanizmów NAT na satelicie, ze względu na ograniczenia mocy procesorów oraz ilości pamięci). W związku z tymi wadami, w [Wood00] wskazano tunelowanie jako rozwiązanie potencjalnie lepsze

77 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras Routing wewnętrzny w sieciach LEO W tym rozdziale opisane są proponowane w literaturze algorytmy routingu wewnętrznego. Ponieważ autor zainteresowany jest poznaniem algorytmów wyboru tras, a nie szczegółami implementacji konkretnych protokołów realizujących te algorytmy, praca pomija szczegóły związane z konkretną implementacją lub konkretnym protokołem, który mógłby zostać stworzony dla realizacji przedstawionych algorytmów. Dla przykładu, pominięto formaty i zasady wymiany informacji pomiędzy satelitami lub bramami naziemnymi albo sposoby tworzenia tablic routingu (pewne rozważania dotyczące wielkości tabel routingu można znaleźć w rozdziale 8). Podobnie, większość z przytoczonych opisów abstrahuje od tego, czy sieć jest zorientowana połączeniowo, czy bezpołączeniowo i czy wspiera rezerwację zasobów 20. Opisy w kolejnych podrozdziałach zaczynają się od algorytmów o najmniejszej złożoności obliczeniowej, kończąc na tych, które są najbardziej skomplikowane Routing geograficzny Algorytm routingu geograficznego został opisany w [Ekici00] oraz w [Henderson00a]. W algorytmie tym pakiet jest kierowany do tego węzła sąsiedniego, z którego jest najbliżej do celu, w sensie odległości geograficznej (liczonej w linii prostej). Zakłada się przy tym, że w konstelacji znana jest lokalizacja geograficzna węzła docelowego w praktyce konieczne byłoby nadawanie adresów konstelacji w sposób związany z pozycją geograficzną, opisany w rozdziale Ta metoda kierowania ruchem jest z założenia heurystyką, kierującą ruch w sposób, który ma być prosty, a jednocześnie wprowadzać opóźnienia niewiele większe od tych, które można uzyskać bardziej skomplikowanymi algorytmami. W [Ekici00], w oparciu o taką zasadę, zaproponowano odpowiednie mapy decyzyjne (odpowiedniki tabel routingu), dzięki którym odległość była szacowana na podstawie topologii sieci. W [Henderson00a], odległość geograficzna obliczana była wprost. Największą zaletą tych metod routingu jest prostota i minimalne zapotrzebowanie na zasoby. Charakteryzuje je: stała złożoność obliczeniowa O(1) i konieczność utrzymywania informacji tylko o stanie łączy do sąsiednich satelitów. Autorzy obu przedstawionych propozycji przyjęli początkowe założenie, że sieć jest idealna, tzn. kąt inklinacji wynosi 90, a topologia nie posiada nieregularności, nawet w okolicach podbiegunowych. W takim wypadku routing geograficzny spełnia swoje zadanie z badań przedstawionych w [Ekici00] wynika, że w najgorszym wypadku w idealnej sieci algorytm wprowadza opóźnienia tylko o 0,3% większe niż algorytmy najkrótszej ścieżki. Jednakże w [Henderson00a] zauważono, że nawet w idealnej sieci LEO, tak prosty algorytm nie zawsze potrafi skierować pakiet do celu. Szczególne trudności ze 20 Mogłoby się więc wydawać, że algorytmy te biorą pod uwagę architekturę sieci bez rezerwacji zasobów. Jednak, w rzeczywistości, algorytmy te mogą mieć zastosowanie także w sieciach z rezerwacją zasobów, czy w sieciach zorientowanych połączeniowo wymaga to zastosowania dodatkowych mechanizmów pozwalających na odpowiednie zarządzanie połączeniem lub zasobami

78 3.3 Protokoły wyboru tras rozwiązania dla sieci LEO znalezieniem następnego węzła, do którego należy przekazać pakiet, występują w niewielkiej odległości od celu. Stąd też, w pracy tej opisano nieco zmodyfikowaną wersję tego algorytmu (nazywaną z ang. locally scoped shortest path ). W wersji tej, w niewielkiej odległości od celu, stosowany jest po prostu algorytm znajdujący najkrótszą trasę w grafie np. ogólnie znany algorytm Dijkstry lub Bellmana-Forda. W badaniach przedstawionych we wspomnianej literaturze pokazano, że wystarczy, aby tylko dwa ostatnie łącza ISL były wyznaczane algorytmem najkrótszej ścieżki pozostała część trasy może być wyznaczona na zasadach routingu geograficznego. Niestety, mimo tej poprawki, algorytm ten nadal ma pewne braki i trudności w znalezieniu właściwej trasy w niektórych sytuacjach: gdy terminale znajdują się w okolicach biegunów lub gdy w sieci występuje inna nieregularność, taka jak szew. Tak więc, ostateczna konkluzja płynąca z cytowanych prac jest taka, że heurystyka ta mimo, że w wielu przypadkach się sprawdza wymaga wielu skomplikowanych uzupełnień, aby w niezawodny sposób kierować ruch do celu, nawet w wypadku drobnych nieregularności w sieci Kierowanie ruchu zgodnie z minimalną liczbą łączy pośrednich W algorytmie tym ruch kierowany jest trasą o najmniejszej liczbie łączy występujących na trasie do celu (ang. min-hop path). Taki sposób kierowania ruchem jest dobrze znany z protokołów naziemnych, takich jak RIP, i jest brany pod uwagę w bardzo wielu pracach (zarówno związanych z routingiem w sieciach satelitarnych, jak i w innych rodzajach sieci). Charakteryzuje się on bardzo małym zapotrzebowaniem na zasoby, jednocześnie nie czyni żadnych założeń dotyczących topologii sieci lub sposobu adresacji. W ogólności, optymalna implementacja tego sposobu wyznaczania tras w sieci wg algorytmu Johnsona ma złożoność O(U 2 logu+u L), gdzie U to liczba satelitów, L to liczba łączy ISL patrz [Cormen08]. W kolejnym rozdziale przedstawione są jednak sytuacje, w których możliwe jest jeszcze dodatkowe zmniejszenie liczby operacji (patrz rozdział ). Ważną zaletą tego sposobu kierowania ruchem (szczególnie w kontekście algorytmów opisywanych w dalszej części pracy, które próbują oszczędzać zasoby sieci) jest fakt, że ten rodzaj routingu gwarantuje zużycie najmniejszej całkowitej ilości zasobów sieci (tj. jej przepustowości). Innymi słowy, jeżeli przepływ między węzłami źródłowym i docelowym potrzebuje przepustowości f s,d, to całkowita przepustowość sieci wykorzystana na przeniesienie tego ruchu będzie wynosić f s,d n, gdzie n to liczba łączy pośrednich i jest to wartość optymalna. Istotne wady tego sposobu kierowania ruchem wynikają z tego, że algorytm ten w żaden sposób nie bierze pod uwagę potrzeb użytkowników ani nie adaptuje się do obciążenia sieci. Ponadto, dla większości par węzłów źródłowych i docelowych w sieci satelitarnej można znaleźć bardzo wiele tras o tej samej liczbie łączy pośrednich (zobacz [Henderson00a], [Henderson00b], [Tam99leo] i [Tam99optimized]). Trasy takie różnią się znacznie innymi parametrami. Algorytm ten w czystej postaci wybiera wtedy trasę w dosyć dowolny sposób (pseudo-losowy). W wielu pracach zaproponowano bardziej wyrafinowane sposoby wyboru trasy (zamiast losowego), uwzględniające oprócz liczby łączy pośrednich dodatkowe informacje o trasie. W kolejnym rozdziale także opisano propozycje kilku takich heurystyk, które mają za zadanie zoptymalizować kierowanie ruchem w wypadku, gdy trasy mają tę samą liczbę łączy pośrednich. Natomiast rozdział omawia już bardziej skomplikowaną metodę, pokazaną w

79 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras pracy [Jia01], gdzie uwzględniano obciążenie łączy i dostępną w danej chwili przepustowość Routing w sieci typu mesh W wielu pracach, np. w [Mauger97], [Tam99optimized], [Ferreira00], [Ekici01], [Sanctis03], [Sanctis05], [Wang06] oraz [Kucukates08], autorzy zakładali, że sieć LEO ma topologię typu mesh. Topologia ta jest także znana z ang. jako Manhattan street network, bo logiczna sieć łączy ISL przecina się tak, jak ulice na Manhattanie. W niektórych pracach autorzy zakładali, że taką topologię będzie miała sieć wirtualna (koncepcja opisana w rozdziale 3.1.4). Czasem założenie, że łącza tworzyły będą sieć typu mesh dotyczyło nawet sieci rzeczywistych (patrz [Suzuki07]). W pracach tych opisane zostały metody routingu wykorzystujące specyficzne właściwości tego rodzaju uproszczonej topologii. W najprostszym wypadku jest to po prostu przesyłanie pakietu wzdłuż południków (aby najpierw uzyskać szerokość geograficzną celu), następnie wzdłuż równoleżników, albo odwrotnie. Tak więc, podejście takie sprowadza się do algorytmu opisanego w poprzednim rozdziale, przy czym pozwala zmniejszyć zapotrzebowanie na zasoby charakteryzuje się stałą złożonością obliczeniową O(1) i koniecznością utrzymywania informacji tylko o stanie łączy do sąsiednich satelitów. Proponowane są też pewne modyfikacje tej najprostszej strategii, jak np.: Dogleg, Parallel Highway, Polar Hop. Na szczególną uwagę zasługuje routing przedstawiony w [Tam99optimized] oraz w [Kucukates08], gdzie brane jest pod uwagę chwilowe obciążenie patrz omówienie tego rodzaju algorytmów w rozdziale Kierowanie ruchu zgodnie z czasem propagacji W tym wypadku ruch kierowany jest trasą o najmniejszym czasie propagacji (ang. minimum propagation delay). Sieć satelitarna jest odwzorowywana jako graf z wagami określającymi opóźnienia propagacji związane z łączami ISL. Czas propagacji sygnału jest liczony na podstawie fizycznej odległości pomiędzy satelitami. W takim grafie wyliczana jest najkrótsza trasa dla danej pary węzłów. Wykorzystany może być dowolny, ogólnie znany algorytm rozwiązania tego zadania np. algorytm Dijkstry, Bellmana- Forda, Floyda-Warshalla, lub Johnsona. Ten ostatni ma złożoność obliczeniową O(U 2 logu+u L), gdzie U to liczba satelitów, a L to liczba łączy ISL patrz [Cormen08]. Kierowanie ruchu zgodnie z minimalnym czasem propagacji znalazło zastosowanie w sieciach Iridium oraz Teledesic. Było też wzorcem, do którego odnosi się i porównuje większość literatury na temat routingu w sieciach LEO [Chang96], [Henderson00a] i wiele innych prac. Algorytm ten można traktować jako wzorzec, ponieważ przy małym obciążeniu sieci gwarantuje on wybór tras optymalnych pod względem opóźnienia. Istotne wady tego sposobu kierowania ruchem, wynikają z tego, że w żaden sposób nie są brane pod uwagę potrzeby użytkowników, nie ma mechanizmów adaptacji do obciążenia sieci, ani nie próbuje się tego obciążenia równoważyć nawet w sposób statystyczny. Nie są też uwzględniane opóźnienia wynikające z innych przyczyn niż czas propagacji np. z powodu kolejkowania

80 3.3 Protokoły wyboru tras rozwiązania dla sieci LEO K-shortest oraz K-shortest z ograniczeniem liczby węzłów K-shortest to ogólnie znana modyfikacja algorytmu opisanego w poprzednim rozdziale, polegająca na tym, że wyszukiwana jest nie tylko jedna, ale kilka tras od źródła do celu, które powinny być uporządkowane według rosnącej długości. Tak więc, ruch jest kierowany nie tylko trasą najkrótszą, pod względem opóźnienia propagacji, ale też trasą drugą i każdą następną pod tym względem jedną z k najkrótszych tras (dla k = 1 sprowadza się to do algorytmu opisanego w poprzednim rozdziale). Ważne jest przy tym założenie, że poszukiwane są trasy bez pętli. Znalezienie tras z pętlą jest dużo łatwiejsze, jak pokazano to w [Eppstein98] oraz [Hershberger07]. Ryzyko wystąpienia takich pętli w sieci LEO istnieje, gdyż niektóre łącza ISL są dużo krótsze od innych łączy, co wprost prowadzi do pętli przy wyszukiwaniu tras najkrótszych jak to pokazuje Rysunek 26 (liczby umieszczone na rysunku dla każdego łącza oznaczają długość tego łącza w umownych jednostkach miary): 1) najkrótsza trasa między węzłami A oraz D ma długość 3 jednostek (A B C D); 2) druga w kolejności trasa między tymi węzłami o długości 5 jednostek zawiera pętlę (np. A B C B C D); 3) druga w kolejności trasa między tymi węzłami bez pętli ma długość 6 jednostek (np. A B F G C D) E F G H A B C D Rysunek 26: Powstawanie pętli przy wyszukiwaniu kilku najkrótszych tras Przedstawione zadanie znalezienia dwu lub więcej najkrótszych tras bez pętli pomiędzy parą węzłów w sieci jest zadaniem wymagającym bardzo wielu zasobów obliczeniowych. Najlepszy znany algorytm, znajdujący rozwiązanie dla jednej konkretnej pary węzłów, ma złożoność obliczeniową O(k(m+nlogn)), gdzie n to liczba satelitów, m to liczba łączy ISL, zaś k to żądana liczba tras patrz [Hershberger07]. Istnieją też implementacje działające szybciej w środowisku równoległym i w rozproszonej sieci patrz [Ogier93], [Ruppert96] oraz [Ruppert00]. Łatwo można zauważyć, że algorytm ten może często wybierać trasy dużo dłuższe od najkrótszej, wyznaczanej przez oryginalny algorytm najkrótszej ścieżki. Co więcej, mogą one zawierać o wiele więcej węzłów pośrednich niż trasa najkrótsza, a więc zużywać więcej zasobów sieci (pod względem całkowitej pojemności) niż to możliwe. Stąd wzięła się ogólnie znana heurystyka, która wprowadza dodatkowe ograniczenie: wybrana trasa nie może mieć liczby węzłów większej niż trasa najkrótsza patrz np. [Mohorcic03]. Na przedstawionym wcześniej rysunku jest tylko jedna trasa łącząca węzły A i D i spełniająca takie ograniczenie (jest to trasa najkrótsza). Jednak, już dla pary węzłów A i

81 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras H, można znaleźć kilka tras spełniających powyższe ograniczenie. Takie ograniczenie oznacza jednocześnie, że automatycznie eliminowane są pętle. Gdy znanych jest kilka najkrótszych tras do celu wyznaczonych w opisany powyżej sposób, może istnieć wiele sposobów wybierania, którą trasą w danym momencie przesyłać ruch. W najprostszym rozwiązaniu, można sobie wyobrazić, że każda trasa wybierana jest z tym samym prawdopodobieństwem. Jednak zaproponowano też kilka bardziej wyrafinowanych metod: ALR-S (ang. Alternative Link Routing with deflection in the Source node): W tym podejściu satelita odróżnia pakiety, które otrzymał od innych satelitów (i musi je przekazać dalej) od pakietów, które odebrał od terminali naziemnych (również musi je przekazać dalej). Te pierwsze pakiety kierowane są trasą najkrótszą pod względem opóźnienia. Z kolei pakiety z drugiej grupy są kierowane trasą drugą w kolejności, biorąc pod uwagę opóźnienia propagacji, pod warunkiem, że nie ma ona większej liczby węzłów pośrednich wtedy kierowane są trasą najkrótszą. Algorytm ten został zaproponowany i zbadany w [Mohorcic03]. ALR-A (ang. Alternate Link Routing with deflection in All nodes). W tym wypadku satelita wybiera trasę najkrótszą dla każdego przepływu w sieci lub trasę drugą w kolejności (pod względem opóźnienia propagacji) z równym prawdopodobieństwem. Wybór taki dotyczy każdego przepływu w sieci, a więc wszystkie pakiety przesyłane pomiędzy zadaną parą węzłów pokonują tę samą trasę. Ma to na celu zapobieżenie zamianom kolejności dostarczania pakietów do celu w ramach jednego połączenia. Algorytm ten został zaproponowany i zbadany w [Mohorcic03]. Zaletą opisanego podejścia jest to, że choć nie jest monitorowane ani brane pod uwagę obciążenie łączy w sieci, ani bieżące (chwilowe), ani oczekiwane w sposób statystyczny obciążenie sieci stara się być równoważone. W pracy [Mohorcic03] pokazano, że takie podejście poprawia charakterystyki opóźnieniowe pakietów, występujące dla sytuacji bardzo dużego obciążenia sieci LEO Kierowanie ruchu zgodnie z chwilowym obciążeniem łączy Chwilowe obciążenie łączy jest związane z ilością wolnych zasobów w kolejkach nadawczych powiązanych z tymi łączami ISL. Uwzględnienie tego rodzaju informacji jest sugerowane przez niektórych autorów, gdyż pozwala dostosowywać się w sposób adaptacyjny do zmian w obciążeniu sieci. Prace [Wood00] oraz [Narvaez98] sugerują uwzględnienie tej informacji. Informacja o stanie łączy, żeby pozostać aktualną, musi być ciągle rozgłaszana. Ze względu na dużą szybkość zmian i stosunkowo powolną propagację informacji o chwilowym obciążeniu, autorzy w [Narvaez98] spekulują, że rozgłaszanie powinno być ograniczone jedynie do pewnego obszaru sąsiedztwa tego łącza. Metryka ta wpływałaby więc jedynie lokalnie na mechanizmy routingu. W pracach tych autorzy nie podają jednak dokładniejszych informacji na temat sposobów realizacji tej idei

82 3.3 Protokoły wyboru tras rozwiązania dla sieci LEO Nieco bardziej zbliżone do rzeczywistości są badania przedstawione w pracach [Tam99optimized] oraz [Jia01]. Dla sieci zorientowanych połączeniowo zaproponowano tam, aby trasa dla zestawianego połączenia wybierana była jedną z następujących metod (uwzględniającą chwilowe obciążenie łączy): BKS (ang. best-k-shortest) zaproponowana w [Jia01] dla każdego przepływu, który jest inicjowany, uwzględniane są wymagania dotyczące żądanej przepustowości, zaś do przesyłania tego ruchu wybierana jest trasa o najmniejszej przepustowości, spełniająca postawione wymagania, WKS (ang. widest-k-shortest) zaproponowana w [Jia01] tak jak powyżej uwzględniane są wymagania dotyczące przepustowości, jednak wybierana jest trasa o największej dostępnej przepustowości, MCA (ang. Minimum Cost Algorithm) zaproponowana w [Tam99optimized] wybierana jest trasa, dla której średnie obciążenie łączy ISL jest najmniejsze. Badania powyższych metod routingu sugerują, że uwzględnienie informacji o chwilowym obciążeniu łączy pozwala znacznie zmniejszyć prawdopodobieństwo odmowy przyjęcia nowego połączenia w sieciach połączeniowych. Z kolei, dla ruchu bezpołączeniowego, na szczególną uwagę zasługują wyniki następujących badań: [Mohorcic04], [Svigelj04routing], [Svigelj04traffic] oraz [Svigelj07] dla sieci LEO o realnej topologii brane są pod uwagę różnie zdefiniowane metryki, zależne od obciążenia, a także różne dla każdej klasy ruchu; [Gragopoulos00], [Papapetrou01] oraz [Papapetrou07] stosowana jest metoda kierowania ruchem równoważąca chwilowe obciążenia sieci; [Kucukates08] dla wyidealizowanej sieci LEO wykorzystywane są wszystkie dostępne trasy ze zbioru tras określonego w odpowiedni sposób przez autorów (generalnie, są to trasy o tej samej, najmniejszej liczbie łączy pośrednich). Ruch na tych trasach jest rozkładany w taki sposób, aby uniknąć przeciążenia najbardziej obciążonego łącza. Autorzy symulują także opóźnienia w propagacji informacji o stanie łączy. Autorzy tych prac pokazują, że kierowanie ruchu w ten sposób ma wiele pozytywnych cech związanych z pełniejszym wykorzystaniem zasobów sieci. Warto zwrócić uwagę, że sposób kierowania ruchem pokazany w [Kucukates08] jest specyficzną odmianą algorytmu CMCF (ang. Concurrent Multi-Commodity Flow), opisanego w kolejnym rozdziale. Z kolei strategia przyjęta w [Svigelj04routing] oraz [Svigelj07] jest swoją ideą zbliżona do algorytmu MCMCF (ang. Minimum-Cost Multi-commodity Flow), opisanego w rozdziale Wyznaczanie przepływów wieloskładnikowych w sieci (CMCF) Ze względu na złożoność problemu wyznaczania przepływów wieloskładnikowych w sieci, opis tego problemu w tym rozdziale został podzielony na kilka podrozdziałów. Szczegółowe omówienie tego tematu jest ważne, gdyż dalsza część pracy w dużej mierze bazuje na rozwiązaniu tego problemu

83 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras Wprowadzenie W momencie projektowania sieci a także w trakcie jej użytkowania operator sieci zakłada oczekiwaną ilość oraz rozkład ruchu, które sieć powinna przenieść. Przy takim założeniu możliwe jest przeprowadzenie pełnej analizy oczekiwanego rozkładu ruchu w całej sieci i zbudowanie, w oparciu o wyniki tej analizy, reguł routingu, które optymalnie wykorzystałyby zasoby sieci (dostępną przepustowość). Optymalne wykorzystanie przepustowości sieci, poprzez odpowiednie kierowanie przesyłanego ruchu, jest dobrze zdefiniowanym problemem, ogólnie znanym jako wyznaczanie przepływów wieloskładnikowych w sieci 21 (ang. Concurrent Multi-Commodity Flow CMCF) patrz np. [Pioro04]. W definicji problemu CMCF podane są: sieć w postaci grafu (czyli topologia sieci LEO), przepustowości łączy ISL, żądane przepływy pomiędzy każdą parą węzłów (pomiędzy węzłem źródłowym i docelowym. Rozwiązanie problemu polega na pokierowaniu zadanych przepływów tak, żeby obciążenie najbardziej obciążonego łącza w sieci było jak najmniejsze jest to funkcja celu. Pokierowanie ruchu łączami wyznaczonymi algorytmem CMCF oznacza, że w momencie maksymalnego obciążenia sieci jej przepustowość jest optymalnie wykorzystana i przy nałożonych ograniczeniach więcej danych przez sieć nie da się przesłać. Innymi słowy, rozwiązanie tego zadania optymalizacyjnego pozwala na określenie maksymalnej przepustowości sieci. Nie da się bowiem dokonać lepszego wyboru tras w sieci niż te wyznaczone algorytmem CMCF, tak aby nie przeciążyć któregoś z łączy i przenieść większą ilość ruchu o zadanym rozkładzie. Można więc powiedzieć, że jeżeli doszłoby do przeciążenia któregokolwiek łącza w sieci, oznaczałoby to, że sieć jako całość jest przeciążona Formalna definicja problemu CMCF Bardziej formalnie, problem CMCF może być zdefiniowany jako problem programowania liniowego (ang. linear programming). Mając podane: E zbiór wszystkich łączy w sieci, V zbiór wszystkich węzłów w sieci, C(e i ) 0 przepustowość łącza e i E, f s,d ilość żądanego przepływu generowanego w węźle s węzła d V, V i skierowanego do 21 W ogólności istnieje bardzo wiele odmian tego problemu i jego zastosowań. Np. w [Pioro04] można znaleźć szerszy przegląd odmian tego problemu a w [Walkowiak00], [Gola00] lub [Walkowiak06] zastosowanie pewnych odmian tego problemu do rozwiązywania zadań związanych z projektowaniem i przeżywalnością sieci

84 3.3 Protokoły wyboru tras rozwiązania dla sieci LEO należy, dla każdego łącza e i E, znaleźć odpowiednie wartości: f s,d (e i ) ilość ruchu z każdego strumienia pomiędzy węzłami s i d przepływająca przez łącze e i E, tak aby zminimalizować funkcję celu Ω: przy następujących ograniczeniach: : f s, d ei { v, w} E ei { v, w} E ( e ) : f ( e ) i i 0 C( e ) i f ( e ) max, (3-1) s, d i ei { v, w} E s, d V C( ei ) przepływy są nieujemne, sumaryczny przepływ w każdym łączu nie może przekraczać przepustowości łącza (ten warunek jest czasem pomijany, gdy nie jest rozważana sieć o rzeczywistych ograniczeniach przepustowości), s, d V v V, v s, d : w V, v f ({ v, w}) 0 ilość danych nie zmienia się po drodze (ang. s, d s, d flow conservation constraint), v, u, s, d V : f s, d ({ v, w}) f s, ({ w, v}) dodatkowy warunek, aby zapewnić, że ilość d danych nie zmienia się po drodze (ang. flow conservation constraint skew symmetry), s, d V : cały żądany ruch jest przenoszony f s, d ({ s, w}) fs, d ({ v, d}) fs, d w V v V przez sieć (ang. demand satisfaction constraint), Rozwiązanie problemu polega więc na pokierowaniu zadanych przepływów tak, żeby obciążenie najbardziej obciążonego łącza było jak najmniejsze. Aby ten cel osiągnąć, ruch pomiędzy daną parą satelitów (źródłowym i docelowym) może być kierowany wieloma różnymi trasami, o ile jest to potrzebne 22. Innymi słowy oznacza to, że celem rozwiązania jest zapobieżenie przeciążeniu sieci, poprzez skierowanie ruchu łączami mniej obciążonymi W [Pioro04] pokazano, że liczba różnych tras wcale nie musi być bardzo duża (patrz Proposition 4.1 w [Pioro04]): dokładniej, pokazano tam, że zawsze istnieje rozwiązanie, gdzie liczba tych tras wynosi, co najwyżej D+L, gdzie D to liczba żądanych przepływów (niezerowych), zaś L to liczba łączy w sieci. 23 Warto w tym miejscu zauważyć, że stwierdzenie wieloma trasami (ang. multipath routing) w ogólności oznacza, że dane dotyczące jednego połączenia pomiędzy pary użytkowników końcowych są przesyłane kilkoma różnymi trasami. Jednakże, w praktyce, w urządzeniach sieciowych stosuje się mechanizmy zapewniające, że dane dotyczące jednego połączenia są przesyłane jedną trasą, zaś dane z innego połączenia inną trasą. Taki rodzaj kierowania ruchu jest zazwyczaj zakładany w opisywanych w tym rozdziale przypadkach. Tego rodzaju optymalizacje pozostają bez wpływu na rozważania w tej pracy, o ile założymy, że szerokopasmowa sieć LEO agreguje w jednym łączu wiele połączeń sieciowych, co jest rozsądnym założeniem. Należy być jednak świadomym, że czasem wprost są proponowane metody na rozpraszanie ruchu (ang. dispersion) z tego samego połączenia na wiele tras, aby uniknąć grupowania się błędów (ang. bursty loss), co ma znaczenie dla ruchu multimedialnego patrz [Levy06]. Tego rodzaju technika również pozostaje bez wpływu na rozważania w tej pracy. W literaturze spotyka się także inne rozumienie sformułowania wieloma trasami (w tym wypadku czasem dla odróżnienia nazywanego z ang. multi-routes), gdzie te same dane (np. ten sam pakiet) z jednego

85 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras Ponieważ znane jest obciążenie najbardziej obciążonego łącza, w prosty sposób możliwe jest też określenie maksymalnej przepustowości całej sieci, oznaczanej dalej jako λ MAX-CMCF. Wartość ta jest natężeniem sumarycznego strumienia danych wprowadzanych do sieci. W późniejszych rozdziałach tej pracy większość wykresów będzie znormalizowana względem tej wartości, tj. będziemy oznaczać, że sieć jest obciążona w 100%, gdy sumaryczny strumień danych wprowadzanych do sieci będzie wynosił λ MAX-CMCF. Wtedy: dla algorytmu CMCF najbardziej obciążone łącze jest w pełni wykorzystane, dla innych algorytmów (mniej optymalnych pod względem przepustowości sieci), przepustowość taka może nie być możliwa do uzyskania. Co prawda, przeciążenie jednego z łączy nie oznacza od razu katastrofy dla całej sieci, jednak sytuacji takiej z oczywistych względów będziemy unikać Rozwiązanie nieunikalne Oczywiście, jak pokazano w [Pioro04], wyznaczone rozwiązanie optymalne dla problemu CMCF nie musi być rozwiązaniem unikalnym. Oznacza to, że istnieje zazwyczaj wiele równie dobrych rozwiązań (optymalnych względem funkcji celu określonej powyżej). Ponadto warto podkreślić, że rozwiązanie zadania optymalizacyjnego wskazuje jedynie, którymi łączami ruch powinien być przenoszony. Nie określa ono natomiast jednoznacznie konkretnych ścieżek w sieci dla każdego przepływu istnieje duża dowolność wyboru ostatecznych tras w sieci (rozwiązanie określa tylko, którymi łączami, ile ruchu powinno być przesyłane). Dowolność takiego wyboru opisano dokładniej w rozdziale W sieci LEO, na potrzeby analizy CMCF, węzłem źródłowym i docelowym dla każdego przepływu są satelity. Przepływy wynikają z bieżącej estymacji, zazwyczaj bazującej na obserwacji liczby użytkowników sieci i ich zachowań albo założonej maksymalnej ich liczby. Operator sieci LEO zna bowiem liczbę użytkowników swojej sieci, a także ich przybliżoną lokalizację (w sposób statystyczny jest w stanie określić liczbę użytkowników w danym rejonie Ziemi). Ponadto, dla każdego rodzaju sieci, operator czyni założenia dotyczące zachowań użytkowników, np. maksymalnej ilości ruchu, który ci użytkownicy mogą generować w sytuacji największego obciążenia sieci. W sieciach LEO jest to szczególnie ważne i jak najbardziej realne założenie, bo tego rodzaju sieci nie da się w zasadzie rozbudowywać w trakcie jej działania, wymieniając np. satelity na nowocześniejsze. Oczekiwane obciążenie sieci jest zmienne periodycznie, tj. zależne od czasu (daty). Można w przybliżeniu przewidywać je z wyprzedzeniem, z dosyć dużą precyzją. Pewne korekty dotyczące bieżącej sytuacji mogą być także wprowadzane na podstawie bieżących pomiarów ruchu w sieci wtedy routing CMCF sprowadza się do optymalnego sposobu kierowania ruchem zgodnie z chwilowym obciążeniem łączy jak opisano w poprzednim rozdziale. połączenia przesyłane są kilkoma trasami w calu zwiększenia prawdopodobieństwa, że dotrą do celu patrz [Bruhn08]. Wtedy równoważenie obciążenia sieci niekoniecznie jest celem protokołu kierowania ruchu. Ponadto, tym samym pojęciem określany jest też czasem termin zwielokrotniania (ang. multiplexing), w którym pojedynczy przepływ jest dzielony na kilka tras, aby zmniejszyć opóźnienie lub przepływność dostępną dla danego połączenia

86 3.3 Protokoły wyboru tras rozwiązania dla sieci LEO Przy powyższych założeniach, możliwe jest pokierowanie oczekiwanego ruchu trasami wyznaczonymi algorytmem CMCF, który maksymalnie wykorzysta przepustowość sieci Rozwiązanie problemu Mimo bardzo szerokiej literatury na temat tego problemu, rozwiązanie problemu CMCF w sposób dokładny jest bardzo kosztowne, z punktu widzenia złożoności obliczeniowej (mimo, że osiągane w czasie wielomianowym). W praktyce stosowane są algorytmy rozwiązujące ten problem z zadaną dokładnością ε: dla zadanej dokładności ε > 0, algorytm ten znajduje rozwiązanie przybliżone, ε-optymalne. Oznacza to, że: zatłoczenie najbardziej obciążonego łącza nie będzie większe od wartości optymalnej więcej niż 1+ε razy, znaleziony koszt nie przekroczy 1+ε razy wartości kosztu optymalnego. Takie przybliżone rozwiązanie jest wystarczające w praktycznych zastosowaniach, bo wartość ε może być podana zgodnie z oczekiwaniami użytkownika. Proponowane w literaturze rozwiązania tego problemu można podzielić na dwie grupy: Algorytmy bazujące na metodzie relaksacji kryteriów dotyczących przepustowości łączy (ang. capacity constraints relaxation): algorytm znajduje najpierw rozwiązanie początkowe, nie spełniające kryterium ograniczenia przepustowości łączy, a następnie przekierowuje iteracyjnie poszczególne przepływy na inne trasy, zgodnie z pewną funkcją odległości, zdefiniowaną w odpowiedni sposób, tak aby spełnić kryteria przepustowości łączy. Opisy algorytmów należących do tej grupy można znaleźć między innymi w pracach [Klein91], [Leighton91] oraz [Leong92]. Algorytmy bazujące na metodzie relaksacji kryteriów dotyczących zachowania przepływu (ang. conservation constraints relaxation): algorytm znajduje najpierw rozwiązanie początkowe, spełniające kryterium ograniczenia przepustowości łączy, ale nie przenoszące całego przepływu (ang. preflow), a następnie modyfikuje ten częściowy przepływ, tak aby przenosić cały dodatkowy ruch. Opisy algorytmów należących do tej grupy można znaleźć w pracach: [Awerbuch93], [Awerbuch94], [Awerbuch07], a także w [Kamath99]. Ważną cechą algorytmów z drugiej grupy jest to, że w sposób naturalny mogą one zostać zaimplementowane w środowisku rozproszonym, w każdym węźle sieci. Autor w badaniach przedstawionych w tej pracy stosował implementację algorytmu przedstawioną w [Leong92] z drobną zmianą. W implementacji tej konieczne jest rozwiązanie podproblemu MCF 24 (ang. Minimum Cost Flow). W rozwiązaniu przedstawionym w [Leong92], do rozwiązania podproblemu MCF, autorzy zakładali wykorzystanie algorytmu opisanego w [Bertsekas90]. Zamiast tego, do rozwiązania problemu MCF autor zdecydował się wykorzystać algorytm przedstawiony w [Bertsekas94]. Nie zmieniło to złożoności obliczeniowej algorytmu, która wynosi O(ε -3 U L k log 4 U), gdzie U to liczba satelitów, L to liczba łączy ISL, a k to liczba tzw. grup przepływów, w naszym wypadku równa liczbie satelitów. Jednak pozwoliło to na znaczne przyśpieszenie obliczeń. 24 W porównaniu do CMCF, w problemie MCF rozważany jest tylko jeden przepyw wieloskładnikowy, lecz z każdym łączem w sieci związany jest koszt przesyłania przez nie ruchu. Celem jest nie tylko przesłanie zadanego przepływu przez sieć, ale wykonanie tego zadania najmniejszym możliwym kosztem

87 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras Zastosowanie CMCF do kierowania ruchu Zastosowanie sposobu kierowania ruchem podobnego do CMCF dla routingu w sieciach satelitarnych LEO było już częściowo badane we wcześniejszej literaturze. Autorzy prac [Chang95], [Chang96] oraz [Chang98] rozważają kierowanie ruchu w sposób zgodny z algorytmem CMCF, ale w celu ustalenia optymalnej topologii sieci. Specyficzną odmianę algorytmu CMCF zasugerowano w [Narvaez98] oraz dokładniej przeanalizowano w pracach [Ferreira00] oraz [Kucukates08] jednakże badania te dotyczą bardzo wyidealizowanej sieci LEO. Warto ponadto zaznaczyć, że w [Svigelj07] jest także równoważone obciążenie sieci, co może w specyficznych warunkach być równoważne wynikom uzyskanym za pomocą algorytmu CMCF. Kierowanie ruchu w sposób wyznaczony algorytmem CMCF jest optymalne z punktu widzenia przepustowości sieci. Z drugiej strony, algorytm ten nie bierze wcale pod uwagę długości wyznaczanej trasy (tj. opóźnień jakich doznają pakiety). Ponadto, algorytm CMCF nie uwzględnia poziomu obciążenia sieci. Oznacza to, że przy małym obciążeniu sieci, pakiety będą czasem kierowane trasami dłuższymi niż byłoby to możliwe, a więc średnie opóźnienie pakietu jest prawdopodobnie większe niż optymalne. Braki te eliminuje algorytm MCMCF opisany w następnym rozdziale Optymalizacja przepływów wieloskładnikowych z uwzględnieniem kosztów (MCMCF) Problem optymalizacji przepływów wieloskładnikowych w sieci z uwzględnieniem kosztów jest dosyć złożony i wymaga dokładnego omówienia, gdyż dalsza część pracy w dużej mierze bazuje na rozwiązaniu tego problemu. Opis problemu MCMCF w tym rozdziale został więc podzielony na kilka podrozdziałów Wprowadzenie Problem MCMCF (ang. Minimum-Cost Multi-commodity Flow) jest ogólnie znaną modyfikacją problemu CMCF (patrz np. [Pioro04]), polegającą na tym, że w kryterium optymalizacji uwzględnione są koszty łącza. W definicji problemu MCMCF podane są (trzy z podanych zbiorów informacji są takie same jak w przypadku CMCF, jedno jest dodatkowe): sieć w postaci grafu (czyli topologia sieci LEO), przepustowości łączy ISL, żądane przepływy pomiędzy węzłem źródłowym i docelowym (w sieci LEO wynikają one z bieżącej obserwacji liczby użytkowników sieci i ich zachowań albo założonej maksymalnej ich liczby), koszt każdego z łączy w zadanym grafie (w naszym wypadku opóźnienie). Funkcja celu jest inna niż w CMCF rozwiązanie problemu polega na pokierowaniu zadanych przepływów tak, żeby: obciążenie żadnego łącza nie przekraczało 1 (czyli 100%), jednocześnie, żeby średni (a więc też całkowity) koszt wszystkich przepływów był najmniejszy

88 3.3 Protokoły wyboru tras rozwiązania dla sieci LEO Kosztem związanym z łączem jest w naszym wypadku opóźnienie, którego doznają pakiety w danym łączu. Oznacza to, że celem jest zapobieżenie przeciążeniu sieci i zminimalizowanie opóźnień Formalna definicja problemu MCMCF Mając podane (ostatnia dana jest dodatkowa w MCMCF, w porównaniu do CMCF): E zbiór wszystkich łączy w sieci, V zbiór wszystkich węzłów w sieci, C(e i ) 0 przepustowość łącza e i E, f s,d ilość żądanego przepływu generowanego w węźle s węzła d V, V i skierowanego do K(e i ) koszt związany z przesłaniem jednostki danych przez łącze e i E, należy, dla każdego łącza e i E, znaleźć odpowiednie wartości: f s,d (e i ) ilość ruchu z każdego strumienia pomiędzy węzłami s i d przepływająca przez łącze e i E, tak aby zminimalizować funkcję celu Ω: s, d V ei E f s, d ei ) K( ei ) (, przy następujących ograniczeniach (takich samych jak w CMCF): : f s, d ei { v, w} E ei { v, w} E ( e ) : f ( e ) i i 0 C( e ) i przepływy są nieujemne, przekraczać przepustowości łącza, s, d V v V, v s, d : w V, v (3-2) sumaryczny przepływ w każdym łączu nie może f ({ v, w}) 0 ilość danych nie zmienia się po drodze (ang. s, d s, d flow conservation constraint), v, u, s, d V : f s, d ({ v, w}) f s, ({ w, v}) dodatkowy warunek, aby zapewnić, że ilość d danych nie zmienia się po drodze (ang. flow conservation constraint skew symmetry), s, d V : cały żądany ruch jest przenoszony f s, d ({ s, w}) fs, d ({ v, d}) fs, d w V v V przez sieć (ang. demand satisfaction constraint), Rozwiązanie problemu polega więc na pokierowaniu zadanych przepływów tak, żeby całkowity koszt przesłania danych był jak najmniejszy (w naszym przypadku koszt oznacza opóźnienie). Aby ten cel osiągnąć, ruch pomiędzy daną parą satelitów (źródłowym i docelowym) może być kierowany wieloma różnymi trasami, o ile jest to potrzebne

89 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras Rozwiązanie problemu Rozwiązanie problemu MCMCF w sposób dokładny jest bardzo kosztowne z punktu widzenia złożoności obliczeniowej problem należy do klasy problemów NP-zupełnych (patrz [Even76]). W praktyce stosowane są algorytmy przybliżone, rozwiązujące ten problem z zadaną dokładnością: dla zadanej dokładności ε>0, algorytm znajduje rozwiązanie ε-optymalne, co oznacza, że: zatłoczenie najbardziej obciążonego łącza nie przekroczy wartości 1+ε oraz znaleziony koszt nie przekroczy 1+ε razy wartości kosztu optymalnego. Takie przybliżone rozwiązanie jest wystarczające w praktycznych zastosowaniach. Istnieje wiele prac poszukujących coraz lepszych heurystyk pozwalających szybko rozwiązać problem MCMCF z zadaną dokładnością ε. Autor w pracy używał dwu implementacji rozwiązujących problem MCMCF: algorytm przedstawiony we [Fleischer99] (który z kolei jest ulepszeniem algorytmu z [Garg98]) o teoretycznej złożoności obliczeniowej O(ε -3 L(L+k)logM), gdzie L to liczba łączy ISL, k to liczba tzw. grup przepływów, w naszym wypadku równa liczbie satelitów, zaś M to najmniejsza wspólna wielokrotność największego kosztu (tj. max K( e ) ) i przepustowości łączy (tj. max C( e ) ); ei E i algorytm przedstawiony w [Goldberg97], będącą kompilacją i ulepszeniem algorytmów przedstawionych w [Karger95], [Kamath95] oraz [Kamath95improved] o teoretycznej złożoności obliczeniowej O(ε -3 ULk), gdzie U to liczba satelitów, L to liczba łączy ISL, a k to liczba tzw. grup przepływów, w naszym wypadku równa liczbie satelitów. Mimo teoretycznie zbliżonej złożoności obliczeniowej, ta druga implementacja okazała się dużo szybsza w praktyce. Doświadczenie to jest zresztą zgodne z wynikami uzyskanymi w [Goldberg97], gdzie autorzy pokazali, że w praktyce algorytm ten znajduje rozwiązanie dużo szybciej niż to określa teoretyczna granica złożoności obliczeniowej, zakładająca najgorszy przypadek. Algorytm ten bazuje na metodzie rozluźniania kryteriów dotyczących przepustowości łączy (ang. capacity constraints relaxation). Znajdowane jest najpierw rozwiązanie inicjalne (początkowe), nie spełniające kryterium ograniczenia przepustowości łączy. Algorytm ten następnie przekierowuje iteracyjnie poszczególne przepływy na inne trasy, zgodnie z pewną funkcją odległości, zdefiniowaną w odpowiedni sposób, tak aby spełnić kryteria przepustowości łączy, a jednocześnie, aby uzyskany koszt był minimalny Zastosowanie MCMCF do kierowania ruchem W definicji problemu MCMCF koszt nie jest zależny od obciążenia danego łącza. W praktyce, w sieciach komunikacyjnych, opóźnienie całkowite jest od tego czynnika zależne, bo zmienia się opóźnienie kolejkowania. Powoduje to, iż zastosowanie algorytmu MCMCF do kierowania ruchem w sieciach nie zawsze jest możliwe. Jednakże, w przypadku szerokopasmowych sieci LEO, autor pokazał jak z tego algorytmu można skorzystać. W rozdziale pokazano, że opóźnienie kolejkowania w sieci LEO jest ei E i

90 3.3 Protokoły wyboru tras rozwiązania dla sieci LEO czynnikiem nieznaczącym, w praktyce pomijalnym. Tak więc, licząc się z pewną niedokładnością, kierowanie ruchu trasami wyznaczonymi algorytmem MCMCF jest w szerokopasmowych sieciach LEO praktycznie optymalne, zarówno z punktu widzenia przepustowości sieci, jak i z punktu widzenia opóźnień doznawanych przez pakiety użytkownika końcowego. Zastosowanie tego sposobu kierowania ruchem w sieciach w sposób opisany powyżej nie było bezpośrednio badane w znanej autorowi literaturze. Jednakże, można powiedzieć, że równoważne podejścia w sieciach LEO były badane w [Papapetrou99], [Gragopoulos00], [Papapetrou01] i w [Papapetrou07]. Zbliżone tematycznie badania można też znaleźć w artykułach [Svigelj04routing] i [Svigelj07]. Pokazano tam routing biorący pod uwagę obciążenia sieci i kierujący ruch kilkoma trasami wybranymi tak, aby minimalizować opóźnienia oraz unikać przeciążenia sieci co oznacza podejście zbliżone do MCMCF, jednak bardziej skomplikowane Obsługa różnych klas ruchu Algorytmy routingu wymienione wcześniej nie uwzględniają w żaden sposób zróżnicowanych wymagań QoS związanych z przenoszonym ruchem. Rozdział podsumowuje najważniejsze parametry, które mogą określać wymagania QoS. Można wyróżnić dwie architektury sieci, w których algorytmy uwzględniające takie wymagania miałyby działać: sieci z rezerwacją zasobów, sieci bez rezerwacji zasobów. W podrozdziałach oraz przybliżono zasady funkcjonowania tych dwu architektur i opisano różne strategie rozwiązania zadania kierowania ruchem proponowane w literaturze związanej z sieciami LEO. W dalszej części pracy (rozdział 7) przedstawiono badania, które mogą dotyczyć obydwu tych architektur. Założono tam, co prawda, jedynie podział na klasy ruchu, tak jak dla sieci bez rezerwacji zasobów. Jednak wspólne dla obydwu architektur jest założenie o znajomości oczekiwanych strumieni danych w skali globalnej patrz wyjaśnienie w rozdziale Stąd też badania w rozdziale 7 mogą wnieść istotny wkład także dla architektur z rezerwacją zasobów Sieci z rezerwacją zasobów W tym wypadku, przed przesyłaniem danych użytkownik żąda wyznaczenia trasy przesyłu danych i zarezerwowania dla siebie pewnej części przepustowości sieci wzdłuż tej trasy, tak aby spełnić postawione wymagania QoS. Był to jedyny możliwy sposób działania w tradycyjnych sieciach telefonicznych, gdzie najpierw zestawiane było połączenie pomiędzy użytkownikami końcowymi (czyli rezerwacja zasobów). Dopiero potem prowadzona była wymiana informacji (rozmowa). Podobnie jest też w sieciach pakietowych zorientowanych połączeniowo, gdzie ruch nie jest już traktowany przez mechanizmy routingu jako nie związane ze sobą pakiety. Zamiast tego, wspierane są strumienie danych (tj. strumienie pakietów) o zróżnicowanych wymaganiach QoS: na żądanie użytkownika tworzone są wirtualne połączenia i ma miejsce rezerwacja zasobów porównaj np. sieci oparte o architekturę ATM, Frame Relay, MPLS lub IntServ

91 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras W sieci tego rodzaju konieczna jest dosyć złożona infrastruktura: Musi istnieć pewien protokół przyjmowania zgłoszeń od użytkowników sieci określający zapotrzebowanie. Może to być mechanizm statyczny lub specjalny protokół sygnalizacyjny pozwalający na dynamiczne zawieranie kontraktów. Protokołem takim może być RSVP patrz [Stankiewicz02] oraz [RFC2205]; Mechanizm przyjmowania zgłoszeń musi być zintegrowany z mechanizmem zarządzania zasobami (ang. connection admission control CAC), który decyduje czy dane połączenie może zostać przyjęte bez przeciążania sieci patrz np. [Nguyen02]; W bramie granicznej (np. satelicie stanowiącym router brzegowy) musi odbywać się kontrola zgodności charakterystyki strumienia wejściowego z kontraktem. Problem znalezienia kilku najkrótszych tras z uwzględnieniem dodatkowych warunków, np. dotyczących przepustowości, należy do klasy problemów NP-trudnych (zobacz [Angelides06], [Mahi03]). Stąd też, w praktyce stosuje się algorytmy przybliżone (heurystyczne). Badaniem i optymalizacją tego rodzaju algorytmów zajmowano się już przez długi czas w sieciach naziemnych np. zajmują się tym autorzy w [Hsu94], [Kamath96] lub [Awerbuch01]. W literaturze związanej z sieciami LEO, badania tego typu zaprezentowane są w [Uzunalioglu97], [Uzunalioglu97managing], [Uzunalioglu98], [Akyildiz99], [Gounder00], [Ercetin00], [Jia01], [Zaim05] i dotyczą one obydwu kryteriów (tj. opóźnienia i przepustowości). Dla oceny wymienionych powyżej algorytmów kierowania ruchem skupiono się na następujących kryteriach, które autorom cytowanych prac wydawały się najważniejsze w tego rodzaju sieciach: prawdopodobieństwo odrzucenia żądania przez mechanizmy akceptacji ruchu (ang. admission control), prawdopodobieństwo, że istniejącego połączenia (jego parametrów QoS) nie uda się utrzymać, gdy nastąpi zmiana topologii, na skutek przełączenia połączeń (ang. handover). Podczas optymalizacji stosowano następujące strategie: rezerwację zasobów z wyprzedzeniem (najczęściej wykorzystywano w tym celu dodatkową kolejkę połączeń oczekujących) patrz [Zaim05] oraz [Santos95], przekierowanie połączeń, gdy są one już zestawione (ang. reroute) patrz [Uzunalioglu97], [Uzunalioglu97managing], [Akyildiz99] oraz [Awerbuch01], znalezienie więcej niż jednej trasy do celu, przez co minimalizuje się potrzebę stosowania metod wymienionych powyżej patrz [Uzunalioglu98], [Gounder00], [Ercetin00], [Jia01] oraz [Chen03]. We wspomnianych pracach zwracano też uwagę na fakt równoważenia obciążenia sieci, powiązany z jej całkowitą przepustowością. W niektórych pracach skupiono się także na parametrach QoS związanych z opóźnieniem i jego wahaniami (ang. jitter). W [Gounder00] autorzy wskazują, że protokoły wyznaczające wiele tras mogą służyć do optymalizowania różnic opóźnień (ang. jitter), gdy następuje zmiana topologii na skutek przełączenia (ang. handover): ruch o ograniczeniach dotyczących różnic opóźnienia, nie powinien być po przełączeniu kierowany trasą najkrótszą, ale tą, która wprowadza

92 3.3 Protokoły wyboru tras rozwiązania dla sieci LEO najmniejszą różnicę opóźnienia, w stosunku do trasy sprzed przełączenia. Ten sam efekt zmniejszenia różnic opóźnień uzyskiwany jest także w [Chen03] poprzez wybieranie tras, dla których spodziewana jest mniejsza liczba przekierowań (ang. reroute). Inną, bardzo pozytywną cechę protokołów wielościeżkowych pokazano w [Hsu94] oraz w [Jia01]. Z badań tam przedstawionych wynika, że kierowanie ruchu z uwzględnieniem kilku alternatywnych tras sprawdza się lepiej niż kierowanie ruchu tylko jedną trasą wtedy, gdy informacja o chwilowym obciążeniu łączy w sieci jest przestarzała lub niedokładna. Im więcej tras alternatywnych jest branych pod uwagę, tym rzadziej mogą być uaktualniane informacje o stanie obciążenia sieci, przy zachowaniu tego samego poziomu jakości usług. Pokazano też intuicyjnie zrozumiałą właściwość, że największa korzyść (zmniejszenie częstości uaktualniania informacji) jest uzyskiwana przy zwiększeniu liczby dozwolonych tras z jednej do dwu Sieci bez rezerwacji zasobów W wypadku sieci bez rezerwacji zasobów, routing QoS jest oparty o różnicowanie ruchu wg klas, tak jak np. dla sieci IP definiuje to architektura DiffServ. W tym wypadku wymagania QoS związane z pojedynczym strumieniem danych nie są tak istotne. Zasoby nie są bowiem przydzielane bezpośrednio każdemu strumieniowi danych. Przesyłanie ruchu w różny sposób (tj. podczas kolejkowania pakietów, wybierania trasy, itp.) odbywa się jedynie na podstawie klasy ruchu. Wsparcie dla tego rodzaju architektury od strony praktycznej jest dużo łatwiejsze główną zaletą architektury DiffServ jest jej skalowalność, bo nie ma konieczności rezerwowania dodatkowych zasobów dla każdego połączenia i całej związanej z tym infrastruktury. Wadą jest natomiast fakt, że dostępne zasoby sieciowe dzielone są pomiędzy wszystkich użytkowników, z uwzględnieniem tylko ich klas (tj. preferencyjnego traktowania pewnych klas ruchu). Oznacza to, że zwiększenie ilości ruchu (liczby realizowanych połączeń) powyżej progu, gdy następuje przeciążenie łączy, skutkuje ogólnym spadkiem jakości świadczonych usług. 25 Badania algorytmów kierowania ruchem w wypadku tego rodzaju sieci mają na celu optymalizację charakterystyk ruchu (czyli metryk) istotnych dla każdej z klas QoS. Optymalizacja ta odbywa się w obecności innych klas ruchu, tj. algorytmy routingu powinny pozwolić na zróżnicowanie obsługi różnych klas ruchu, w szczególności priorytetowe traktowanie niektórych klas. Dla sieci LEO badania tego rodzaju przedstawiono w [Mohorcic04], [Svigelj04routing], [Svigelj04traffic] oraz w [Svigelj07]. Zdefiniowano tam precyzyjnie różne metryki służące do kierowania różnych klas ruchu. Metryki te są zależne od obciążenia łączy i różne metryki są brane pod uwagę dla kierowania różnych klas ruchu. Warto dodać w tym miejscu, że w rozdziale 7 tej pracy autor przedstawił znaczące uproszczenia algorytmów kierowania ruchem, w których metryki związane z opóźnieniem są niezależne od obciążenia łączy. 25 Taki spadek jakości to oczywiście wada, jednak nie oznacza to, że architektura bez rezerwacji zasobów jest gorsza od architektury z rezerwacją. Jak pokazano w [Wydrowski02], podział dostępnego łącza jest często lepszy dla ogółu użytkowników niż odzucanie połączeń strategia best-effort QoS dąży do zapewnienia wysokiego stopnia wykorzystania pasma oraz zmaksymalizowania użyteczności sieci dla wszystkich użytkowników patrz [Low99]

93 3 Przegląd architektur systemów satelitarnych i protokołów wyboru tras Inne strategie kierowania ruchem Oprócz strategii opisanych powyżej istnieją inne, które mogą sprawdzić się w niektórych, specyficznych sytuacjach. Na szczególną uwagę zasługuje pomysł przedstawiony w [Werner98] algorytm oparty o sieci neuronowe. Autorzy pokazali, że taki sposób routingu szanse może działać sprawnie wybiera trasy krótkie (choć nie zawsze najkrótsze), ale jednocześnie mało obciążone (choć nie zawsze są one optymalne pod tym względem). W rezultacie, algorytm ten, pomimo, że jest stosunkowo prosty, zazwyczaj prowadzi do rozwiązań zbliżonych do tych, które są uzyskiwane przy pomocy mechanizmów deterministycznych Podsumowanie Istnieje szereg odmiennych algorytmów kierowania ruchem wewnątrz sieci satelitarnej LEO. Algorytmy te różnią się od siebie głównie zapotrzebowaniem na zasoby oraz uzyskiwanymi wynikami. Poprawa charakterystyk istotnych z punktu widzenia użytkownika końcowego lub operatora zazwyczaj wiąże się z dodatkową komplikacją mechanizmów routingu i zwiększeniem jego zapotrzebowania na zasoby obliczeniowe lub pamięciowe. Dwa najważniejsze parametry charakteryzujące algorytm kierowania ruchem to: ilość ruchu jaką sieć jest w stanie przenosić, opóźnienie jakiego doznają pakiety przepływające przez sieć. Jak pokazano w rozdziałach oraz , optymalizacja tych dwóch parametrów równocześnie jest możliwa. Wymaga to kierowania ruchu z uwzględnieniem wielu tras, tak aby optymalnie wykorzystać dostępne przepustowości łączy w sieci. Taka optymalizacja jest bardzo istotna, gdyż umożliwia przesyłanie większej ilości ruchu przez sieć (w porównaniu do kierowania ruchu tradycyjnie, tj. jedną trasą) bez zmiany jej elementów fizycznych, w szczególności przepustowości łączy ISL. Jednocześnie, dzięki uwzględnieniu zróżnicowanych wymagań jakościowych, mimo zwiększonej ilości ruchu można uniknąć zwiększenia opóźnień doznawanych przez pakiety użytkownika. Ze względu na specyfikę sieci satelitarnych LEO, oczekiwane korzyści z zastosowania protokołów kierujących ruch wieloma trasami powinny być dużo większe niż w sieciach naziemnych. Żadne z wcześniejszych badań nie pokazują jednak jednoznacznie, w jakich warunkach, i o ile, te dwie charakterystyki sieci LEO (przepustowość i opóźnienie) mogą zostać poprawione poprzez kierowanie ruchu wieloma trasami (w stosunku do kierowania ruchu jedną trasą). Autor przedstawia takie badania w rozdziałach 5, 6 i 7 tej pracy

94 4 Charakterystyki opóźnieniowe oraz ograniczenie przepustowości oferowanej użytkownikowi Dostawcy sieci GEO oraz LEO, tak samo jak każdej innej sieci naziemnej, z pewnością chcieliby oferować użytkownikowi końcowemu coraz to większe przepustowości. W tym rozdziale pokazano, że ten wyścig w udostępnianiu coraz większych przepustowości przez sieci LEO może przestać przynosić korzyści, gdy osiągnięta zostanie określona granica. Przedstawiona w tym rozdziale analiza 26 pokazuje charakterystyki opóźnieniowe sieci satelitarnych oraz związek tych charakterystyk z korzyściami, jakie może przynosić użytkownikowi sieci satelitarnej zwiększenie oferowanej mu przepustowości łączy satelitarnych lub bardziej precyzyjnie łącza GSL (między terminalem naziemnym a satelitą). Elementem tej analizy jest wskazanie ograniczenia, które powoduje, że udostępnianie coraz większych przepustowości sieci przestaje się opłacać. Autor przedstawia też, dla porównania, wyniki innej pracy (i jedynej znanej mu), w której nieco odmienną metodą zostały wyznaczone zbliżone ograniczenia dla sieci naziemnych. Analiza ta pokazuje także dokładniej wspomniane już korzyści, jakie dla użytkownika niosą sieci LEO, w stosunku do sieci GEO. Pewien obraz tych korzyści, zwłaszcza uwypuklenie faktu, że są one ograniczone, przedstawiono już w odniesieniu do protokołu TCP w rozdziale (szczególnie wyraźnie pokazuje to Rysunek 13 na stronie 44). W tamtym przypadku ograniczenie wynikało z budowy protokołu komunikacyjnego TCP oraz jego implementacji. W dalszej części tego rozdziału pokazano, że ograniczenie korzyści może mieć naturę bardziej zasadniczą niezależną od protokołu i implementacji, a zależną od charakterystyk opóźnieniowych systemu LEO. 4.1 Transakcyjny charakter operacji Wiele operacji wykonywanych przy użyciu sieci komunikacyjnej ma charakter, który można nazwać transakcyjnym. Transakcje wiążą się z przesłaniem pewnej ilości danych, po otrzymaniu których oczekiwana jest reakcja zdalnego węzła sieci. Przykładem takich transakcji mogą być: naciśnięcie klawisza podczas pracy na terminalu tekstowym, żądanie pobrania strony internetowej, transakcje bazodanowe, itp. W gruncie rzeczy, protokół TCP też dokonuje swego rodzaju operacji transakcyjnych, bo, po wysłaniu paczki danych, oczekuje na potwierdzenie odbioru tych danych. Czas reakcji zdalnego węzła sieci jest bezpośrednio zależny od czasu potrzebnego na przesłanie danych do węzła docelowego nazwijmy go czasem transakcji 27, i oznaczmy chwilowo przez T. 26 Treść tego rozdziału została opublikowana w [Jurski07]. 27 W większości wypadków transakcja mogłaby zostać zdefiniowana jako czas niezbędny na przesłanie danych w obie strony. Jednak zazwyczaj ilość danych przesyłanych w odpowiedzi różni się od ilości danych wysłanych więc konieczne byłoby uwzględnienie tego faktu. Dla uproszczenia, ale bez straty ogólności, w tej analizie brana jest więc pod uwagę transakcja jednokierunkowa. Uzyskane wyniki są przez to czytelne, a wyniki rozważań można bardzo łatwo przenieść na bardziej złożone sytuacje

95 4 Charakterystyki opóźnieniowe oraz ograniczenie przepustowości oferowanej użytkownikowi Na czas transakcji składają się następujące składniki: Opóźnienie obsługi T W (ang. processing delay) to czas potrzebny, aby obsłużyć pakiet w węźle sieci. Pod pojęciem obsługa rozumiana jest analiza tego pakietu, jego weryfikacja, wybór następnego węzła i wszystkie inne czynności przygotowujące pakiet do wysłania do następnego węzła sieci. Pomijane jest tu opóźnienie kolejkowania, tj. czas jaki pakiet może spędzić dodatkowo w węźle czekając na obsługę (opóźnienie kolejkowania czasem klasyfikuje się jako część opóźnienia obsługi, jednak tu te dwa pojęcia rozdzielamy). Opóźnienie obsługi jest zależne od złożoności wykorzystywanych protokołów komunikacyjnych oraz mocy obliczeniowej dostępnej w węźle sieci. Opóźnienie propagacji T P (ang. propagation delay) to czas potrzebny na przesłanie sygnału elektrycznego, radiowego, czy innego poprzez łącze między węzłami. Czas ten jest zależny od odległości pomiędzy węzłami (długości łącza) oraz prędkości, z jaką sygnał może rozchodzić się w danym medium. W wypadku łączy satelitarnych jest to prędkość światła. Opóźnienie transmisji T T (ang. transmission delay) to czas potrzebny na wysłanie całego pakietu danych: od pierwszego bitu pakietu do jego ostatniego bitu. Czas ten zależny jest od przepustowości łącza oraz od długości pakietu. Opóźnienie kolejkowania T Q (ang. queuing delay) to czas, jaki pakiet buforowany w węźle musi oczekiwać w kolejce zanim rozpocznie się jego obsługa i transmisja. Czas ten jest zależny od zatłoczenia określonego łącza, czyli od charakterystyki przesyłanego ruchu. Powyższe opóźnienia muszą być brane pod uwagę na długości całej trasy, którą przebywa pakiet od terminala początkowego do docelowego. Tak więc, w najbardziej ogólnym wypadku, czas transakcji możemy opisać następująco: T ) ( TQ TT TP TW. (4-1) route Warto zauważyć, że opóźnienia propagacji T P są zależne od obiektywnych charakterystyk wykorzystywanej sieci w konkretnej sieci satelitarnej, dla ustalonej topologii, są w zasadzie ustalone i niezmienne (mogą jednak być zmienne w czasie, co jest naturalne, ale też charakteryzuje tą konkretną sieć satelitarną). W sieciach naziemnych opóźnienia propagacji zazwyczaj stanowiły niewielki ułamek całkowitego opóźnienia pakietu. W sieciach satelitarnych mają one istotne znaczenie. Dlatego też dalsze rozważania będą skupiały się w dużej mierze właśnie na analizie opóźnień propagacji. Opóźnienia transmisyjne, kolejkowania oraz przetwarzania mają naturę zależną od charakterystyki przesyłanego ruchu, w szczególności zależną od protokołów kierowania ruchem, i też zostaną uwzględnione, ale dopiero w dalszych podrozdziałach

96 Czas transakcji [s] 4.2 Zerowe obciążenie systemu 4.2 Zerowe obciążenie systemu Założmy chwilowo, że T W oraz T Q zerowe. Weźmy też pod uwagę pojedyncze łącze ISL. W najlepszym wypadku, gdy sieć jest nieobciążona i obydwa komunikujące się węzły znajdują się w zasięgu tego samego satelity, czas transakcji T to suma opóźnienia transmisyjnego T T i opóźnienia propagacji T P. Mamy wtedy: T T P T T 2h c p C, (4-2) gdzie C to przepustowość łącza, p ilość danych przesyłanych podczas transakcji (wielkość transakcji), c prędkość światła, h wysokość orbity. Opóźnienie propagacji T P jest zdeterminowane wysokością orbity danej sieci. Opóźnienie transmisji T T zależy od przepustowości łącza GSL oferowanego użytkownikowi. Rysunek 27 (obie osie w skali logarytmicznej) obrazuje jak zmienia się czas transakcji T w zależności od oferowanej użytkownikowi przepustowości C na przykładzie sieci satelitarnej Iridium. Wybrano kilka przykładowych ilości danych p założono, że ilości danych wymienianych w czasie pojedynczej transakcji są zazwyczaj niewielkie i najczęściej wahają się w granicach kilku kilobajtów, nie przekraczając z reguły 1 MB Wielkośd transakcji 128 B 1,5 kb 64 kb 1 MB 10 1 Przepustowośd *b/s+ 1E+3 1E+4 1E+5 1E+6 1E+7 1E+8 1E+9 1E+10 1E+11 1E+12 0,1 0,01 0,001 Rysunek 27: Zależność czasu transakcji od przepustowości łącza na przykładzie sieci Iridium

97 4 Charakterystyki opóźnieniowe oraz ograniczenie przepustowości oferowanej użytkownikowi Jak pokazano na wykresie, zwiększanie przepustowości łącza powyżej pewnej granicy nie przynosi widocznych korzyści dla użytkownika. Na powyższym przykładzie widać, dla użytkowników wykonujących transakcje o wielkości np. 64 kb, że: dla małych przepustowości łączy GSL (mniej niż 10 Mb/s), 10-krotne zwiększanie przepustowości przekłada się na prawie 10-krotne skrócenie czasu transakcji; w wypadku zwiększenia oferowanej przepustowości z 10 Mb/s do 100 Mb/s (czyli również 10-krotnie) po stronie użytkownika widoczne byłoby 5-cio krotne skrócenie czasu transakcji; zwiększenie przepustowości ze 100 Mb/s do 1 Gb/s (czyli 10-krotnie) powoduje stosunkowo niewielkie (bo niespełna dwukrotne o około 45%) skrócenie czasu transakcji; zwiększanie oferowanej przepustowości powyżej granicy 1 Gb/s nie powoduje praktycznie zauważalnego skrócenia czasu transakcji. Przy oszacowaniu korzyści polegających na skróceniu czasu transakcji wynikającego ze zwiększenia przepustowości może być pomocna różniczka wyrażenia (4-2) względem przepustowości C: dt dc p 2 C. (4-3) Jeszcze bardziej obrazowe niż ta różniczka, może być porównanie względnego skrócenia czasu transakcji do względnego przyrostu przepustowości oznaczane symbolem Z parametr ten można nazwać opłacalnością: Z T / T C / C dt / T dc 1/ C 2 pc hc. pc (4-4) Ze wzoru (4-4) wynika, że opłacalność Z zawsze będzie mniejsza od wartości 1, czyli że korzyść w postaci skrócenia czasu transakcji będzie zawsze mniejsza niż koszt zwiększenia przepustowości. Jest to naturalne następstwo faktu, że czas transakcji, określony wyrażeniem (4-2), zależy od dwóch składników: opóźnienia propagacji wprowadzanego przez sieć, oraz opóźnienia transmisji, wynikającego z przepustowości łączy oferowanych użytkownikowi. Można założyć, że z punktu widzenia operatora sieci satelitarnej i jej użytkowników istnieje jakaś graniczna wartość opłacalności Z. Jej przekroczenie powoduje, że zwiększanie oferowanej przepustowości nie jest opłacalne. Taką granicę przepustowości nazwijmy przepustowością graniczną, oznaczoną symbolem C*: pc 1 C * 1. (4-5) 2h Z Przyjmując, przykładowo, opłacalność Z = 0,25 (czyli, że zwiększenie przepustowości powoduje stosunkowo cztery razy mniejsze skrócenie czasu transakcji), wyznaczono charakterystyki przepustowości granicznej. Rysunek 28 (oś pionowa jest w skali logarytmicznej) przedstawia takie charakterystyki dla systemów satelitarnych

98 Przepustowośd graniczna [b/s] 4.3 Niezerowe obciążenie systemu operujących na różnych orbitach oraz dla różnej ilości danych wymienianych podczas transakcji. 1E+10 1E+9 Iridium (orbity LEO) Teledesic(LEO) Odyssey (MEO) Wielkośd transakcji 128 B 1,5 kb 64 kb 1 MB GEO 1E+8 1E+7 1E+6 1E+5 1E+4 Ellipso (HEO) Wysokośd orbity [tys. km] Rysunek 28: Graniczne przepustowości łącza w zależności od wysokości orbity Z wykresu widać, że przy przyjętych założeniach (np. nie uwzględniając sytuacji, gdy dokonywana jest agregacja ruchu z wielu strumieni) w systemach LEO ma sens zwiększanie przepustowości oferowanej użytkownikowi do maksymalnie około 5 Gb/s. Większych przepustowości użytkownicy w większości przypadków nie byliby w stanie wykorzystać, nawet stosując specjalne oprogramowanie. Warto też zauważyć, że w wypadku systemów GEO, nawet przepustowość 1 Mb/s jest już w wielu przypadkach zbyt duża, aby ją w pełni wykorzystać. 4.3 Niezerowe obciążenie systemu W dotychczasowych rozważaniach przyjęto minimalne obciążenie systemu (łącza), czyli brak opóźnień związanych z kolejkowaniem danych. Inspirując się pracami [Kleinrock92] i [Kleinrock93], autor postanowił uwzględnić opóźnienia kolejkowania, aby zweryfikować czy mogą one mieć istotne znaczenie dla prowadzonych tu rozważań. Gdyby uwzględnić obciążenie systemu (łącza), oznaczone przez ρ i równe λp/c, czas transakcji T będzie opisany następująco: 2h p 2h p T. c C(1 ) c p C(1 ) C (4-6) Przyjęto tu model systemu kolejkowego M/M/1 (wg tzw. notacji Kendalla patrz [Kleinrock75], [Konorski82] oraz [Bolch06]), zakładając poissonowski strumień danych: λ określa średnią intensywność nadchodzących transakcji (interwały między napływającymi zgłoszeniami-transakcjami opisane są rozkładem wykładniczym), zaś wartość p oznacza teraz średnią wielkość transakcji (opisanej rozkładem wykładniczym/geometrycznym). Uzasadnienie, że takie założenie jest racjonalne, można znaleźć w rozdziale

99 Przepustowośd graniczna [b/s] 4 Charakterystyki opóźnieniowe oraz ograniczenie przepustowości oferowanej użytkownikowi Przy takich założeniach można uzyskać następujące oszacowanie przepustowości granicznej: pc 1 C * 1. (4-7) 2h(1 ) Z(1 ) Zakładając średnią ilość danych p = 400 bajtów 28, można wyznaczyć rodzinę krzywych określających przepustowości graniczne dla różnych obciążeń systemu. Rysunek 29 przedstawia taką rodzinę krzywych. Warto zaznaczyć, że oś pionowa jest w skali logarytmicznej i, tak samo jak wcześniej, przyjęto opłacalność Z = 0,25. 1E+9 1E+8 Iridium (780km) Teledesic (1375km) MEO(10 tys. km) GEO(36 tys. km) 1E+7 1E+6 1E+5 1E+4 Obciążenie[0-1] Rysunek 29: Graniczne przepustowości łącza dla różnych obciążeń systemu Z wykresu widać, że w zakresie realnych obciążeń systemu 29, do np. ρ = 0,7, obciążenie znacznie wpływa na przepustowość graniczną (np. gdy obciążenie rośnie od zera do ρ 0,7, przepustowość graniczna C* rośnie około 10-krotnie). Wpływ ten należałoby uwzględnić np. podczas projektowania rzeczywistego systemu. Jednak nawet 10-krotne podniesienie wartości granicznej nie ma znaczenia dla wyciągniętych wcześniej wniosków korzyści ze zwiększania przepustowości są ograniczone. Przy wzroście obciążenia powyżej tej przykładowej granicy ρ = 0,7, przepustowość graniczna mogłaby teoretycznie rosnąć do nieskończoności, ale oczywiście nie jest to już zakres normalnej pracy sieci (patrz uzasadnienie w rozdziale , oparte na publikacjach [Mauz02] oraz [Cisco07]). W powyższej analizie pominięto ograniczenia implementacyjne (jak np. wymieniona już wcześniej, ograniczona wielkość okna nadawczego w protokole TCP). Stąd też opisane ograniczenia odnoszą się do najlepszej teoretycznie możliwej sytuacji. W praktyce występują oczywiście inne ograniczenia. Warto więc porównać przepustowości graniczne przedstawione w tej analizie z wykresem maksymalnej szybkości transmisji dla sesji TCP, przedstawionym w rozdziale (Rysunek 13 na stronie 44). 28 W rodziale podano uzasadnienie, dlaczego warto uwzględnić taką właśnie długość pakietu. 29 Mając na uwadze wyniki przedstawione w [Jamalipour97], przyjmujemy arbitralnie, że obciążenie łącza GSL powyżej ρ = 70% jest już praktycznie nieakceptowalne. Patrz też uzasadnienie przedstawione w rozdziale , które jest oparte na publikacjach [Mauz02] oraz [Cisco07]

100 4.4 Systemy ograniczone przepustowością i opóźnieniem Trzeba podkreślić, że wyznaczona tutaj granica zależna od wartości Z ma charakter umowny, bo zwiększanie przepustowości zawsze będzie zmniejszało opóźnienie (nawet jeżeli w praktyce będzie to niemierzalne). Wyznaczone charakterystyki pozwalają jednak zaobserwować ważne zależności występujące między opóźnieniem i przepustowością, które można podsumować stwierdzeniem, że zwiększanie przepustowości oferowanej użytkownikowi końcowemu powyżej pewnej granicy nie musi przynosić mu praktycznych korzyści. Brak praktycznych korzyści może być rezultatem transakcyjnego charakteru operacji wykonywanych przez użytkownika albo takich operacji ukrytych w protokole komunikacyjnym. Wtedy bardziej istotne niż przepustowość sieci jest wprowadzane przez nią opóźnienie. Zwiększanie przepustowości oferowanej użytkownikowi końcowemu może natomiast dawać praktyczne korzyści w sytuacji operacji nietransakcyjnych, jak np. odbiór TV internetowej lub generowanie własnego strumienia wideo, a także w sytuacji, gdy następuje transfer wielu strumieni danych równocześnie. 4.4 Systemy ograniczone przepustowością i opóźnieniem Warto zauważyć, że podobne, w pewnym sensie, wnioski zostały wyciągnięte w pracach [Kleinrock92] i [Kleinrock93]. Wprowadzono tam pojęcie systemów ograniczonych przepustowością (ang. bandwidth limited) oraz opóźnieniem (ang. latency limited). Mimo, że przepustowość graniczna była tam wyznaczana inaczej, można przenieść taką nomenklaturę do rozważań przeprowadzonych w tym rozdziale: Jeżeli przepustowość oferowanego łącza jest mniejsza niż to wyznacza krzywa przepustowości granicznej dla danej wysokości orbity, ilości danych wymienianych podczas pojedynczej transakcji oraz przyjętej wartości Z (Rysunek 28 oraz Rysunek 29), to wydajność systemu jest ograniczona przepustowością łączy. W takim systemie zwiększenie przepustowości łączy przyniesie wystarczająco zauważalny efekt w postaci szybszej reakcji węzła, z którym komunikuje się użytkownik. System udostępniający użytkownikowi łącza o przepustowości większej niż określa to krzywa przepustowości granicznej jest natomiast ograniczony opóźnieniem propagacji. W systemie ograniczonym opóźnieniem propagacji, zwiększanie przepustowości łączy nie będzie w wystarczającym stopniu odczuwalne przez użytkownika, bo czas reakcji węzła sieci, z którym ten użytkownik się komunikuje, jest zależny głównie od opóźnienia propagacji, a nie jest praktycznie zależny od dostępnej przepustowości. W takim systemie zwiększanie przepustowości łączy jest nieopłacalne. 4.5 Porównanie z wynikami uzyskanymi przez Kleinrocka Istnieje podobieństwo pomiędzy analizą dokonaną w pracach [Kleinrock92] i [Kleinrock93] oraz analizą tu przedstawioną. Wspólna jest idea polegająca na wyznaczeniu przepustowości granicznej w zależności od obciążenia sieci. Kleinrock jednak inaczej wyznacza przepustowość graniczną, bo definiuje ją jako przepustowość, dla której opóźnienie propagacji jest równe opóźnieniom transmisji i kolejkowania. Autor tej pracy bierze natomiast pod uwagę przyrosty opóźnienia i przepustowości oraz wprowadza parametr opłacalności (oznaczany jako Z). Ponieważ brane są pod uwagę przyrosty, w przedstawionych w tej pracy wzorach uwzględniony jest fakt, że zwiększenie przepustowości łącza zmniejsza jednocześnie jego obciążenie. Kleinrock nie uwzględnia tego faktu i stąd powstaje różnica w wartości wyznaczonej przepustowości

101 Przepustowośd graniczna [b/s] 4 Charakterystyki opóźnieniowe oraz ograniczenie przepustowości oferowanej użytkownikowi granicznej określanej jedną i drugą metodą. W wypadku metody Kleinrocka, odpowiednikiem wzoru (4-7) jest następująca formuła, określająca przepustowość graniczną: pc C *. (4-8) 2h(1 ) Warto zauważyć, że dla wartości Z = 0,5 (wartość p przyjęto taką, jak poprzednio, tj. p = 400 bajtów) charakterystyka wyznaczona według wzoru (4-7) jest bardzo zbliżona do charakterystyki wyznaczonej według wzoru (4-8). Rysunek 30 przedstawia porównanie tych charakterystyk na przykładzie sieci Teledesic. 1E+9 1E+8 Granica wg kryterium opłacalności Granica wg Kleinrock'a 1E+7 1E+6 1E+5 Obciążenie [0-1] Rysunek 30: Porównanie granicznych przepustowości łączy Dla Z = 0,5 różnica wyników jest jedynie następstwem uwzględnienia przez autora faktu, że zwiększenie przepustowości łącza zmniejsza jednocześnie jego obciążenie. Kleinrock nie uwzględnia tego faktu i stąd powstaje przedstawiona różnica. 4.6 Scenariusze złożone W poprzednich rozdziałach założono, że obydwa terminale naziemne znajdują się w zasięgu tego samego satelity, satelita nie wykonuje żadnych dodatkowych operacji (w szczególności nie działa na zasadzie store-and-forward ). Takie założenia są często prawdziwe w sieciach GEO, ale już rzadko w sieciach LEO. Systemy LEO są często dużo bardziej skomplikowane, ze względu na to, że przetwarzają dane na swoim pokładzie tak działa sieć Iridium, a także miała tak działać planowana sieć Teledesic. W takich sieciach dane są przesyłane przez wiele satelitów pośrednich, połączonych za pomocą łączy ISL, zanim mogą zostać wysłane do terminala naziemnego. W takich systemach można także spodziewać się modelu działania satelitów opartego na zasadzie store-andforward. Bazując na wyrażeniu (4-2) można dokonać krótkiej analizy takich bardziej złożonych sytuacji. Analizę taką przedstawiono w podrozdziałach

102 4.6 Scenariusze złożone Scenariusz store-and-forward W tym wypadku łącza Ziemia-satelita (w górę) oraz satelita-ziemia (w dół) należy rozpatrywać osobno. Jeżeli chcielibyśmy zweryfikować opłacalność zmiany przepustowości jednego z tych łączy, to należy przyjąć, że średnie opóźnienie wprowadzane przez to drugie łącze jest stałe oznaczmy je chwilowo symbolem T R. W takim wypadku, czas transakcji T wynosi: p T TP TT TR TP TR. (4-9) C Natomiast przepustowość graniczna wynosi: C p T )(1 * ( T ) Z * P R 1 (1 ) 1. (4-10) Aby porównać wyliczoną powyżej wartość z przepustowością graniczną określoną formułą (4-7), istotne jest że: 2h p TP TR. (4-11) c C (1 ) gdzie C' to przepustowość łącza w kierunku przeciwnym niż analizowany, a ρ' to obciążenie tego łącza. Wynika z tego, że T P +T R 2h/c, a więc wartość przepustowości granicznej obliczonej według wzoru (4-11) dla scenariusza store-and-forward nie przekroczy analogicznej wartości określonej formułą (4-7) dla scenariusza przeciwnego. Taki wniosek jest zresztą zgodny z intuicyjnym oczekiwaniem. Oznacza to, że wyciągnięte wcześniej wnioski będą również ważne dla sieci stosujących metodę przekazywania pakietów store-and-forward przy czym granica opłacalności leży niżej, niż w poprzednich wypadkach Wykorzystanie wielu satelitów pośrednich OBP W przypadku, gdy ruch pomiędzy źródłem i celem kierowany jest przez wiele łączy ISL za pomocą satelitów OBP, tak jak to pokazuje Rysunek 12 (strona 40), czas transakcji jest jeszcze dłuższy. Ponieważ w tej chwili skupiamy się na analizie łącza GSL, należy założyć określone średnie opóźnienie wprowadzane przez sieć łączy ISL i przeprowadzić analizę analogiczną do przeprowadzonej w poprzednim rozdziale, dla scenariusza storeand-forward. Oczywiście, wartość przepustowości granicznej dla takiej sieci będzie mniejsza niż dla sieci bez łączy ISL i satelitów OBP. Oznacza to, że wyciągnięte wcześniej wnioski będą ważne także i w tym przypadku przy czym na granicę opłacalności natrafiamy jeszcze szybciej

103 4 Charakterystyki opóźnieniowe oraz ograniczenie przepustowości oferowanej użytkownikowi Z drugiej strony, zważywszy na fakt, że w sieci LEO dane mogą wędrować poprzez wiele łączy ISL, można się zastanowić, czy wzrost sumarycznych opóźnień kolejkowania i przetwarzania nie spowoduje, że opóźnienia pomiędzy terminalami końcowymi w takiej sieci przekroczą analogiczne opóźnienia w sieci GEO, w której łącze GSL wprowadza bardzo duże opóźnienie, ale jest tylko jedno. Rysunek 31 obrazuje taką właśnie sytuację. Orbita GEO (ok. 35,7 tys. km) Orbita LEO (0,5 do 2 tys. km) Ziemia Rysunek 31: Wiele satelitów pośrednich w sieci LEO, a jeden satelita w sieci GEO Łatwo jest oszacować, że w wypadku sieci LEO, dla której promień orbity waha się w granicach od 6,8 do 8,4 tys. km, sygnał rozchodzący się z prędkością światła potrzebuje mniej niż T P 0,1 sekundy, aby przebyć drogę łączącą dwa przeciwległe punkty na powierzchni Ziemi. W wypadku najbardziej licznej konstelacji, jaką jest Teledesic, trasa sygnału przesyłanego po orbicie tego systemu składałaby się maksymalnie z 12 satelitów (w rzeczywistości trasa ta liczyłaby pewnie około 6 satelitów). Nawet gdyby każdy z nich wprowadzał opóźnienie rzędu 12 ms (kolejkowania, transmisyjne oraz przetwarzania), to całkowite opóźnienie nie przekraczałoby minimalnego opóźnienia propagacji w systemie GEO (czyli około 0,25 sekundy). Czas 12 ms wydaje się być niewygórowanym wymaganiem dla sieci szerokopasmowych, bo: opóźnienie przetwarzania pojedynczego pakietu z pewnością nie powinno przekraczać 1 ms (porównując z czasami występującymi w obecnie funkcjonujących urządzeniach, w których obsługa pojedynczego pakietu liczona jest w mikrosekundach 30 ), opóźnienie transmisyjne dla łączy ISL, które są z założenia szerokopasmowe, też nie powinno przekroczyć 1 ms (opóźnienie 1 ms odpowiada pakietom długości 1,5 kb i przepustowości łącza ISL rzędu 12 Mb/s w rzeczywistości oczekiwana jest wielokrotnie większa przepustowość łączy ISL a długość pakietów w Internecie też jest kilkakrotnie mniejsza), opóźnienie kolejkowania rzędu 10 ms oznaczałoby, że długość kolejki w routerze wynosi 10 pakietów (dla łączy ISL o przepustowości 12 Mb/s i pakietów o 30 Wspomniane czasy obsługi występują w urządzeniach sieciowych opartych na procesorach sieciowych serii IXP23xx, IXP24xx i IXP28xx firmy Intel, dla których autor pracy projektował oprogramowanie sieciowe

104 4.7 Podsumowanie długości 1,5 kb w rzeczywistości oczekiwana jest wielokrotnie większa przepustowość łączy ISL i mniejsza długość pakietów, a więc i długość kolejek rosłaby odpowiednio). Z powyższego wynika, że sieć LEO nie będzie przekraczać opóźnień wprowadzanych przez tylko jednego satelitę GEO (który przecież nie wystarczy, aby przesyłać dane pomiędzy dwoma przeciwległymi punktami na powierzchni Ziemi). Oznacza to również, że przepustowość graniczna w sieciach LEO będzie większa niż w sieciach GEO. 4.7 Podsumowanie W powyższej analizie pokazano, że istnieją (dosyć niskie) granice opłacalności, powyżej których zwiększanie przepustowości oferowanej użytkownikowi końcowemu nie przynosi wystarczających korzyści (zaś wiąże się z nadmiernymi kosztami). Wyznaczona granica ma charakter umowny, jednak w praktyce znajduje swoje odzwierciedlenie w rachunkach ekonomicznych prowadzonych przez operatorów sieci. Brak praktycznych korzyści dla użytkownika końcowego jest rezultatem transakcyjnego charakteru operacji wykonywanych zazwyczaj przez użytkowników. Charakter transakcyjny operacji jest jej nieodłączną cechą i nie można tego faktu zmienić, tj. nie da się zbudować protokołu komunikacyjnego, który pozwoliłby na przyśpieszenie działań transakcyjnych użytkownika. Natomiast często jest wręcz odwrotnie operacje transakcyjne mogą być wbudowane w protokół komunikacyjny, którym użytkownicy posługują się przy wykonywaniu innych operacji (nietransakcyjnych). Takim protokołem jest np. TCP, który może służyć do przesyłania np. dużych plików danych, a więc operacji o mało transakcyjnym charakterze. Nawet dla przesyłania takich dużych plików, szerokopasmowe łącza o przepustowości jedynie kilkudziesięciu Mb/s można uznać za wystarczające, bo tylko one mogłyby zostać dobrze wykorzystane przez TCP w sieciach LEO (przy niezmodyfikowanej wielkości okna TCP równej 64 kb patrz dyskusja w rozdziale ). Oczywiście, przepustowość graniczna w sieciach GEO jest dużo niższa. Należy oczywiście zastrzec, że zwiększanie przepustowości oferowanej użytkownikowi końcowemu może dawać praktyczne korzyści w sytuacji operacji nietransakcyjnych, jak np. odbiór TV internetowej lub generowanie własnego strumienia wideo. Tak samo, odpowiednio większa przepustowość będzie potrzebna, gdy następuje transfer wielu strumieni danych transakcyjnych, szczególnie w bramach naziemnych agregujących ruch od/do wielu użytkowników. Na koniec warto zauważyć, że istniejące sieci GEO, oferując pojedynczemu użytkownikowi przepływności przekraczające 1 Mb/s, już osiągnęły opisywane powyżej przepustowości graniczne. Granice dla sieci LEO, które są dużo wyższe, nie zostały w tej chwili osiągnięte, ale proponowana sieć Teledesic byłaby już bardzo blisko tych granic

105

106 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Sieć satelitarna LEO pokrywa całą powierzchnię globu w sposób bardzo równomierny. Z drugiej strony, jest intuicyjnie oczywiste, że obciążenia takiej sieci są generowane w sposób bardzo nierównomierny głównie z powodu nierównomiernego rozmieszczenia populacji ludzi na Ziemi. Powyższe dwa fakty mogą powodować, że obciążenia łączy ISL w sieci będą bardzo nierównomierne. Nierównomierność obciążeń jest bardzo dużym problemem, gdyż: z jednej strony może to oznaczać, że duża część sieci lub jej przepustowości jest niewykorzystana; z drugiej strony, przepustowość sieci jest ograniczona poprzez najbardziej obciążone łącze (jeżeli w tym łączu będą tracone dane z powodu przeciążenia, to będzie to widoczne, z punktu widzenia użytkowników, których ruch będzie przez to łącze przesyłany, tak jakby sieć jako całość była przeciążona). Rozkład obciążenia łączy ISL jest zależny od protokołu kierowania ruchem decydującego, przez które łącza ISL będą przesyłane dane. Można oczekiwać, że najbardziej popularny sposób kierowania ruchem trasą najkrótszą (wg odległości fizycznej, czyli o najmniejszym opóźnieniu propagacji patrz opis w rozdziale ) będzie zwiększał problemy związane z nierównym obciążeniem sieci. Intuicja podpowiada tak jak to opisano we wprowadzeniu, w rozdziale 1.1 że routing wielościeżkowy lepiej wykorzystuje istniejące zasoby sieci. Przekierowanie ruchu na ścieżki alternatywne pozwala danym docierać do celu mimo obciążenia podstawowej ścieżki. Dzięki temu sieć może przenosić większe ilości danych lub występują mniejsze opóźnienia związane z kolejkowaniem, w porównaniu do kierowania ruchu jedną ścieżką. Z powyższych względów, w tym rozdziale przedstawiono analizę ukazującą, jak zmienia się przepustowość sieci, gdy ruch jest kierowany wieloma ścieżkami, zamiast ścieżką najkrótszą (wg odległości fizycznej). Aby znaleźć maksymalną przepustowość sieci przy ustalonej przepustowości pojedynczych łączy, do wyznaczenia tras wykorzystano algorytm CMCF, opisany dokładniej w rozdziale Algorytm ten wyznacza trasy w taki sposób, aby zoptymalizować (tj. zminimalizować) wartość maksymalnego obciążenia łączy ISL w sieci. Obniżenie maksymalnego obciążenia łącza ISL (przy założonej ilości ruchu) jest równoważne zwiększeniu przepustowości sieci (bo umożliwia przesyłanie dodatkowego ruchu, bez zmiany przepustowości łączy ISL) lub oznacza zmniejszenie kosztów budowy i funkcjonowania takiej sieci (poprzez zastosowanie łączy o mniejszej przepustowości). Warto dodać, że wybór algorytmu CMCF jest podyktowany faktem, że topologia sieci LEO bardzo często się zmienia. Stosując algorytm CMCF autor z wyprzedzeniem określał trasy ruchu dostosowane do stanu sieci po zmianie topologii. Większość proponowanych w literaturze algorytmów dostosowuje swoje działanie do zmian obciążenia łączy ISL w sieci. Jednak, z informacji o stanie obciążenia łączy ISL przed zmianą topologii nie da się przewidzieć obciążeń ISL po jej zmianie. Możliwe jest to jedynie wtedy, gdy znane są obciążenia generowane przez użytkowników (przepływy strumieni wchodzących i wychodzących do/z sieci). Tak więc, w sieci LEO protokoły powinny monitorować i adaptować swoje decyzje raczej nie do stanu obciążenia łączy

107 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem ISL, a do obciążeń generowanych przez użytkowników w danej lokalizacji geograficznej (tj. przepływów). 5.1 Metoda przeprowadzenia badań i badane algorytmy Aby odpowiedzieć na pytania i zweryfikować tezy postawione powyżej, autor zbudował odpowiednią aplikację analityczną, przy użyciu której przeprowadził badania przedstawione w tym rozdziale 31. 1) Aplikacja korzysta z serii topologii sieci widoków sieci uchwyconych w losowo wybranych momentach czasu. Dla każdego widoku: 2) Aplikacja wyznacza wielkość ruchu pomiędzy poszczególnymi regionami globu i określa żądane przepływy pomiędzy każdą parą satelitów LEO. 3) Aplikacja oblicza reguły routingu, zgodnie z zadanym algorytmem wyboru tras uwzględniono algorytmy: a. najkrótszej ścieżki pod względem czasu propagacji (opisanego w rozdziale , oznaczanego dalej jako shortest-path 32 ), aby wyznaczyć trasy o najmniejszym opóźnieniu propagacji, b. CMCF, aby określić trasy optymalne z punktu widzenia przepustowości sieci; w tym momencie obliczano też wartość λ MAX-CMCF, która charakteryzuje maksymalną możliwą przepustowość danej sieci, dla założonego modelu ruchu (do λ MAX-CMCF normowane są wartości obciążenia na wykresach w tej pracy), c. MCMCF, aby określić trasy optymalne z punktu widzenia przepustowości sieci, uwzględniając jednocześnie koszty opóźnień pakietów; algorytm ten nie jest wykorzystywany w rozdziale 5, będzie jednak wykorzystywany w rozdziale 6. 4) Reguły routingu są wykorzystywane, aby obliczyć obciążenia poszczególnych łączy ISL. 31 Badania numeryczne przeprowadzono z wykorzystaniem komputerów w Centrum Informatycznym Trójmiejskiej Akademickiej Sieci Komputerowej (TASK) 32 Shortest-path oznacza, w zasadzie, algorytm najkrótszej ścieżki, niezależnie od metryki. Jednak w dalszej części pracy poprzez shortest-path oznaczano kierowanie ruchu trasą najkrótszą pod względem opóźnienia propagacji

108 5.1 Metoda przeprowadzenia badań i badane algorytmy Ostatecznym celem badań jest porównanie uzyskanych obciążeń łączy ISL (warto zaznaczyć, że obciążenia łaczy GSL nie były przedmiotem badań). Rysunek 32 przedstawia schemat postępowania opisany powyżej, zaś kolejne rozdziały opisują kolejne kroki bardziej szczegółowo, uzasadniając poprawność przeprowadzanych operacji i założeń. Modelowanie topologii sieci LEO (w czasie) Określenie żądanych przepływów (model ruchu) Określenie tras za pomocą algorytmu shortest-path Określenie tras za pomocą algorytmu CMCF Określenie obciążenia najbardziej obciążonego łącza Określenie obciążenia najbardziej obciążonego łącza Porównanie obciążeń (maksymalnych i rozkładów) Rysunek 32: Schemat postępowania dla badań obciążeń i przepustowości sieci Przedstawiona analiza przeprowadzona jest w środowisku wzorowanym na rzeczywistości. Uwzględnienie elementów rzeczywistego środowiska, w którym funkcjonują sieci LEO, jest istotne. Jeżeli bowiem mechanizmy kierujące ruch wieloma ścieżkami przynosiłyby niewielkie korzyści (w sensie zwiększenia przepustowości całej sieci) to nie miałoby sensu ich stosowanie. Byłoby to nieopłacalne, gdyż implementacja tych mechanizmów jest bardziej skomplikowana niż tych, które kierują ruch tylko jedną trasą. Większe komplikacje dotyczą wielu elementów działania sieci. W tej pracy szczególną uwagę zwrócono na trudności związane z klasyfikacją pakietów patrz rozdział 8. Jednocześnie, choć nie przeprowadzono dokładniejszych rozważań analitycznych, warto zauważyć, że czas potrzebny na znalezienie rozwiązania przez algorytm kierujący ruch wieloma trasami jest przynajmniej kilkadziesiąt razy dłuższy, niż czas działania algorytmu kierującego ruch jedną trasą. Z drugiej strony, algorytm o złożoności obliczeniowej, która w praktyce wydaje się akceptowalna nawet dla bardzo dużych sieci LEO, istnieje dla każdego branego tu pod uwagę sposobu kierowania ruchem: shortest-path: O(U 2 logu+u L) patrz rozdział oraz , CMCF: O(ε -3 U 2 L log 4 U) patrz rozdział , MCMCF: O(ε -3 U 2 L) patrz rozdział , gdzie U to liczba satelitów w sieci, L to liczba łączy ISL, zaś ε to zadana dokładność algorytmu ε-optymalnego. Tak więc, jeżeli korzyść w postaci zwiększenia przepustowości całej sieci byłaby wystarczająco duża, to wspomniane powyżej komplikacje są przeszkodą wartą przezwyciężenia

109 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem W odróżnieniu od środowiska typowo symulacyjnego, które zawsze bierze pod uwagę jedynie konkretną sekwencję pakietów przepływających przez sieć (zazwyczaj losową), aplikacja ta pozwala dokonać analizy bardziej generalnej i niezależnej od konkretnej sekwencji pakietów, wykorzystując w tym celu osiągnięcia teorii masowej obsługi. Na przykład, w zaproponowanym podejściu nie ma potrzeby stosowania okresu rozbiegowego, który w symulacjach jest zazwyczaj konieczny. Jak już wspomniano w rozdziale , wyznaczone rozwiązania optymalne nie muszą być rozwiązaniami unikalnymi. Dodatkowo, istnieje duża dowolność wyboru ostatecznych tras w sieci (rozwiązanie problemu określa tylko, którymi łączami, ile ruchu powinno być przesyłane). To wszystko powoduje, że autor nie prowadził badań bazujących na budowie konkretnych tabel routingu (z wyjątkiem analizy w rozdziale 8), badał natomiast właściwości statystyczne porównywanych rozwiązań. 5.2 Badania w dostępnej literaturze Obciążenia łączy w sieciach LEO były już badane w dostępnej literaturze. Żadne z prac znanych autorowi nie pozwalają jednak ocenić mechanizmów kierowania ruchem, tak jak to pokazano w tej pracy. Prace w innej literaturze, wymienionej poniżej, często nie dotyczą szerokopasmowych sieci LEO o topologii podobnej do rzeczywistych, komercyjnych sieci (działającej sieci Iridium lub proponowanej Teledesic) lub nie symulują obciążeń zbliżonych do rzeczywistości. Żadne z tych prac nie odpowiadają też na pytanie: jak dużo mogłaby zostać zwiększona przepustowość takich rzeczywistych (działających lub proponowanych) sieci LEO, w porównaniu do routingu jedną trasą o najmniejszym opóźnieniu propagacji. Znane autorowi prace o zbliżonej tematyce to: W pracy [Werner99] autorzy badają obciążenia łączy ISL w sieci LEO stosując, między innymi, algorytm równoważny CMCF. Jednakże,pod uwagę brany jest jedynie równomierny a więc oderwany od rzeczywistości rozkład generowanego obciążenia sieci. W pracy [Ferreira00] analizowana jest wyidealizowana sieć LEO (arbitralnie wybrana sieć typu mesh, złożona z dwunastu satelitów), choć przy użyciu modelu ruchu, który naśladuje rzeczywistość. Algorytm routingu bierze pod uwagę obciążenia łączy, ale dla każdej pary satelitów kieruje ruch tylko jedną trasą. W kolejnych pracach badane są niepolarne sieci LEO, również przy użyciu modelu ruchu naśladującego sytuacje rzeczywiste: o [Mohorcic03] routing przy pomocy algorytmów z rodziny k-shortest przedstawionych w rozdzaile , o [Mohorcic04] oraz [Svigelj04routing] routing biorący pod uwagę obciążenia sieci, ale kierujący ruch jedną trasą, dla każdej z analizowanych klas patrz rozdział , o [Svigelj04routing] i [Svigelj07] routing biorący pod uwagę obciążenia sieci i kierujący ruch kilkoma trasami wybranymi w specyficznie określony sposób. W pracach [Gragopoulos00], [Papapetrou01], oraz [Papapetrou07] przestawiono badania najbardziej zbliżone do zaprezentowanych w niniejszym rozdziale stosowano algorytmy kierujące ruch optymalnie pod względem przepustowości sieci. Jednakże badania przedstawione w tych pracach nie dotyczą wyizolowanej

110 5.3 Modelowanie systemu sieci łączy ISL, a w szczególności nie pozwalają ocenić, o ile zwiększa się przepustowość sieci ISL, gdy ruch jest kierowany wieloma trasami, zamiast jedną. W pracy [Berge01] zastosowano z kolei bardzo ciekawe podejście analityczne do oceny obciążeń łączy ISL, jednak przy założeniu wyidealizowanej topologii sieci (sieć typu mesh ) i specyficznego sposobu kierowania ruchem (algorytm wykorzystujący specyficzne właściwości wyidealizowanej sieci). Niniejszy rozdział pracy przedstawia więc odpowiedź na pytanie, dużo ile mogłaby zostać zwiększona przepustowość rzeczywistych sieci LEO, gdyby ruch był kierowany wieloma ścieżkami, w sposób optymalny pod względem przepustowości, a nie tylko jedną, najkrótszą ścieżką. 5.3 Modelowanie systemu Nierówne obciążenie sieci LEO może być rezultatem: nierównomiernie rozłożonych obciążeń generowanych przez użytkowników, nierównomiernej gęstości połączeń ISL (np. brak połączeń w okolicach biegunów lub szwu) lub zmiennością tych obciążeń w czasie, wynikającą z naturalnych zachowań statystycznych źródeł ruchu. Jak pokazano w dalszych podrozdziałach, w sieciach LEO o zasięgu globalnym znaczenie pierwszoplanowe będzie miał pierwszy z wymienionych powyżej czynników. Drugi czynnik będzie miał, w ogólności, nieduże znaczenie, bo sieci satelitarne mają bardzo równomierną topologię. Wyjątkiem jest konieczność tymczasowego wyłączania łączy ISL w okolicach biegunów Ziemi oraz występowanie szwu w sieci LEO. Z tego względu, wyniki badań przedstawionych w dalszej części tego rozdziału opierają się na dokładnych modelach sieci, które uwzględniają istnienie szwu, fakt tymczasowego rozłączania łączy ISL, itp. Trzeci czynnik też powinien mieć stosunkowo niewielki wpływ na nierównomierność obciążenia systemu ze względu na dużą liczbę użytkowników, co potwierdzają badania przedstawione w pracach [Cao02internet] i [Cao02poisson]. Z badań tych wynika ponadto, że zagregowane strumienie danych można modelować za pomocą strumieni Poissona (więcej informacji na ten temat znajduje się w rozdziale 5.3.3) Globalny model ruchu Rzeczywisty rozkład generowanego ruchu, w skali globalnej, był badany i modelowany między innymi w pracach [Chang98], [Galtier00], [Ferreira00], [Chen02] i [Chen05]. Autorzy zauważyli tam, że ilość ruchu pomiędzy dwoma punktami na Ziemi jest zależna od wartości tzw. potencjalnego zapotrzebowania w tych punktach Ziemi oraz od odległości pomiędzy tymi punktami. Zbudowali oni model, w którym natężenie ruchu pomiędzy punktami A i B, oznaczana jako f A,B, jest określona wzorem: f ( w w ) ( d( A, B)) 0,6 A B A, B 1,7, (5-1) gdzie: w A, w B potencjalne zapotrzebowania dla punktów A oraz B, d(a,b) odległość pomiędzy punktami

111 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Zgodnie z tym modelem potencjalne zapotrzebowanie można opisać mapką, którą przedstawia Rysunek 33. Rysunek 33: Potencjalne zapotrzebowanie na transmisję danych w skali globu Rysunek 34 przedstawia jak potencjalne zapotrzebowanie nakłada się na mapę Ziemi (półprzezroczysta mapa zapotrzebowania została nałożona na mapę globu). Rysunek 34: Potencjalne zapotrzebowanie nałożone na mapę Ziemi 33 Autorzy w [Chang98] i [Galtier00] pokazują, że przedstawiony model dosyć dobrze odzwierciedla ruch generowany w rzeczywistości w sieciach naziemnych. Należy być jednak świadomym, że rzeczywisty rozkład użytkowników, jak i natężeń ruchu będzie pewnie nieco różny od zaprezentowanego w tym modelu. Szczególnie, że przedstawiony model nie uwzględnia dobowych wahań natężenia ruchu. Te wahania mogłyby dodatkowo spotęgować nierównomierność rozkładu generowanego ruchu. Ogólnie 33 Oryginalna mapa Ziemi udostępniona jest na stronie jako część modułu Image::WorldMap dla języka Perl

112 5.3 Modelowanie systemu jednak, występowanie nierównomierności w rozkładzie generowanego ruchu jest najważniejsze dla prowadzonych dalej analiz wyciągane wnioski byłyby podobne nawet przy innym modelu ruchu, o ile tylko rozkład natężeń ruchu byłby w podobnym stopniu nierównomierny. Z tego względu, autor przyjął ten właśnie model ruchu jako wystarczający do przeprowadzania przedstawionych poniżej badań oraz wyciągnięcia ogólnych, ale bardzo istotnych wniosków. Nierównomierne rozłożenie obciążeń generowanych przez użytkowników wynika więc z faktu, że użytkownicy sieci rozmieszczeni są bardzo nierównomiernie na powierzchni globu a potrzeby komunikacyjne różnych regionów są dodatkowo zróżnicowane innymi czynnikami (takimi jak stopień rozwoju cywilizacyjnego, pora dnia/doby, język używany do komunikacji między ludźmi, itp.). Natomiast sieć satelitarna LEO w miarę równomiernie pokrywa cały obszar globu (zasięgu sieci najczęściej całego globu) co odróżnia taką sieć od sieci naziemnych, w których łącza buduje się tam gdzie istnieją uzasadnione potrzeby. Rysunek 35 przedstawia przykładowy rzut sieci Teledesic, pokazujący satelity tej sieci oraz łącza ISL między nimi. Rzut sieci nałożony został na mapkę potencjalnego zapotrzebowania. Rysunek 35: Rzut sieci Teledesic na powierzchnię globu Przedstawiona mapka ma jedynie charakter poglądowy, ze względu na zniekształcenia spowodowane rzutem na płaszczyznę. Ponadto pokazane są na niej wszystkie istniejące łącza ISL, a w praktyce część z nich jest w danym momencie nieaktywna głównie z powodu rozłączania łączy ISL między sąsiednimi orbitami w okolicach biegunów oraz łączy poprzez szew sieci. Mimo wszystko widać, że satelity pokrywają dosyć równomiernie cały obszar zasięgu sieci. Warto zaznaczyć, że, w skali globu, całkowita ilość ruchu generowanego przez użytkowników naziemnych, tj. sumaryczny przepływ, jest we wszystkich badaniach przedstawionych w tej pracy taki sam, dla każdej sieci. Jednak, nie oznacza to, że łącza ISL w poszczególnych sieciach przenoszą taką samą ilość ruchu (sumaryczny przepływ przez sieć ISL). Ilość ruchu przenoszonego przez sieć łączy ISL jest zmienna i zależna od następujących czynników: Obszar obsługiwany przez satelitę sieci im większy obszar, tym więcej danych jest przesyłanych łączami GSL, a mniej łączami ISL; ruch pomiędzy blisko

113 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem położonymi terminalami może po prostu być przesyłany bez wykorzystywania łączy ISL. Układ satelitów w stosunku do terminali naziemnych (zmienny w czasie) zależnie od wzajemnego położenia satelitów i terminali, w niektórych momentach czasu ruch pomiędzy blisko położonymi terminalami może być przesyłany bez wykorzystywania łączy ISL; w innych momentach czasu, gdy terminale znajdują się w zasięgu różnych satelitów, konieczne jest wykorzystanie łączy ISL. W powyższym widoczna jest więc zależność: im gęściej rozmieszczone są satelity, tym więcej ruchu musi być przesyłane przez łącza ISL (za to łatwiejsza jest łączność Ziemiasatelita). Taka zależność oznacza konieczność kompromisu projektanci sieci LEO muszą zachować odpowiednią równowagę między ilością satelitów oraz przepustowością łączy ISL Modele sieci Wyniki badań przedstawionych w dalszej części tego rozdziału opierają się na dokładnych modelach sieci Iridium oraz Teledesic opisanych w rozdziale oraz Modele sieci uwzględniają wszystkie istotne, z punktu widzenia badań, mechanizmy sieci, takie jak: ruch satelitów nad powierzchnią Ziemi, łącza ISL oraz GSL i ich przełączanie, istnienie szwu, fakt tymczasowego rozłączania łączy ISL, kolejkowanie pakietów w satelitach, wg modelu M/M/1 patrz opis w rozdziale Modele te różnią się od rzeczywistych sieci następująco: nie modelowano niedokładności sieci satelitarnej, jak np. niekołowych i niewspółśrodkowych orbit oraz odchylenia satelitów od ich pozycji nominalnych, awarii satelitów, itp., nie modelowano wielodostępu dla łączy GSL (badania skupiają się na własnościach segmentu satelitarnego), założono, że terminal naziemny jest obsługiwany bezpośrednio przez najbliższego mu satelitę (łączem GSL), a więc, że nie jest dokonywana agregacja ruchu w bramach naziemnych zbierających ruch z dużego obszaru Ziemi; wyniki analizy odnoszą się też do sytuacji, gdy stacje naziemne co prawda istnieją, ale są rozmieszczone dostatecznie blisko terminali, tak, aby nie miało to wpływu na rozkład ruchu przenoszonego przez sieć satelitarną co wydaje się dosyć słusznym założeniem, nawet w systemach, takich jak Globalstar, których architektura wymaga istnienia bram naziemnych agregujących ruch (patrz też wyjaśnienia w rozdziale 3.1.5), w niektórych badaniach (dopiero w rozdziale 1 i następnych) zakładano przepustowość łączy ISL równą 100 Mb/s uzasadnienie, dlaczego taką wartość przyjęto, można znaleźć w rozdziale

114 5.3 Modelowanie systemu Ponadto, oprócz powyższych dwu sieci, wykorzystywany jest model zmodyfikowanej sieci Iridium. W zmodyfikowanej sieci wprowadzono dodatkowe łącza ISL poprzez szew dla każdego satelity aktywne jest jedno łącze służące do komunikacji z najbliższym satelitą po drugiej stronie szwu (tak samo jak w sieci Teledesic, można przyjąć, że istnieje drugie nie aktywne łącze i służy do zestawiania połączenia z następnym satelitą). Pozostałe parametry sieci oryginalnej Iridium są bez zmian. Do modelowania topologii sieci wykorzystano popularny w środowisku naukowym symulator o nazwie NS-2 (skrót od ang. Network Simulator 2 patrz [NS2]). Autor zmodyfikował nieco symulator, tak aby dla symulowanych sieci LEO, o zadanych parametrach, przygotował on bazę informacji o topologii sieci w zadanych chwilach czasu (pozycje satelitów oraz aktywność łączy ISL). W rozdziale 5.4 opisano, w jakich momentach czasu zbierane były próbki danych. Warto zaznaczyć, że łącza GSL nie są modelowane, gdyż badania skupiają się na segmencie satelitarnym. Zakłada się, że terminal naziemny jest obsługiwany przez najbliższego mu satelitę innymi słowy założono, że nie ma bram naziemnych, a satelity obsługują terminale bezpośrednio. Założenie to upraszcza analizę, natomiast agregacja ruchu w bramach, które funkcjonowałyby w rzeczywistości, nie powinna znacząco zmienić globalnego rozkładu ruchu, opisanego powyżej. Można bowiem spodziewać się, że w sieciach stosujących satelity OBP, które są przedmiotem badań, agregacja taka następowałaby dla pewnej lokalnej grupy użytkowników, rozproszonych na stosunkowo niewielkim obszarze geograficznym. Miałaby więc ona wpływ jedynie na mechanizmy wielodostępu łącza GSL, nie powinna zaś mieć dużego wpływu na globalny rozkład ruchu, modelowanie strumienia danych (patrz niżej), a także na ostateczne wyniki Modelowanie strumienia danych Ze względu na to, że satelity przesyłają łączami ISL zagregowany ruch pochodzący od dużej liczby użytkowników (ang. multiplexing), można go modelować za pomocą procesów Poissona. W twierdzeniu tym można się oprzeć na badaniach przedstawionych w [Cao02internet] i [Cao02poisson], gdzie pokazano, że strumień Poissona dobrze modeluje ruch już dla stosunkowo niewielkiego stopnia agregacji nawet dla kilkuset źródeł nawet jeżeli pojedyncze strumienie danych nie są strumieniami Poissona. Taki model strumienia danych jest też wykorzystywany w innej literaturze np. [Lepaja01]. Modelowanie strumienia danych za pomocą strumienia Poissona będzie miało najbardziej istotne znaczenie w rozdziale 6, gdzie analizowane są opóźnienia wprowadzane przez sieć. W tym miejscu to założenie jest ważne dlatego, że poissonowski strumień zdarzeń wejściowych generuje poissonowski strumień zdarzeń wyjściowych w każdym węźle sieci dowód tego twierdzenia można znaleźć w książce [Kleinrock75]. Ze względu na właściwości strumienia Poissona, natężenie strumienia wejściowego wpływającego do każdego z węzłów jest sumą strumieni składowych. W powyższej sytuacji poprawne jest założenie, że obciążenie żadnego łącza w sieci, oznaczanego przez ρ e, nie może przekroczyć wartości 1 (czyli 100%). Innymi słowy, natężenie sumarycznego strumienia danych dla każdego łącza ISL nie może przekroczyć przepustowości tego łącza. Oczywiście, zastosowany model jest tylko pewnym przybliżeniem rzeczywistości. W literaturze czasem prezentuje się inne modele najczęściej oparte o model łańcuchów Markowa uzasadniając, że bardziej oddają one rzeczywistość. Na przykład, w pracach [Floyd94] oraz [Paxson95] autorzy pokazują, że uproszczenie, polegające na

115 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem zastosowaniu modelu poissonowskiego, może prowadzić do niedoszacowania opóźnień kolejkowania. Z drugiej strony, wyniki badań symulacyjnych, przedstawione w [Svigelj04routing], porównujące empiryczny i poissonowski model ruchu, wskazują na stosunkowo niewielkie niedoszacowanie opóźnień kolejkowania. Z tego względu, dla oceny całkowitej przepustowości sieci oraz porównania różnych sposobów kierowania ruchem, model oparty o strumień Poissona wydaje się wystarczający. 5.4 Metoda przeprowadzenia badań Mając na względzie przedstawiony model ruchu, a także modele sieci, autor zbudował aplikację analityczną pozwalającą oceniać przepływy dla łączy ISL w sieci. Aplikacja ta współpracuje z symulatorem NS-2 (patrz [NS2]), zmodyfikowanym w tym celu przez autora. Symulator NS-2 wykorzystywany jest jedynie do zbudowania bazy informacji o topologiach sieci LEO: położeniu satelitów oraz aktywności łączy ISL w kolejnych chwilach czasu. Następnie, aplikacja ta poddaje określoną topologię sieci LEO analizie numerycznej. Aplikacja pozwala analizować: rozkład przepływów w łączach ISL, chwilowy oraz uśredniony w czasie odpowiadając na pytanie, jak wiele łączy jest mocno obciążonych, a jak wiele jest nieużywanych, najgorszy układ sieci, pod względem nierównomierności obciążeń sytuacja, w której przepływ jednego z łączy ISL jest największy. Te dwa rodzaje informacji zostały wyznaczone przez wspomnianą aplikację. Pewna trudność w dokonaniu właściwej analizy wiązała się z faktem, że topologia sieci LEO nieustannie się zmienia. Ciągła zmiana topologii jest wynikiem trzech głównych czynników: ruchu satelitów względem siebie, czyli zmiany ich względnej pozycji, włączania i wyłączania łączy ISL (tak, że nawet liczba łączy ISL nie jest stała w czasie), oraz wzajemnym obracaniem się sieci LEO oraz Ziemi względem siebie. Wspólną cechą powyższych zmian jest fakt, że są one przewidywalne. Oczywiście mogą też występować dodatkowe nieprzewidywalne czynniki, jak np. awarie satelitów. Takie przypadki pominięto jednak dla uproszczenia badań Łącza GSL i bramy naziemne Należy zaznaczyć, iż przyjęto, że przepustowość łączy GSL jest nieskończona nie są więc one wąskim gardłem sieci. Pozwala to skupić się na analizie tylko sieci łączy ISL, które są najbardziej interesujące z punktu widzenia tej pracy, i pominąć efekty drugoplanowe, związane z łącznością Ziemia-satelita. Warto przypomnieć, że założono bezpośrednią łączność między terminalem naziemnym a najbliższym mu satelitą, pominięto zaś możliwą agregację ruchu w bramach naziemnych. Można bowiem spodziewać się, że w sieciach stosujących satelity OBP agregacja taka następowałaby dla pewnej lokalnej grupy użytkowników, rozproszonych na stosunkowo niewielkim obszarze geograficznym

116 5.4 Metoda przeprowadzenia badań Rozkład uśrednionych przepływów i obciążeń Aby określić jak wiele łączy jest mocno obciążonych, a jak wiele jest nieużywanych, zbudowana aplikacja prezentuje rozkład przepływów (a więc i obciążeń) dla łączy ISL w badanej sieci. Uzyskanie tych rozkładów (które są przedstawione w następnych rozdziałach) nie jest trywialnym zadaniem, gdyż topologia sieci zmienia się w sposób ciągły i co się z tym wiąże przepływy i obciążenia łączy ISL również są zmienne. Mimo przewidywalności zmian topologii, trudno jest wyznaczyć zmiany obciążeń łączy ISL. Przepływy w łączach ISL mogą się zmieniać głównie z dwóch następujących powodów. Przekazywanie lub przełączanie terminali (ang. terminal handover) w związku z ruchem satelitów względem powierzchni Ziemi, obsługa terminali naziemnych przekazywana jest od jednego satelity do następnego. Procedura przekazywania dotyczy pojedynczych terminali lub ich niewielkich grup. Tak więc zmiana trasy, którą przesyłany jest ruch do lub od terminala, powoduje stosunkowo niewielką zmianę rozkładu natężeń ruchu na łączach ISL w skali całej sieci. Ponieważ zmienia się przynależność poszczególnych terminali do odpowiadających im satelitów, zmienia się także całkowita ilość ruchu obsługiwanego przez sieć łączy ISL w niektórych momentach czasu, część ruchu przesyłana jest między parą terminali znajdujących się w zasięgu tego samego satelity, tj. jedynie przy użyciu łączy GSL, zaś w innych momentach czasu ruch pomiędzy tą samą parą terminali może być przekazywany pomiędzy satelitami przez łącza ISL. Zmianę wyznaczonych tras ruchu (ang. rerouting) zmiana trasy może być spowodowana wyłączeniem lub włączeniem łącza ISL lub zmianą opóźnienia propagacji wprowadzanego przez łącze ISL (fizycznej jego długości w przestrzeni). Zmiana trasy może spowodować, w tym przypadku, bardzo gwałtowną zmianę obciążeń łączy ISL, gdyż może ona dotyczyć bardzo wielu strumieni (połączeń źródło-cel). Niestety, wydaje się, że nie można w prosty sposób wyznaczyć momentów czasu, w których nastąpi zmiana trasy, szczególnie ze względu na ten ostatni czynnik, związany ze zmianami opóźnień propagacji łączy ISL. Ze względu na opisane powyżej trudności, aby zbadać, jak zmieniają się przepływy i obciążenia łączy w czasie, posłużono się koncepcją widoków sieci LEO (patrz rozdział 3.1.1) obliczono przepływy w łączach ISL dla topologii sieci ustalonej w wybranych momentach czasu. Momenty te wybrano losowo, w całym okresie obrotu Ziemi wokół własnej osi, w ten sposób, że średnia długość interwału pomiędzy kolejnymi chwilami wynosi około 1,5 minuty, zaś maksymalna długość tego interwału jest równa 2 minuty. Przedstawione podejście, mimo że nieidealne, zostało zastosowane ze względu na swoją prostotę. Losowość wyboru tych momentów miała na celu uniknięcie sytuacji, w której nielosowo wybrane momenty (np. co 2 minuty) nałożyłyby się na inną, nieznaną autorowi charakterystykę. Natomiast maksymalna długość interwału została dobrana w sposób heurystyczny, tak, aby uwzględnić najczęściej zdarzające się włączenia i wyłączenia łączy ISL poprzez szew. Okres obiegu satelity wokół Ziemi dla sieci Teledesic wynosi nieco ponad 100 minut (dokładniej 113,24 minut). Ponieważ są 24 satelity na orbicie, topologia sieci powtarza się co około 100 / 24 = 4 minuty (uwzględniając jedynie pozycje satelitów względem siebie, pomijając ich pozycję względem Ziemi). Interwał ograniczono, w związku z tym, do 2 minut, aby uwzględnić pośrednie układy sieci satelitarnej (niejako przenosząc teorię Nyquista-Shannona na nasze potrzeby)

117 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Maksymalny interwał mógłby oczywiście być większy dla sieci Iridium (okres obiegu wynosi 100,45 minut, ale dla 11 satelitów na orbicie), jednak, dla uproszczenia, w sieci Iridium też zastosowano takie same ograniczenie interwału Określenie maksymalnego przepływu w łączu ISL Najbardziej istotnym, z punktu widzenia sieci ISL, jest znalezienie w niej wąskiego gardła, czyli najbardziej obciążanego łącza. Ażeby znaleźć takie łącze, konieczne jest wyznaczenie momentu czasu (czyli topologii sieci), kiedy przepływ w którymś z łączy będzie maksymalny. Wskazanie tego momentu w czasie nie jest prostym zadaniem ze względu na, opisaną w poprzednim podrozdziale, nieprzewidywalność zmian przepływów w łączach ISL. Wydaje się, że nie ma prostego sposobu, aby analitycznie wskazać sytuację najgorszą, z punktu widzenia sumy wielu przepływów w sieci. Z tego powodu najgorszą sytuację zdecydowano się znaleźć wśród losowo wybranych topologii sieci opisanych w poprzednim podrozdziale: jako najgorszą wybierano oczywiście tę, dla której odnotowano największą wartość przepływu dla jednego z łączy ISL. W ten sposób uzyskiwano wartość λ MAX-CMCF. Metoda taka jest prosta i pozwala ocenić charakterystykę obciążeń łączy w sytuacji najgorszej lub bliskiej najgorszej, a także wyciągnąć istotne wnioski. Jednak Czytelnik musi być świadomy, że dokładność wskazania tej sytuacji nie jest precyzyjnie zdefiniowana. Warto dodać, że topologia sieci zmienia się ciągle, ale stosunkowo wolno, w porównaniu do maksymalnych opóźnień wprowadzanych przez sieć. Z tego powodu nie ma konieczności, aby w analizie obciążeń łączy ISL uwzględniać dane zgromadzone w wewnętrznych buforach czy kolejkach satelitów wystarczy analiza ustalonych topologii sieci. W praktycznej implementacji, sieć musi uwzględniać również fakt, że część danych może wędrować do celu trasą, która nie należy do tras wyznaczonych przez mechanizmy routingu ani dla starej ani dla nowej topologii (sytuacja taka ma miejsce, gdy zmiana widoku następuje w momencie, gdy pakiet jest w drodze pakiet przebywa wtedy część trasy w starej, a część w nowej topologii)

118 Liczba łączy ISL w zadanym przedziale 5.5 Obciążenia łączy ISL dla routingu jedną trasą 5.5 Obciążenia łączy ISL dla routingu jedną trasą Rozdział ten przedstawia analizę przepływów oraz obciążenia łączy w badanych sieciach LEO przy założeniu, że ruch kierowany jest trasą o najmniejszym opóźnieniu propagacji (tylko jedną). Algorytm routingu został opisany szczegółowo w rozdziale Iridium W tym rozdziale przedstawiono wyniki badań dla sieci Iridium Przepływy w sieci Rysunek 36 przedstawia rozkład uśrednionych oraz maksymalnych przepływów w łączach ISL w sieci Iridium Maksymalna liczba łączy w przedziale Średnia liczba łączy w przedziale Przepływ w łączu ISL (przedział) *jednostki umowne+ Rysunek 36: Iridium: rozkład przepływów w łączach ISL dla routingu jedną trasą Przepływy w łączach ISL zostały tu wyrażone w umownych jednostkach miary (istotna jest względna zależność między wartościami nie ma jednoznacznego przełożenia tych jednostek na bezwzględne wartości natężenia ruchu generowanego przez użytkowników). Wysokość niebieskich słupków informuje, jak wiele łączy ISL było obciążonych w danym zakresie obciążenia jest to wynik uśredniony dla wszystkich zarejestrowanych topologii sieci. Żółte znaczniki określają przedziały ufności dla tej wartości średniej (dla poziomu 95,5%; rozkład próbek jest zbliżony do rozkładu normalnego; przedziały często są tak małe, że ich nie widać na rysunku). Natomiast czerwone słupki wskazują, jaka jest maksymalna liczba łączy ISL odnotowana w każdym z przedziałów obciążenia. Warto dodać, że wszystkie łącza ISL liczone są, na tym i wszystkich kolejnych wykresach, podwójnie, bo jedno łącze ISL traktowane jest jako dwa łącza skierowane. Z rysunku wynika, że większość łączy ISL jest nieobciążona (tj. pierwszy po lewej słupek jest najwyższy, co oznacza, że najwięcej jest łączy o obciążeniu bliskim zeru), podczas gdy tylko nieznaczna ich część jest obciążona znacznie (słupki po prawej stronie). Średni przepływ wszystkich łączy ISL, uśredniony w czasie (tj. dla wszystkich zarejestrowanych topologii sieci) wynosi f śr = 1,709 jednostek. Tymczasem, maksymalny zarejestrowany przepływ dla jednego z łączy ISL wynosi f max = 15,996 jednostek. Wprowadźmy więc

119 Liczba łączy ISL w zadanym przedziale 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem pojęcie wskaźnika efektywności, który będzie określał efektywność wykorzystania zasobów (tj. dostępnej przepustowości) sieci LEO. Wskaźnik efektywności, oznaczany dalej symbolem Alg, gdzie Alg oznacza wybrany algorytm kierowania ruchem (SP dla shortest-path lub CMCF), jest zdefiniowany następująco: 1 f ( e ) s, d i f E śr ei E s, d V Alg. (5-2) fmax max f s, d ( ei ) ei E s, d V A więc, wskaźnik efektywności to inaczej średni przepływ w łączach f śr w stosunku do maksymalnej wartości przepływu f max. Będzie dalej wyrażany wartością procentową. Dla sieci Iridium, dla algorytmu shortest-path, SP wynosi jedynie 10,7%. W takiej sytuacji, jeżeli nawet operator dobrałby idealnie przepustowość łączy ISL (aby nie powodować strat pakietów na żadnym łączu ISL z powodu przeciążenia, ale jednocześnie zmaksymalizować wykorzystanie sieci), blisko 90% dostępnej przepustowości łączy ISL byłoby nieużywane Obciążenia łączy dla najgorszej sytuacji Rysunek 37 przedstawia rozkład obciążenia łączy ISL dla sytuacji, którą można nazwać najgorszą, z punktu widzenia przepustowości sieci. Spośród wszystkich zarejestrowanych topologii została wybrana ta, dla której odnotowano maksymalny przepływ dla któregoś z łączy ISL. Wartość przepływów została znormalizowana: 1 na osi odciętych odpowiada maksymalnej zarejestrowanej wartości przepływu, czyli f max = 15,996 jednostek (w związku z tym, wielkość przedziałów na osi odciętych jest inna niż na wcześniejszym rysunku) Przedział obciążenia (obciążenie znormalizowane) Rysunek 37: Iridium: rozkład obciążenia dla najgorszej sytuacji (routing jedną trasą) Jak widać z tego rysunku, jedynie pięć łączy (licząc dwa łącza skierowane, jako jedno nieskierowane) jest obciążonych powyżej poziomu ρ = 0,5. To bardzo ważna informacja, gdyż oznacza ona, że wystarczyłoby połowę ruchu przepływającego jedynie przez te pięć łączy skierować innymi łączami, aby dwukrotnie zwiększyć przepustowość całej sieci

120 5.5 Obciążenia łączy ISL dla routingu jedną trasą To, czy skierowanie ruchu na inne, mniej obciążone łącza jest możliwe, zależy od tego, które to są łącza ISL oraz jaki ruch jest przez nie przenoszony będzie to przedmiotem badań w rozdziale Analiza przyczyn nierównomiernego obciążenia Rysunek 38 przedstawia pięć najbardziej obciążonych łączy, o których wspominano wyżej (kolorem czerwonym zaznaczono najbardziej obciążone łącze e max ; im kolor bardziej zbliża się do zielonego, tym łącze jest mniej obciążone; kolorem szarym oznaczone są pozostałe łącza ISL). Rysunek 38: Iridium: łącza o obciążeniu powyżej 0,5 dla najgorszej sytuacji (routing jedną trasą) Najbardziej obciążone są łącza między orbitami, znajdujące się najbliżej bieguna północnego. Dzieje się tak, ponieważ odległość pomiędzy sąsiednimi orbitami (co za tym idzie, także długość łączy ISL) jest mniejsza niż w okolicach równika. Tym samym, łącza te są preferowane przez algorytm szukający najkrótszej trasy do celu

121 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Rysunek 39 prezentuje pięć ścieżek 34, które korzystały z najbardziej obciążonego łącza ISL i przenosiły przez to łącze największe ilości ruchu (kolorem czerwonym zaznaczono ścieżkę przenoszącą najwięcej ruchu; im bliżej koloru zielonego tym ścieżka przenosi mniej ruchu). Bardziej formalnie, oznacza to, że przedstawiono ścieżki pomiędzy pięcioma parami satelitów {s, d}, dla których wartość f s,d (e max ), czyli ilość ruchu pochodzącego ze strumienia pomiędzy węzłami s i d, przepływająca przez łącze e max, była największa. Rysunek 39: Iridium: ścieżki powodujące największe obciążenie najbardziej obciążonego łącza (routing jedną trasą) Łatwo zauważyć, że wszystkie pięć tras pokazanych na rysunku przenosi ruch pomiędzy sąsiadującymi satelitami w Europie, Ameryce Północnej i Azji (można go z tego względu nazwać lokalnym ). Pomimo, że jest to ruch lokalny, musi on być często kierowany przez wiele łączy ISL, z powodu braku bezpośredniego łącza pomiędzy sąsiadującymi satelitami. Przypomnijmy poprzednią obserwację, że najbardziej obciążone są łącza między orbitami w pobliżu bieguna. Skoro wiele bardzo długich ścieżek najbardziej obciąża te łącza, 34 Ścieżka jest określona pomiędzy parą satelitów. Przy założeniu, że terminal komunikuje się w danym momencie tylko z jednym satelitą, nie ma znaczenia, czy jest ona wyznaczana pomiędzy parą satelitów obsługujących wybrane terminale, czy terminalami naziemnymi w zasięgu tych satelitów.w przypadku routingu shortest-path, ścieżka ta jest zawsze najkrótszą trasą, w sensie opóźnienia propagacji

122 Liczba łączy ISL w zadanym przedziale 5.5 Obciążenia łączy ISL dla routingu jedną trasą skierowanie ruchu z tych i tak już długich ścieżek na łącza ISL bliżej równika nie spowodowałoby ich istotnego wydłużenia (pod względem sumarycznego opóźnienia propagacji oraz liczby satelitów pośrednich na trasie). Ponieważ łącza w pobliżu równika są dużo mniej obciążone, to skierowanie tam ruchu mogłoby nawet istotnie zmniejszyć sumaryczne opóźnienia kolejkowania na tych ścieżkach. W określonych sytuacjach może to pozwolić na zmniejszenie całkowitego opóźnienia obserwowanego przez użytkownika końcowego (co jest przedmiotem badań w rozdziale 6). Warto dodać, że pięć ścieżek przedstawionych powyżej miało następujący procentowy udział w całkowitym obciążeniu najbardziej obciążonego łącza ISL: 4,4%, 4,3%, 3,6%, 3,4%, oraz 3,1%. Pozostałe 81% obciążenia tego łącza pochodzi z innych ścieżek, których w sumie jest aż 396 (z dokładniejszego badania tych pozostałych ścieżek wynika, że wiele z nich też przenosi ruch lokalny). Tak więc, obciążenie tego jednego łącza jest spowodowane agregacją bardzo wielu przepływów. Może to komplikować mechanizmy routingu, które chciałyby zrównoważyć obciążenia w sieci, gdyż oznacza wzrost zapotrzebowania na zasoby patrz rozdział Teledesic Rozdział ten przedstawia analizę przepływów oraz obciążenia łączy w sieci Teledesic, gdy ruch jest kierowany zgodnie z algorytmem shortest-path Przepływy w sieci Rysunek 40 przedstawia rozkład uśrednionych i maksymalnych przepływów w łączach ISL w sieci Teledesic (na rysunku użyto takich samych jednostek umownych i oznaczeń jak w wypadku sieci Iridium, przedstawionej w poprzednim rozdziale). 250 Średnia = 1462 Max = Maksymalna liczba łączy w przedziale Średnia liczba łączy w przedziale Przepływ w łączu ISL (przedział) [jednostki umowne] Rysunek 40: Teledesic: rozkład przepływów w łączach ISL dla routingu jedną trasą Charakterystyka rozkładu jest bardzo podobna do charakterystyki przedstawionej w poprzednim rozdziale dla sieci Iridium: większość łączy ISL w sieci przenosi znikome ilości ruchu (nawet 1,5 tys. łączy znajduje się w najmniejszym zakresie obciążenia!), podczas gdy niewiele z nich (jak pokazano dalej zazwyczaj tylko jedno!) jest obciążone znacznie. Największy odnotowany przepływ w łączu ISL wynosi f max = 6,967 jednostek,

123 Liczba łączy ISL w zadanym przedziale 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem zaś średni przepływ dla łącza ISL to jedynie f śr = 0,186 jednostek. Stąd wskaźnik efektywności SP wynosi jedynie 2,7%. Z powyższego wynika, że nawet jeżeli operator dobrałby idealnie przepustowość łączy ISL, blisko 97% dostępnej przepustowości byłoby nieużywane Obciążenia łączy dla najgorszej sytuacji Rysunek 41 przedstawia rozkład obciążenia łączy ISL dla sytuacji, którą można nazwać najgorszą, z punktu widzenia przepustowości sieci. Wykres wykonano analogicznie jak dla poprzedniej sieci , , liczba łączy przez szew liczba łączy, z pominięciem łączy przez szew Przedział obciążenia (obciażenie znormalizowane) Rysunek 41: Teledesic: rozkład obciążenia dla najgorszej sytuacji (routing jedną trasą) Z wykresu widać, że obciążenie drugiego w kolejności łącza ISL (traktujemy dwa łącza skierowane jako jedno łącze ISL nieskierowane) sięga zaledwie 40% obciążenia maksymalnego f max. Oczywiste jest, że skoro tylko jedno łącze jest tak mocno obciążone, zmniejszenie obciążenia tylko tego łącza (poprzez skierowanie ruchu inną trasą) spowodowałoby automatycznie odpowiednie zwiększenie przepustowości sieci (i to ponad dwukrotnie). Można dodać choć nie jest to istotne dla przedstawionej tu analizy że w podobny sposób przeanalizowano topologię i obciążenia łączy ISL w innych chwilach czasu (przypadki inne niż najgorszy). W przeanalizowanych przypadkach zawsze istniała bardzo duża rozbieżność obciążenia pomiędzy najbardziej obciążonym łączem i następnym w kolejności

124 5.5 Obciążenia łączy ISL dla routingu jedną trasą Analiza przyczyn nierównomiernego obciążenia Rysunek 42 przedstawia to najbardziej obciążone łącze w sieci (zaznaczone kolorem czerwonym). Najbardziej obciążonym łączem e max jest łącze przez szew. Obserwacja ta jest zgodna z przypuszczeniami przedstawionymi w rozdziale 5.3, tj. najbardziej obciążone łącze e max znajduje się w tej części sieci, w której jest najmniej łączy ISL na szwie. Rysunek 42: Teledesic: łącza o obciążeniu powyżej 0,5 dla najgorszej sytuacji (routing jedną trasą)

125 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Rysunek 43 pokazuje, z kolei, kilka wybranych ścieżek, które w znacznym stopniu powodowały obciążenie łącza e max (kilka bardzo obciążających to łącze ścieżek pominięto dla czytelności rysunku). Rysunek 43: Teledesic: ścieżki powodujące największe obciążenie najbardziej obciążonego łącza (routing jedną trasą) Ponownie, tak jak dla sieci Iridium, wszystkie trasy pokazane na rysunku przenoszą ruch pomiędzy sąsiadującymi satelitami. Tym razem jest to ruch lokalny tylko w Europie ponieważ w sieci istnieją łącza ISL poprzez szew, lokalna wymiana danych w obrębie Ameryki Północnej lub Azji nie wymaga już kierowania ruchu nad Europę. Jednak, pomimo tej różnicy, obserwacje są takie same, jak poprzednio: mimo, że największe obciążenie łącza e max powoduje ruch lokalny, musi on być kierowany przez wiele łączy ISL, z powodu braku bezpośredniego łącza pomiędzy sąsiadującymi satelitami; obciążenie tego jednego łącza pochodzi z agregacji bardzo wielu różnych strumieni przepływających pomiędzy parami satelitów (źródłowym i docelowym), których w sumie jest, w tym wypadku, aż

126 Liczba łączy ISL w zadanym przedziale 5.5 Obciążenia łączy ISL dla routingu jedną trasą Zmodyfikowana sieć Iridium Rozdział ten przedstawia analizę przepływów oraz obciążenia łączy w zmodyfikowanej sieci Iridium, gdy ruch jest kierowany zgodnie z algorytmem shortest-path Przepływy w sieci Rysunek 44 przedstawia rozkład uśrednionych i maksymalnych przepływów w łączach ISL w zmodyfikowanej sieci Iridium (a więc w sieci Iridium, do której dodano łącza przez szew patrz wyjaśnienie w rozdziale 5.3.2). Na rysunku użyto takich samych jednostek umownych i oznaczeń, jak w poprzednich rozdziałach Maksymalna liczba łączy w przedziale Średnia liczba łączy w przedziale Przepływ w łączu ISL (przedział) *jednostki umowne+ Rysunek 44: Zmodyfikowana sieć Iridium: rozkład przepływów w łączach ISL dla routingu jedną trasą Charakterystyka rozkładu jest też bardzo podobna do charakterystyk przedstawionych w poprzednich rozdziałach: rozkład jest bardzo nierównomierny i większość łączy ISL w sieci jest obciążona w bardzo niewielkim stopniu. Tym razem, największy odnotowany przepływ dla łącza ISL wynosił jedynie f max = 9,228 jednostek co stanowi około 58% analogicznej wartości w oryginalnej sieci Iridium (bez łączy przez szew). Tak więc, dodanie tylko tych kilku łączy w sieci (dokładnie jedenastu, traktując je jako łącza nieskierowane) pozwala zmniejszyć przepływy we wszystkich pozostałych łączach (dokładnie 121) o prawie połowę. Jednak średni przepływ dla łącza ISL w tej zmodyfikowanej sieci wynosi f śr = 1,228 jednostek, co nadal stanowi tylko 13,3% przepływu maksymalnego. Wartość wskaźnika efektywności SP jest więc nieco korzystniejsza niż w oryginalnej sieci Iridium. Niemniej jednak, nadal oznacza to, że blisko 87% przepustowości łączy ISL w sieci nie mogłoby zostać wykorzystane, nawet gdyby sieć została obciążona maksymalnie, zakładając idealny dobór przepustowości sieci do potrzeb użytkowników

127 Liczba łączy ISL w przedziale obciążenia 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Obciążenia łączy dla najgorszej sytuacji Rysunek 45 przedstawia rozkład obciążeń łączy w sytuacji, którą określamy najgorszą (analogicznie jak w rozdziałach poprzednich) liczba łączy przez szew liczba łączy, z pominięciem łączy przez szew Przedział obciążenia (obciążenie znormalizowane) Rysunek 45: Zmodyfikowana sieć Iridium: rozkład obciążenia dla najgorszej sytuacji (routing jedną trasą) Tym razem 4 łącza ISL (nieskierowane) są obciążone w stopniu większym niż 0,5 f max. Porównując ten rozkład z wykresami, które prezentuje Rysunek 37 (strona 118), widać nieco lepsze zrównoważenie obciążeń. Wynika to z istnienia dodatkowych łączy przez szew. Należało się tego spodziewać. Nieco zaskakującym może natomiast być fakt, że najbardziej obciążonym łączem jest znowu łącze przez szew mogłoby się wydawać, że szew nie ma już w zasadzie znaczenia w zmodyfikowanej sieci (łączność między sąsiednimi orbitami jest tak samo dobra, niezależnie od tego, czy są to orbity po przeciwnych stronach szwu, czy też nie). Wyjaśniono to w kolejnym rozdziale Analiza przyczyn nierównomiernego obciążenia Przyczyną faktu, że nadal najbardziej obciążonym łączem jest łącze przez szew, jest inklinacja orbit w sieci. Pochylenie orbit powoduje, że orbity po przeciwnych stronach szwu nie są równoległe. W najgorszej sytuacji, którą przedstawia Rysunek 46, odległość poprzez szew na półkuli północnej jest nieco mniejsza niż odległość pomiędzy innymi sąsiednimi orbitami (na tej samej szerokości geograficznej). Większy ruch poprzez ten szew jest więc naturalną konsekwencją zmniejszenia odległości pomiędzy sąsiednimi satelitami: widoczny jest w ten sposób, wspomniany już w rozdziale 5.3.1, kompromis: im gęściej rozmieszczone są satelity, tym więcej ruchu musi być przesyłane przez łącza ISL (za to łatwiejsza jest łączność Ziemia-satelita), ponadto, algorytm shortest-path preferuje łącza najkrótsze

128 5.5 Obciążenia łączy ISL dla routingu jedną trasą Rysunek 46 przedstawia łącza o obciążeniu powyżej wartości 0,5 obciążenia maksymalnego f max. Rysunek 46: Zmodyfikowana sieć Iridium: łącza o obciążeniu powyżej 0,5 f max dla najgorszej sytuacji (routing jedną trasą) Tak jak wyżej wspomniano, w porównaniu do oryginalnej sieci Iridium, różnica między najbardziej obciążonym łączem ISL i pozostałymi nie jest już tak wyraźna aż osiem łączy jest obciążonych powyżej granicy 0,5 f max

129 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Rysunek 47 przedstawia kilka ścieżek, które w istotny sposób obciążały najbardziej obciążone łącze. Rysunek 47: Zmodyfikowana sieć Iridium: ścieżki powodujące największe obciążenie najbardziej obciążonego łącza (routing jedną trasą) Inaczej niż w poprzednio analizowanych sieciach, niektóre z tras przenoszą ruch pomiędzy odległymi geograficznie miejscami (nie jest to ruch lokalny). Przyczyna tego, że ścieżki te prowadzą przez łącze najbardziej obciążone jest nadal taka sama, jak poprzednio: ścieżki prowadzone są możliwe najbliżej bieguna, gdyż odległość między sąsiednimi orbitami maleje wraz ze wzrostem szerokości geograficznej, zaś z drugiej strony powyżej szerokości geograficznej 60 N brak jest łączy ISL pomiędzy orbitami, więc ruch jest kierowany łączami, które są już i tak mocno obciążone

130 Liczba łączy ISL w zadanym przedziale 5.6 Obciążenia łączy ISL dla routingu wieloma trasami 5.6 Obciążenia łączy ISL dla routingu wieloma trasami Rozdział ten przedstawia analizę rozkładu przepływów i obciążenia łączy w badanych sieciach LEO przy założeniu, że ruch kierowany jest wieloma trasami za pomocą algorytmu CMCF. Algorytm CMCF został opisany w rozdziale Iridium W tym rozdziale przedstawiono wyniki badań dla sieci Iridium Przepływy w sieci Rozkład uśrednionych i maksymalnych przepływów w łączach ISL w sieci przedstawia Rysunek Maksymalna liczba łączy w przedziale Średnia liczba łączy w przedziale Przepływ w łączu ISL (przedział) *jednostki umowne+ Rysunek 48: Iridium: rozkład przepływów w łączach ISL dla routingu wieloma trasami Wykres został wykonany w sposób analogiczny, jak w wypadkach poprzednich w szczególności, wielkość przepływu w łączach ISL została wyrażona w takich samych umownych jednostkach miary, jak poprzednio. Pozwala to porównać, w sposób bezwzględny, obciążenia sieci dla obydwu sposobów kierowania ruchem. Porównując Rysunek 36 (strona 117) i Rysunek 48 widać, że przy routingu wieloma trasami większość łączy jest obciążona w stopniu średnim, zaś tylko nieliczne z nich są obciążone skrajnie (najbardziej i najmniej). To bardzo korzystna sytuacja, gdyż: z jednej strony, istniejące łącza ISL są wykorzystywane i nie marnują się, z drugiej strony, sieć łączy ISL pracujących w średnim zakresie obciążenia powinna charakteryzować się dobrymi parametrami dotyczącymi, np. prawdopodobieństwa utraty pakietu. Z drugiej strony, trzeba zauważyć, że nadal istnieją pojedyncze łącza, których obciążenie odbiega od średniej. Taka sytuacja jest spowodowana faktem, że ruch generowany jest nierównomiernie i nie jest możliwe, w takiej sytuacji, uzyskanie rozkładu, w którym wszystkie łącza byłyby równo obciążone. Zresztą, nie jest to właściwie celem

131 Liczba łączy ISL w zadanym przedziale 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem bezpośrednim, do którego dąży ten sposób kierowania ruchem celem jest jedynie takie kierowanie ruchem, aby obniżyć wartość przepływu w najbardziej obciążonym łączu. Maksymalny zarejestrowany przepływ w łączu ISL wynosi f max = 5,326 jednostek, co stanowi około 3-krotną poprawę sytuacji, w porównaniu do 15,996 jednostek uzyskanych, gdy ruch jest kierowany jedną trasą. Można stwierdzić, że kierowanie ruchu wieloma trasami pozwala na zastosowanie łączy ISL o trzykrotnie mniejszej przepustowości, niż w wypadku kierowania ruchu jedną, najkrótszą trasą. Średni przepływ dla wszystkich łączy ISL, uśredniony w czasie (tj. dla wszystkich zarejestrowanych topologii sieci) wynosi f śr = 2,096 jednostek. Wskaźnik efektywności CMCF wyniesie więc około 32,1% to wynik optymalny dla tej topologii sieci, zdecydowanie korzystniejszy niż w wypadku algorytmu shortest-path. Warto dodać, że nie tylko wskaźnik efektywności wzrósł, w stosunku do sytuacji, gdy ruch był kierowany jedną, najkrótszą trasą. Średnia wartość przepływu (wartość bezwzględna) również wzrosła. Spowodowane jest to faktem, że część ruchu kierowana jest trasą okrężną i wykorzystuje niewykorzystywane wcześniej łącza. Należało się tego spodziewać Obciążenia łączy dla najgorszej sytuacji Rysunek 49 przedstawia rozkład obciążenia łączy ISL w sieci dla sytuacji, którą określamy najgorszą z punktu widzenia sieci (analogicznie jak w rozdziałach poprzednich). Wartość obciążenia znormalizowano względem f max (a tym samym względem λ MAX-CMCF ) Przedział obciążenia (obciążenie znormalizowane) Rysunek 49: Iridium: rozkład obciążenia dla najgorszej sytuacji (routing wieloma trasami) Rysunek pokazuje, że 42% ogólnej liczby łączy ISL jest w danej chwili obciążone powyżej granicy 0,5 f max, a 4 z nich są obciążone powyżej granicy 0,95 f max. Porównując to z routingiem jedną, najkrótszą trasą, gdzie obciążenie więcej niż połowy łączy ISL nie przekracza wartości 0,05 f max, można stwierdzić, że kierowanie ruchu wieloma trasami pozwala uzyskać zdecydowanie bardziej równomierny rozkład obciążenia

132 5.6 Obciążenia łączy ISL dla routingu wieloma trasami Analiza przyczyn nierównomiernego obciążenia Najbardziej obciążone łącza są rozłożone dosyć równomiernie na powierzchni całego globu, tak jak to przedstawia Rysunek 50 (łącza o obciążeniu powyżej 0,5 f max są oznaczone kolorami im kolor bardziej zbliżony do czerwonego, tym obciążenie łącza jest większe). Rysunek 50: Iridium: łącza o obciążeniu powyżej wartości 0,5 f max dla najgorszej sytuacji (routing wieloma trasami)

133 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Najbardziej obciążonymi łączami nie są już tylko wybrane łącza między orbitami. Intensywnie wykorzystywane są też łącza oddalone od bieguna północnego bliżej równika. Długość łączy ISL (w sensie fizycznej odległości między satelitami) jest większa niż w okolicach bieguna, więc z pewnością skutkuje to zwiększonymi czasami opóźnienia propagacji na tych trasach dokładniejsze badania charakterystyk opóźnienia są więc konieczne patrz rozdział Warto dodać, że zbiór badanych topologii sieci był ten sam dla obydwu porównywanych sposobów kierowania ruchem (wybrany tak jak opisano w rozdziałach i 5.4). Mimo tego, topologia najgorsza dla algorytmu kierowania ruchem jedną, najkrótszą trasą jest inna niż dla algorytmu CMCF, opisywanego w tym rozdziale. Rysunek 51 przedstawia przykładowy zestaw tras łączących jedną parę satelitów w omawianej powyżej najgorszej sytuacji. Bardziej formalnie, pokazano te łącza e i dla których wartość f s,d (e i ), czyli ilość ruchu pochodząca ze strumienia pomiędzy węzłami s i d przepływająca przez łącze e i, jest większa od zera. Rysunek 51: Iridium: łącza ISL wykorzystywane przez routing wieloma trasami do przenoszenia ruchu pomiędzy jedną parą satelitów

134 5.6 Obciążenia łączy ISL dla routingu wieloma trasami Kolorową piramidą zaznaczono na rysunku obszar Ziemi znajdujący się w zasięgu działania tych dwu satelitów wymieniających między sobą dane. Jak widać, mimo istnienia jednej najkrótszej ścieżki (nad Europą), algorytm routingu kieruje ruch także kilkoma ścieżkami alternatywnymi (nad Ameryką Północną, a nawet częściowo nad Ameryką Południową). Takie kierowanie ruchu jest skutkiem działań, które miały na celu zmniejszenie obciążenia najbardziej obciążonego łącza ISL. Co ciekawe, często zdarza się iż ruch pomiędzy dwoma satelitami bezpośrednio połączonymi łączem ISL (tj. satelitami sąsiednimi) jest przenoszony trasami alternatywnymi. Sytuację taką przedstawia Rysunek 52 (dla porównania wybrano tę samą topologię, którą przedstawia Rysunek 39 na stronie 120). Rysunek 52: Iridium: routing wieloma trasami dla pary satelitów połączonych łączem ISL W tym wypadku, skierowanie ruchu na trasy alternatywne nie ma szczególnego uzasadnienia. Bez szkody dla optymalności rozwiązania, tj. bez zmiany sumarycznego obciążenia łączy, możliwe byłoby bowiem skierowanie całego ruchu pomiędzy tymi dwoma satelitami tylko jedną trasą (bezpośrednim łączem ISL), a w zamian skierowanie części innego przepływu przenoszonego tym łączem trasą alternatywną. Taka dowolność

135 Liczba łączy ISL w zadanym przedziale 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem wyboru trasy nie była brana pod uwagę przez algorytm kierowania ruchem (algorytm CMCF nie minimalizuje liczby różnych tras patrz rozdziały oraz ). Powinna ona jednak zostać uwzględniona, gdy kierowane strumienie mają różne wymagania jakościowe patrz rozdział 7. Jeżeli zależałoby nam na zminimalizowaniu liczby różnych tras w rozwiązaniu optymalnym, to zawsze da się znaleźć rozwiązanie za pomocą D+L tras (D to liczba żądanych przepływów, L to liczba łączy ISL) patrz Proposition 4.1 w [Pioro04]. W badanym przypadku, około 91% połączeń dałoby się zrealizować za pomocą tras pojedynczych. Zobacz też rozważania w rozdziale Teledesic Rozdział ten przedstawia analizę przepływów oraz obciążenia łączy w sieci Teledesic, gdy ruch jest kierowany zgodnie z algorytmem CMCF Przepływy w sieci Rysunek 53 przedstawia rozkład uśrednionych i maksymalnych przepływów w łączach ISL w sieci Teledesic. Na rysunku użyto takich samych oznaczeń umownych jak poprzednio, ale zmieniono szerokość przedziałów na osi odciętych (aby pokazać szczegóły rozkładu, które w przeciwnym wypadku byłyby niewidoczne) Maksymalna liczba łączy w przedziale 250 Średnia liczba łączy w przedziale Przepływ w łączu ISL (przedział) *jednostki umowne+ Rysunek 53: Teledesic: rozkład przepływów w łączach ISL dla routingu wieloma trasami Po pierwsze, widać, że kształt charakterystyki jest bardzo podobny do charakterystyki, którą przedstawiał Rysunek 48 (strona 129), dla sieci Iridium, przy kierowaniu ruchu wieloma trasami. Wynika z tego, że charakterystyka obciążenia sieci dla routingu wieloma ścieżkami jest bardzo niezależna od rodzaju sieci. Z drugiej strony, jest też olbrzymia różnica na korzyść routingu wieloma ścieżkami w stosunku do charakterystyki obciążeń sieci ISL przedstawionej przez Rysunek 40 (strona 121), dla algorytmu kierującego ruch jedną, najkrótszą trasą. Maksymalny zarejestrowany przepływ dla łącza ISL wynosił f max = 0,655 jednostek. Oznacza to ponad 10,5-krotną poprawę, w porównaniu do 6,967 jednostek uzyskanych w sytuacji, gdy ruch

136 Liczba łączy ISL w zadanym przedziale 5.6 Obciążenia łączy ISL dla routingu wieloma trasami był kierowany jedną trasą. Możliwe byłoby więc zastosowanie łączy ISL o 10,5-krotnie mniejszej przepustowości, niż w wypadku kierowania ruchu jedną, najkrótszą trasą. Średni przepływ dla wszystkich łączy ISL, uśredniony w czasie (tj. dla wszystkich zarejestrowanych topologii sieci) wynosi f śr = 0,260 jednostek. Wskaźnik efektywności CMCF wynosi więc około 39,7%. To znacząca, korzystna różnica w stosunku do routingu jedną trasą, gdzie ten wskaźnik wynosił jedynie 2,7% Obciążenia łączy dla najgorszej sytuacji Rysunek 54 przedstawia rozkład obciążeń łączy w sytuacji, którą określamy najgorszą (analogicznie, jak w rozdziałach poprzednich). Wartość obciążenia znormalizowano względem f śr (a tym samym względem λ MAX-CMCF ) , 0 257, 6 195, 2 165, 6 liczba łączy przez szew liczba łączy, z pominięciem łączy przez szew Przedział obciążenia (obciążenie znormalizowane) Rysunek 54: Teledesic: rozkład obciążenia dla najgorszej sytuacji (routing wieloma trasami) Przedstawiona charakterystyka odpowiada oczekiwaniom. Około 44% łączy ISL jest obciążonych w stopniu powyżej 0,5 f max. Jak widać, łącza przez szew nie są już tymi, które zostały najbardziej obciążone algorytm kierowania ruchem znalazł dla nich trasy alternatywne. Potwierdza to już wcześniejszy wniosek, że routing wieloma ścieżkami sprawuje się bardzo dobrze niezależnie od topologii sieci Analiza przyczyn nierównomiernego obciążenia Najbardziej obciążone łącza są rozłożone dosyć równomiernie na powierzchni całego globu, tak jak to przedstawia Rysunek 55 (łącza o obciążeniu powyżej 0,5 są oznaczone kolorami im kolor bardziej zbliża się do czerwonego, tym obciążenie łącza jest większe)

137 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Rysunek 55: Teledesic: łącza o obciążeniu powyżej wartości 0,5 f max dla najgorszej sytuacji (routing wieloma trasami)

138 5.6 Obciążenia łączy ISL dla routingu wieloma trasami Tak równomierne rozłożenie obciążeń jest możliwe dzięki dużej liczbie tras alternatywnych, w zasadzie, dla każdej pary satelitów wymieniających dane. Na przykład, Rysunek 56 przedstawia zestaw tras łączących jedną parę satelitów znajdujących się po przeciwnych stronach szwu, w omawianej powyżej najgorszej sytuacji. Rysunek 56: Teledesic: łącza ISL wykorzystywane przez routing wieloma trasami do przenoszenia ruchu pomiędzy jedną parą satelitów Kolorową piramidą zaznaczono na rysunku obszar Ziemi znajdujący się w zasięgu działania tych dwu satelitów wymieniających dane. Jak widać, ruch pomiędzy tymi dwoma satelitami jest kierowany w sposób bardzo zróżnicowany: wykorzystywane są zarówno trasy krótkie, w sensie odległości fizycznej (choć trasa najkrótsza nie jest wykorzystana), jak również takie, które są rozrzucone praktycznie po całym globie. Podobnie, jak dla poprzednio analizowanej sieci, warto dodać, że dla badanego przypadku około 93% połączeń dałoby się zrealizować za pomocą tras pojedynczych (patrz uzasadnienie w sekcji )

139 Liczba łączy ISL w zadanym przedziale 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Zmodyfikowana sieć Iridium Rozdział ten przedstawia analizę przepływów oraz obciążenia łączy w zmodyfikowanej sieci Iridium, gdy ruch jest kierowany zgodnie z algorytmem CMCF Przepływy w sieci Rysunek 57 przedstawia rozkład uśrednionych obciążeń łączy ISL w zmodyfikowanej sieci Iridium Maksymalna liczba łączy w przedziale 50 Średnia liczba łączy w przedziale Przepływ w łączu ISL (przedział) *jednostki umowne+ Rysunek 57: Zmodyfikowana sieć Iridium: rozkład przepływów w łączach ISL dla routingu wieloma trasami Kształt charakterystyki jest bardzo zbliżony do charakterystyk przedstawionych dla sieci Iridium i Teledesic (Rysunek 48, strona 129 oraz Rysunek 53, strona 134) przy kierowaniu ruchu wieloma trasami. Potwierdza to, że charakterystyka obciążenia sieci dla routingu wielościeżkowego jest bardzo niezależna od rodzaju sieci. Jak należało oczekiwać, pod względem przedstawionych charakterystyk, routing wielościeżkowy jest, także tu, dużo bardziej korzystny niż routing jedną, najkrótszą ścieżką: wartość maksymalnego zarejestrowanego przepływu w łączu ISL f max zmniejsza się z 9,228 jednostek do 5,115 jednostek co stanowi około 55% poprzedniej wartości; tymczasem średnia wartość przepływu w łączu ISL f śr wzrasta z 1,228 jednostek do 1,547 jednostek tym samym, wskaźnik efektywności CMCF rośnie do 30,2% (w stosunku do 13,3% poprzednio)

140 Liczba łączy ISL w zadanym przedziale 5.6 Obciążenia łączy ISL dla routingu wieloma trasami Obciążenia łączy dla najgorszej sytuacji Rysunek 58 przedstawia rozkład obciążeń łączy w sytuacji, którą określamy najgorszą (analogicznie, jak w rozdziałach poprzednich, wartość obciążenia znormalizowano względem f max, a więc również względem λ MAX-CMCF.) liczba łączy przez szew liczba łączy, z pominięciem łączy przez szew Przedział obciążenia (obciążenie znormalizowane) Rysunek 58: Zmodyfikowana sieć Iridium: rozkład obciążenia dla najgorszej sytuacji (routing wieloma trasami) Przedstawiona charakterystyka odpowiada oczekiwaniom. Około 21,9% łączy ISL jest obciążone w stopniu powyżej 0,5 obciążenia maksymalnego f max. Zgodnie z oczekiwaniami, łącza przez szew nie są już tymi, które zawsze są najbardziej obciążanymi. Dla algorytmu CMCF nie ma już bowiem znaczenia fakt, że dane łącze jest nieco krótsze od innych Analiza przyczyn nierównomiernego obciążenia Najbardziej obciążone łącza są rozłożone dosyć równomiernie na powierzchni całego globu, tak jak to przedstawia Rysunek 59 (im kolor bardziej zbliżony do czerwonego, tym obciążenie łącza większe). Warto zwrócić uwagę, że najbardziej obciążonymi łączami wcale nie są już łącza przechodzące przez szew

141 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Rysunek 59: Zmodyfikowana sieć Iridium: łącza o obciążeniu powyżej wartości 0,5 f max dla najgorszej sytuacji (routing wieloma trasami)

142 5.7 Zależność obciążeń od ilości aktywnych łączy Przykładowy zestaw tras łączących jedną parę satelitów w omawianej powyżej, najgorszej sytuacji przedstawia Rysunek 60. Rysunek 60: Zmodyfikowana sieć Iridium: łącza ISL wykorzystywane przez routing wieloma trasami do przenoszenia ruchu pomiędzy jedną parą satelitów Jak widać z rysunku, ruch pomiędzy tą parą satelitów jest przesyłany zarówno trasą najkrótszą (w sensie odległości fizycznej), jak również dużo dłuższymi trasami: ponad obydwoma biegunami Ziemi. Podobnie, jak dla poprzednio analizowanych sieci, warto dodać, że dla badanego przypadku około 90,5% połączeń dałoby się zrealizować za pomocą tras pojedynczych (patrz uzasadnienie w sekcji ). 5.7 Zależność obciążeń od ilości aktywnych łączy Liczba aktywnych łączy w sieci ISL jest zmienna w czasie, ponieważ część łączy jest chwilowo wyłączana w okolicy biegunów Ziemi oraz na szwie sieci. Wydaje się naturalne, że poszczególne łącza ISL powinny być mniej obciążone w tych momentach czasu, gdy więcej jest łączy aktywnych wtedy sieć połączeń ISL się chwilowo zagęszcza

143 Średni przepływ w łączu ISL *jednostki umowne+ Średni przepływ w łączu ISL *jednostki umowne+ 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Z drugiej strony, w rozdziale uzasadniono, że sumaryczny przepływ przesyłany przez sieć połączeń ISL, jest zmienny w czasie z innych powodów. Przepływ ten jest zależny od układu satelitów w stosunku do terminali naziemnych. Może to powodować, że naturalna zależność, wspomniana wyżej, będzie nieco zakłócona. Z tego też powodu, dla każdego widoku sieci, autor dokonał podsumowania ilości aktywnych łączy ISL w sieci oraz średniego przepływu f śr zaobserwowanego w łączach dla tego widoku. Rysunek 61 przedstawia zaobserwowaną zależność między wielkością obciążenia (średniego przepływu) łączy ISL, a liczbą aktywnych łączy dla sieci Iridium. Przedziały ufności dla średniej zaznaczono dla poziomu 95,5% (o ile są na tyle duże, aby je dostrzec na rysunku; rozkład próbek jest zbliżony do rozkładu normalnego) Iridium - CMCF Iridium - shortest-path 0.5 Liczba aktywnych łączy ISL Rysunek 61: Iridium: zależność obciążenia łączy ISL od ilości aktywnych łączy w sieci Rysunek 62 przedstawia analogiczną zależność dla sieci Teledesic Teledesic - CMCF Teledesic - shortest-path 0.05 Liczba aktywnych łączy ISL Rysunek 62: Teledesic: zależność obciążenia łączy ISL od ilości aktywnych łączy w sieci

144 Średni przepływ w łączu ISL *jednostki umowne+ 5.8 Podsumowanie Na wykresie w przypadku Teledesic-CMCF widoczna jest pewna nieregularność i dla niektórych punktów przedział ufności jest stosunkowo szeroki. Nieprecyzyjność taka może wynikać z faktu, że zebrano dosyć niewielką liczbę próbek dla topologii o takiej właśnie liczbie łączy aktywnych. Rysunek 63 przedstawia analogiczną zależność dla zmodyfikowanej sieci Iridium Zmodyf. sied Iridium - CMCF Zmodyf. sied Iridium - shortest-path Liczba aktywnych łączy ISL Rysunek 63: Zmodyfikowana sieć Iridium: zależność obciążenia łączy ISL od ilości aktywnych łączy w sieci Jak widać, przedstawione rysunki potwierdzają przewidywaną zależność: średni przepływ w łączu ISL zmniejsza się wraz ze wzrostem aktywnej liczby łączy ISL w tej sieci. Z powyższej zależności płynie wniosek, iż projektanci sieci LEO powinni starać się tak projektować sieć, aby ilość aktywnych łączy w sieci była, w miarę możliwości, niezmienna w czasie. 5.8 Podsumowanie W podsumowywanym rozdziale potwierdzono część tezy tej pracy. Autor zbudował w tym celu aplikację analityczną pozwalającą oceniać przepływy w łączach ISL w sieci. Taki sposób przeprowadzenia badań różni się od badań symulacyjnych, często stosowanych w literaturze. Pozwala on bowiem uniknąć dosyć oczywistych ograniczeń, które zawsze wiążą się z wykorzystaniem środowiska symulacyjnego. Przebadano trzy rodzaje sieci, każda o nieco innej topologii: Iridium: bez łączy ISL przez szew, Teledesic: z łączami ISL przez szew, gdzie gęstość łączy ISL przez szew jest mniejsza niż w pozostałej części sieci, Zmodyfikowana sieć Iridium: z łączami ISL przez szew, gdzie gęstość łączy ISL na szwie jest taka sama, jak w całej sieci. Najważniejsze dane podsumowujące wyniki prezentuje Tabela 7. W szczególności, przedstawia ona odpowiedź na pytanie, jak dużo mogłaby zostać zwiększona przepustowość rzeczywistych sieci LEO, gdyby ruch był kierowany wieloma ścieżkami,

145 5 Analiza obciążeń i przepustowości sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem w sposób optymalny, a nie tylko jedną, najkrótszą ścieżką. Znalezienie odpowiedzi na takie pytanie było istotne, gdyż wyznaczono w ten sposób granicę, do której powinny dążyć różne implementacje protokołów kierowania ruchem w sieciach LEO. Tak więc, uzyskane wyniki powinny być dodatkowym punktem odniesienia, podobnym do sposobu kierowania ruchu za pomocą algorytmu shortest-path, do którego powinny porównywać się badania różnych innych mechanizmów routingu w sieciach LEO (niekoniecznie optymalnych pod względem przepustowości). Tabela 7: Podsumowanie obciążenia łączy ISL System Shortest-path: maksymalny odnotowany przepływ w łączu ISL f max [jedn. umowne] Shortest-path: średni przepływ w łączach ISL f śr [jedn. umowne] CMCF: maksymalny odnotowany przepływ w łączu ISL f max [jedn. umowne] CMCF: średni przepływ w łączach ISL f aśr [jedn. umowne] Iridium Zmodyfikowana sieć Iridium Teledesic 15,996 9,228 6,967 1,709 1,228 0,186 5,326 5,115 0,655 2,096 1,547 0,260 Shortest-path: wskaźnik efektywności SP [%] 10,7% 13,3% 2,7% CMCF: wskaźnik efektywności CMCF [%] 39,4% 30,2% 39,7% Maksymalny sumaryczny przepływ dla shortest-path (λ MAX-SP), w stosunku do maksymalnego przepływu dla CMCF (λ MAX-CMCF) - korzyść z zastosowania routingu wieloma trasami [%] Maksymalny przepływ CMCF (λ MAX-CMCF) w stosunku do maksymalnego przepływu shortest-path (λ MAX-SP) maksymalna przepustowość sieci dla routingu shortestpath w stosunku do routingu wieloma trasami [%] Liczba przepływów, którą można przenieść za pomocą tras pojedynczych (w stosunku do całkowitej ilości przepływów [%] 300% 180% 1064% 33% 56% 9,4% 91% 93% 90,5% Przedstawione wyniki wydają się wystarczające, by stwierdzić następujące dwa fakty: Zastosowanie w niskoorbitowych sieciach satelitarnych protokołów routingu wielościeżkowego zapewnia zrównoważenie rozkładu obciążenia sieci: o w wypadku routingu shortest-path, rozkład przepływów, tj. obciążeń łączy ISL, jest bardzo nierównomierny: większość łączy w sieci jest obciążona w bardzo niewielkim stopniu i niewielka liczba łączy jest mocno obciążona; o w wypadku routingu wieloma trasami większość łączy jest obciążona w stopniu średnim, zaś tylko nieliczne z nich są obciążone skrajnie (najbardziej i najmniej). Zastosowanie w niskoorbitowych sieciach satelitarnych protokołów routingu wielościeżkowego zapewnia poprawę osiąganej przez sieć przepustowości, w stosunku do routingu jedną, najkrótszą trasą: o największe korzyści widoczne są dla gęstej topologii sieci, w której istnieje wiele łączy ISL, które mogą zostać wykorzystane dla

146 5.8 Podsumowanie przeprowadzenia tras alternatywnych korzyść dla sieci Teledesic to ponad 10-krotne zwiększenie przepustowości sieci ISL; o istotne korzyści są także widoczne dla nierównomiernych topologii sieci, np. takich, które nie posiadają łączy przez szew korzyść dla sieci Iridium to 3-krotne zwiększenie przepustowości sieci ISL; o stosunkowo najmniejsze korzyści, związane ze zwiększeniem przepustowości, występują dla topologii sieci, które pozwalają na zbudowanie niewielu tras alternatywnych i jednocześnie nie posiadają cech, które zakłócałyby równomierny rozkład tras w routingu shortest-path jednak nawet w zmodyfikowanej sieci Iridium uzyskano prawie dwukrotne zwiększenie przepustowości sieci. W pracy przytoczono także teoretyczne ograniczenie, z którego wynika, że ruch znakomitej większości połączeń mógłby zostać skierowany tylko jedną trasą bez utraty wymienionych korzyści. Mniej niż 10% połączeń może wymagać rozłożenia ruchu na więcej niż jedną trasę. Ponadto, można dodać, że korzystna i równomierna charakterystyka obciążenia łączy ISL jest dla routingu wielościeżkowego niezależna od topologii sieci kształt charakterystyk był bardzo zbliżony dla wszystkich badanych sieci: łącza przez szew w sieci satelitarnej mają bardzo istotne znaczenie dla routingu shortest-path ich dodanie pozwala o ponad 40% zmniejszyć maksymalne obciążenie łączy (lub zwiększyć przepustowość sieci), w wypadku routingu wielościeżkowego, dodatkowe łącza przez szew nie mają już tak wielkiego znaczenia w analizowanym przypadku, ich dodanie obniżyło maksymalne obciążenie łączy jedynie o niecałe 4% (w dodatku, gęstość dodanych łączy przez szew była taka sama, jak gęstość całej sieci w rzeczywistości, np. w sieci Teledesic, z przyczyn technicznych, gęstość łączy przez szew jest mniejsza, a więc wtedy można spodziewać się jeszcze mniejszej różnicy). Tak więc, pokazano powyżej, że wybór protokołu routingu ma nawet znaczenie dużo większe niż rozbudowywanie sieci o tak trudny technicznie do wykonania element, jakim są łącza ISL utrzymywane przez szew

147

148 6 Analiza opóźnień w sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Jednym z najważniejszych wskaźników jakości działania sieci jest oczekiwane opóźnienie pakietu. Jego znaczenie było już analizowane w rozdziale 4, w kontekście pojedynczych łączy. W szczególności, w rozdziale 4.3 analizowano wpływ obciążenia łączy na wielkość opóźnienia. W tym rozdziale przedstawione są badania opóźnień w kontekście całej sieci, przy różnych jej obciążeniach oraz przy różnych sposobach kierowania ruchem. 35 Brane są pod uwagę trzy, wspomniane już wcześniej, algorytmy kierowania ruchem: kierowanie ruchu jedną najkrótszą trasą: algorytm shortest-path (patrz dokładny opis algorytmu w rozdziale ), kierowanie ruchu wieloma trasami, tak aby jak najbardziej zwiększyć przepustowość sieci (sumaryczny przepływ): algorytm CMCF (patrz dokładny opis algorytmu w rozdziale ), kierowanie ruchu wieloma trasami, uwzględniając koszty propagacji oraz ograniczoną przepustowość sieci: algorytm MCMCF (patrz dokładny opis algorytmu w rozdziale ) dokładniejsze wyjaśnienie, dlaczego algorytm ten może być zastosowany, przedstawiono w rozdziale Porównując powyższe algorytmy kierowania ruchem, można spodziewać się, że: przy dużych obciążeniach łączy, kierowanie ruchu w sposób, który zrównoważy obciążenia sieci (wieloma trasami), może przynieść korzyści w postaci zmniejszonego opóźnienia pakietu (lub jego utraty, uwzględniając opóźnienie rosnące do nieskończoności), przy małych obciążeniach łączy, kierowanie ruchu jedną trasą o najkrótszym czasie propagacji będzie wystarczające. Jak wspomniano we wstępie do rozdziału 5, badania dotyczące obciążeń (a tym samym często opóźnień) w sieciach LEO były już prowadzone wcześniej przez innych badaczy. Jednak badania te nie dotyczyły bezpośrednio działających lub proponowanych sieci LEO lub wykonywane były przy innych, upraszczających założeniach. Ten rozdział ma za zadanie odpowiedzieć na pytanie, czy operator musi liczyć się ze zwiększeniem wprowadzanego opóźnienia, jeżeli chciałby zwiększyć przepustowość swojej sieci przy zastosowaniu mechanizmów kierujących ruch wieloma trasami, a także w jakich sytuacjach kierowanie ruchu wieloma trasami pozwala te opóźnienia zmniejszyć. 35 Badania przedstawiane w tej pracy wykonano przy użyciu serwerów obliczeniowych dużej mocy udostępnionych przez Centrum Informatyczne Trójmiejskiej Akademickiej Sieci Komputerowej (CI TASK)

149 6 Analiza opóźnień w sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem 6.1 Metoda przeprowadzenia badań Opisaną w rozdziale 5.1 aplikację rozszerzono tak, aby była możliwa analiza opóźnień, których doświadczają pakiety w sieci. Schemat analizy przy użyciu aplikacji analitycznej jest następujący: 1) Aplikacja ta korzysta z serii topologii sieci widoków uchwyconych w losowo wybranych momentach czasu, tak jak to zostało przedstawione poprzednio. Dla każdego widoku: 2) Aplikacja wyznacza wielkość ruchu pomiędzy poszczególnymi regionami globu i określa żądane przepływy pomiędzy satelitami LEO, zgodnie z modelem opisanym w rozdziale 5.3.1, 3) Aplikacja oblicza reguły routingu, zgodnie z zadanym algorytmem wyboru tras uwzględniono trzy najbardziej interesujące algorytmy: shortest-path, CMCF oraz MCMCF, 4) Reguły routingu są wykorzystywane, aby obliczyć obciążenia poszczególnych łączy ISL, 5) Znając obciążenia łączy ISL, aplikacja wyznacza przy użyciu modelu M/M/1 opóźnienia kolejkowania i wykorzystuje je, aby obliczyć ostateczne opóźnienia doświadczane przez pakiety (a więc uwzględniane są opóźnienia transmisyjne, propagacji i kolejkowania). Powyższa procedura analizy sieci jest zgodna z teorią Jacksona (ang. Jackson network) dla otwartych sieci kolejek (ang. open queuing network) patrz np. [Bolch06]. Zgodnie z tą teorią, jeżeli spełnione są określone założenia początkowe, stan poszczególnych kolejek w sieci może być rozpatrywany niezależnie od siebie, bo każda kolejka jest niezależnym systemem M/M/1. Wspomniane powyżej założenia są następujące: zakładana jest tylko jedna klasa ruchu, dyscyplina kolejkowa to FIFO, pojemność kolejek jest nieograniczona (tak jak w modelu M/M/1), czasy obsługi zdarzeń są opisane rozkładem wykładniczym (tak jak w modelu M/M/1), każdy z węzłów sieci może być źródłem poissonowskiego strumienia zdarzeń wpływającego do sieci, podobnie, zdarzenia mogą opuszczać sieć w dowolnych węzłach. W analizowanym przypadku założenia te są spełnione. Model ruchu oraz model sieci branych pod uwagę są takie same jak w rozdziale poprzednim patrz opisy w rozdziale 5.3. W związku tym, kolejny rozdział (tj. rozdział 6.2) opisuje jedynie sposób, w jaki przeprowadzana została analiza opóźnień. Warto zwrócić szczególną uwagę na założenie, że strumień danych jest strumieniem Poissona patrz rozdział

150 6.2 Analiza opóźnień 6.2 Analiza opóźnień W rozdziale tym omówiono sposób przeprowadzania badań dotyczących charakterystyk opóźnienia pakietów wyjaśniono, jakie wielkości badano i dlaczego. Bardzo istotna jest tutaj treść podrozdziału (strona 154), gdyż uzasadniono tam kiedy i dlaczego można pominąć opóźnienia kolejkowania podczas wyznaczania tras, co miało miejsce w dalszych badaniach. Wyniki tych badań dla poszczególnych sieci przedstawiono w rozdział 6.3 (strona 158) Opóźnienie dla pary satelitów Jak już wspomniano powyżej w rozdziale 6.1, w celu analizy opóźnień, aplikację analityczną rozbudowano o możliwość obliczenia średniego opóźnienia dla każdej pary węzłów (satelitów), przy uwzględnieniu obciążenia każdego pojedynczego łącza ISL leżącego na trasie, po której ruch miał być przesyłany. Uzyskana wartość opóźnienia uwzględnia jedynie sieć łączy ISL między satelitami łączność między satelitą a terminalem naziemnym, która będzie wprowadzać dodatkowe opóźnienia, została pominięta. Opóźnienie dla pakietu przesyłanego pomiędzy parą satelitów jest opisane wzorem (4-1) strona 94. Opóźnienie to jest sumą wszystkich składników, które zostały już opisane w rozdziale 4.1: Opóźnienia propagacji T P, Opóźnienia transmisji T T, Opóźnienia obsługi T W, Opóźnienia kolejkowania T Q. Poszczególne składniki opóźnienia modelowano w następujący sposób: opóźnienia propagacji modelowane są przez aplikację bazując na fizycznej odległości między komunikującymi się satelitami d e i na prędkości światła, oznaczanej jako c; opóźnienia transmisji także uwzględniane są w oparciu o założone: przepustowość łączy ISL (oznaczaną jako C) oraz średnią długość pakietu (oznaczaną jako p); opóźnienia obsługi nie były modelowane przyjęto, że są one pomijalnie małe, w stosunku do opóźnienia całkowitego: opóźnienia całkowite na trasie pakietu to kilkadziesiąt milisekund, podczas gdy obsługa pojedynczego pakietu w obecnie spotykanych urządzeniach liczona jest w mikrosekundach 36 ; w dodatku, bardzo często część tej obsługi może być wykonywana w czasie, gdy pakiet czeka w kolejce nadawczej, co oznacza, że ten dodatkowy czas obsługi można częściowo ukryć; opóźnienia kolejkowania modelowane są przy założonej: przepustowości C łączy ISL oraz średniej długości pakietu p (parametry potrzebne dla modelu kolejkowego M/M/1 patrz niżej); dodatkowym parametrem, pomijanym tutaj, 36 Wspomniane czasy obsługi występują w urządzeniach sieciowych opartych na procesorach sieciowych serii IXP23xx, IXP24xx i IXP28xx firmy Intel, dla których autor pracy projektował oprogramowanie sieciowe

151 6 Analiza opóźnień w sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem ale zazwyczaj niezbędnym w praktyce, jest pojemność bufora (maksymalna długość kolejki), oznaczana jako K (parametr wykorzystywany w modelu M/M/1/K). Na potrzeby modelowania, założono poissonowski strumień danych: interwały między nadchodzącymi pakietami oraz ilość danych w każdym pakiecie opisane są odpowiednio rozkładem wykładniczym oraz geometrycznym. Uzasadnienie, że takie założenie jest racjonalne, można znaleźć w rozdziale Aby określić opóźnienia kolejkowania, przyjęto model systemu kolejkowego M/M/1 (patrz [Kleinrock75], [Konorski82] oraz [Bolch06]). Dla modelu M/M/1, średnie opóźnienie pakietu dla pojedynczego łącza e, oznaczone przez T e, można wyrazić zależnością: d p e p d p T e TP TQ TT. (6-1) c C 1 ) C c C(1 ) ( e e Obciążenie łącza e oznaczone jest we wzorze (6-1) przez ρ e. Obciążenie jest oczywiście sumarycznym natężeniem ruchu w danym łączu w stosunku do jego przepustowości C. Ze względu na właściwości strumienia Poissona, natężenie sumaryczne jest sumą natężeń strumieni składowych. Dla każdej pary satelitów s i d, średnie opóźnienie dla ruchu między tymi satelitami T s,d jest sumą opóźnień, których pakiety doznają na wszystkich łączach pośrednich, w zależności od liczby pakietów przesyłanych danym łączem (średnia ważona): T s, d e E f s, d ( e) T. (6-2) s, d W powyższym wzorze λ s,d oznacza intensywność strumienia danych przesyłanych pomiędzy satelitami s i d, zaś f s,d (e) odnosi się do natężenia ruchu przesyłanego danym łączem e (w wypadku routingu jedną trasą obie te wartości są zawsze równe). Warto podkreślić, że powyższe zależności mają zastosowanie jedynie przy licznych założeniach, z których najważniejsze to (za [Kasprzak97]): wszystkie strumienie w sieci są stacjonarnymi strumieniami Poissona, wszystkie strumienie są statystycznie niezależne, losowe długości pakietów mają rozkład wykładniczy (geometryczny), chwile pojawiania się pakietów są statystycznie niezależne, pojemności pamięci buforowych (kolejek) w węzłach są nieskończone. Założenia te nie są nigdy w praktyce w pełni spełnione. Badania rzeczywistych sieci pokazują jednak, że założenia te są bliskie spełnienia dla sieci łączących wiele strumieni danych (ang. multiplexing). O takich sieciach mówimy w tej pracy. Można więc przeprowadzić analizę w oparciu o powyższe założenia i spodziewać się, że wyciągnięte wnioski będą miały przełożenie na systemy rzeczywiste. Ponadto, należy podkreślić, że zastosowanie formuły (6-1) dla wszystkich łączy na trasie od satelity s do d (a nawet dla wszystkich łączy w sieci) jest możliwe tylko dlatego, że początkowy strumień danych pozostaje strumieniem Poissona po przejściu przez kolejne kolejki i łącza. Twierdzenie to jest także podstawą teorii Jacksona (ang. Jackson network) dla otwartych sieci kolejek (ang. open queuing network) patrz opis w rozdziale 6.1. e

152 6.2 Analiza opóźnień Z (6-2) wynika dosyć oczywisty fakt, że jeżeli choć jedno łącze w systemie zostanie obciążone maksymalnie, to opóźnienie, którego pakiety doświadczają w tym łączu wzrasta do nieskończoności, tym samym, średnie opóźnienie w całej sieci rośnie do nieskończoności. W praktyce, gdy długość kolejek w węzłach nie jest nieskończona ze względu na ograniczone pojemności buforów, zamiast nieskończonego opóźnienia występują straty pakietów. W rzeczywistych sieciach, z powodu ograniczonej pojemności buforów w węzłach sieci, następują straty pakietów. Sytuację taką pominięto powyżej stosując model systemu kolejkowego M/M/1. Można jednak, dla porównania, przyjąć model systemu kolejkowego M/M/1/K, który uwzględnia fakt, iż długość kolejek w węzłach jest ograniczona pojemnością buforów i z tego powodu następują straty pakietów (dokładna definicję modelu M/M/1/K można znaleźć w książce [Kleinrock75]). Stosując ten model, średnie opóźnienie pakietu dla pojedynczego łącza można wyrazić następującą zależnością: K 1 de p 1 e ( K 1) e (1 e) T e. (6-3) c C (1 ) (1 ) e Wartość K to maksymalna długość kolejki nadawczej (pojemność bufora), wyrażona jako liczba pakietów, zaś d e to długość łącza e. W praktyce, pojemność bufora jest zazwyczaj dobierana tak, aby pomieścić dane na określony okres czasu, więc jest liniowo zależna od C/p. Z kolei, zgodnie z modelem M/M/1/K, prawdopodobieństwo utraty pakietu w tym łączu (nadal przy założeniu ρ e <1) można wtedy określić następująco: K K K e e (1 e) p K. 1 (6-4) 1 K e Zależności (6-3) i (6-4) są wygodne do zastosowania w wypadku analizy pojedynczego łącza. Jednak ich zastosowanie w wypadku analizy rozbudowanej sieci powoduje już spore trudności, szczególnie ze względu na konieczność uwzględnienia faktu, że część danych jest w łączach w międzyczasie tracona. Ponadto, ponieważ w szerokim zakresie obciążenia prawdopodobieństwo utraty pakietu jest pomijalnie małe (przy założonych w racjonalny sposób opisany dalej wartościach C, p i K), obydwa modele dają takie same wyniki numeryczne patrz Rysunek 65 oraz Rysunek 66 (strona 155). Różnice w wynikach bezwzględnych są zauważalne dopiero przy obciążeniach łączy bliskich 1. Ponieważ jednym z najważniejszych celów stawianym w tej pracy przed algorytmami kierowania ruchem jest zapobieżenie takiej właśnie sytuacji, w dalszej analizie może być z powodzeniem stosowany model M/M/1 jako prostszy. Ze względu na właściwości strumienia Poissona, natężenie sumaryczne jest sumą natężeń strumieni składowych. Zakładamy jednocześnie, że natężenie sumarycznego strumienia danych dla każdego łącza nie może przekroczyć jego przepustowości Opóźnienie średnie i maksymalne dla danej topologii sieci W rozdziale tym przeanalizowano opóźnienie średnie w sieci, oznaczane przez T Śr. Opóźnienie średnie T Śr w sieci to średnia ważona średnich opóźnień T s,d dla wszystkich strumieni danych przesyłanych pomiędzy parami satelitów końcowych s i d. Wagą używaną przy liczeniu średniej jest oczywiście ilość danych związanych z tym strumieniem. Opóźnienie średnie można jednak też obliczyć skupiając się na

153 6 Analiza opóźnień w sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem pojedynczych łączach w sieci (pomijając przyporządkowanie danych do poszczególnych strumieni ruchu): gdzie: s, d V T Śr s d s, d V s, d T s, d e E f ( e) T e 1 e E 1 e e, (6-5), jest natężeniem sumarycznego strumienia pakietów wprowadzanych do sieci (czyli sumą natężeń wszystkich strumieni w sieci), f(e) to całkowity przepływ w łączu e E, Warto dodać, że w rozdziale tym będzie też badane odchylenie od wartości średniej. Jednak inne, również ważne metryki związane z opóźnieniem nie są tu analizowane. Na przykład, opóźnienie maksymalne dla każdego strumienia wieloskładnikowego nie jest w tej pracy określone jednoznacznie. Podczas badań algorytmów kierujących ruch wieloma trasami określano jedynie, którymi łączami i ile ruchu z danego strumienia wieloskładnikowego powinno być przenoszone. Wybór konkretnych ścieżek w ramach strumienia wieloskładnikowego może zostać dokonany z dużą dowolnością. Rysunek 64 przedstawia to zagadnienie na schemacie. C A B D E G Rysunek 64: Ilustracja dowolności w wyborze ścieżek Załóżmy, że do przenoszenia ruchu z węzła A do G powinny być wykorzystane wszystkie pokazane łącza. Można powiedzieć, że ruch A G jest przenoszony dwiema ścieżkami: A B D E G (kolor czerwony na rysunku) A C D F G (kolor zielony na rysunku) F

154 6.2 Analiza opóźnień Jednak równie dobrze mogą to być następujące 4 ścieżki 37 : A B D E G A B D F G A C D E G A C D F G Niezależnie od wyboru ścieżek, obciążenia pokazanych łączy ISL będą takie same. Podobnie, opóźnienie T s,d dla tego strumienia wieloskładnikowego byłoby takie samo niezależnie od wyboru ścieżek. Natomiast opóźnienia minimalne i maksymalne, doświadczane przez pakiety przesyłane pomiędzy tymi węzłami, zależą już od sposobu wyboru konkretnych, pojedynczych ścieżek. Analiza opóźnień wprowadzanych przez takie pojedyncze ścieżki miałaby jednak małe znaczenie w tej pracy. Oderwana byłaby od zapotrzebowania generowanego pomiędzy daną parą satelitów (ilości ruchu przenoszonego przez każdą pojedynczą ścieżkę) np. jeżeli taka pojedyncza ścieżka przenosi jedynie 1% ruchu całego strumienia wieloskładnikowego to jej istnienie ma małe znaczenie. Z tego względu zdecydowano się ograniczyć do obserwacji wartości średniej Opóźnienia zmienne w czasie Opisana we wcześniejszym rozdziale metoda obliczenia opóźnienia średniego T Śr zakłada ustaloną topologię sieci satelitarnej, tj. widok (ang. snapshot). W rzeczywistości, topologia sieci zmienia się w sposób ciągły i co się z tym wiąże obciążenia łączy oraz opóźnienia kolejkowania również są zmienne w sposób ciągły. Ponieważ jednak prowadzone badania opierają się na analizie serii topologii sieci w losowo wybranych momentach czasu (patrz opis w rozdziale 5.4.2), zdecydowano się na zaprezentowanie (w kolejnych rozdziałach) wartości średniej opóźnienia uśrednionej w czasie, oznaczanej dalej jako T TŚr (ρ,alg), zależnej od obciążenia sieci ρ oraz algorytmu routingu Alg. Obliczana ona jest jako średnia zdefiniowanych wcześniej wartości T śr dla wszystkich analizowanych topologii sieci. Wskaźnik ten pokazuje opóźnienie, jakiego zazwyczaj można się spodziewać. Trzeba mieć także świadomość, że prezentowane w ten sposób charakterystyki mają na celu ocenę działania segmentu satelitarnego sieci (podsystemu łączy ISL). Nie będą one oddawać charakterystyk widocznych dla użytkownika końcowego, np. dlatego, że nie uwzględniają wpływu łączności GSL między satelitą a terminalem naziemnym. Może się też zdarzyć, że dana para terminali naziemnych położonych blisko siebie będzie w pewnym momencie znajdować się w zasięgu tego samego satelity, czyli nie będzie korzystać z łączności ISL, natomiast w innym momencie te same terminale mogą znajdować się w zasięgu dwu satelitów znajdujących się, np. po przeciwnych stronach szwu, czyli łącza ISL będą wykorzystywane bardzo intensywnie (w wypadku sieci Iridium, taki ruch będzie musiał być przesyłany nad biegunami Ziemi). Tego rodzaju zmienności nie analizowano w tej pracy. 37 Można w tym miejscu dodać, że w tej pracy nie jest jednoznacznie określona odpowiedź na dosyć naturalne pytanie: iloma ścieżkami przesyła się ruch pomiędzy daną parą satelitów?. Rysunek 64 przedstawia bardzo prosty scenariusz, ale w rzeczywistości może to być dużo bardziej złożona sytuacja patrz np. Rysunek 56 na stronie 121. Jednak w rozdziale podano górne ograniczenie liczby ścieżek, pochodzące z pracy [Pioro04], koniecznej do przesłania ruchu w określonym scenariuszu.. Podobne zagadnienie porusza z resztą rozdział

155 6 Analiza opóźnień w sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Porównanie składników opóźnienia Mając na uwadze doświadczenia i wnioski opisane w rozdziale 4, warto się zastanowić, jaki udział w całkowitym opóźnieniu ma każdy z jego składników, widocznych w zależności (6-1) Opóźnienie propagacji Opóźnienie propagacji jest stałe i niezależne od rodzaju ruchu czy obciążenia łączy. Fizyczną długość d pojedynczego łącza ISL w ramach jednej orbity, tym samym opóźnienie propagacji T P dla tego łącza, można bardzo łatwo obliczyć znając liczbę satelitów na orbicie S oraz wysokość orbity h (a także promień Ziemi R): d 2 ( R h) sin( / S) T P. (6-6) c c Odległość pomiędzy satelitami na sąsiednich orbitach jest zmienna i zależy od projektu sieci. Dla konstelacji polarnych, takich jak Iridium lub Teledesic, odległość pomiędzy dwoma satelitami na sąsiednich orbitach zależy od liczby orbit P oraz szerokości geograficznej na jakiej te satelity są połączone łączem ISL, oznaczanej dalej jako lat. W takich konstelacjach łącza ISL muszą być wyłączane w pobliżu biegunów. Graniczna szerokość geograficzna, poza którą łącza są wyłączane, zależy oczywiście od konkretnej sieci. Jednak rozsądnym założeniem może być, że granicą tą jest 60 szerokości geograficznej (północnej i południowej). Dolne ograniczenie długości łącza ISL, a więc i opóźnienie propagacji T P, może więc zostać zapisane jako: 2 ( R h) sin( ) cos( lat) T 2 P P. c (6-7) W przypadku konstelacji satelitarnych o pochylonych orbitach, jak np. Celestri, łącza ISL nie są wyłączane. W takiej konstelacji odległość pomiędzy satelitami na sąsiednich orbitach jest zależna głównie od kąta pochylenia orbity φ. Dolne ograniczenie tej odległości, tym samym opóźnienie propagacji T P, można oszacować następująco: 2 ( R h) sin( ) sin( ) T 2 P P. c (6-8) Mając powyższe na uwadze, długości najkrótszego łącza ISL d min, a także najmniejsze opóźnienia propagacji w sieciach można oszacować następująco: dla sieci Iridium: d min = 4033 km, T P = 13,454 ms (łącze pomiędzy satelitami na tej samej orbicie), dla sieci Teledesic: d min = 2024 km, T P = 6,751 ms (łącze pomiędzy satelitami znajdującymi się na szerokości 60, na sąsiednich orbitach), dla sieci Celestri: d min = 2572 km, T P = 8,581 ms (łącze pomiędzy satelitami znajdującymi się na sąsiednich orbitach). Powyżej zaprezentowano wyniki dla najkrótszych łączy w sieci, z których wynika że najmniejsza wartość opóźnienia propagacji jakiej można się spodziewać to 6,751 ms. Wartość tą przyjęto dla potrzeb dalszych rozważań w tym rozdziale. Nie należy jednak zapominać, że większość łączy w tych sieciach będzie miała większą długość, co zostanie wzięte pod uwagę przy wciąganiu końcowych wniosków

156 Opóźnienie *ms+ 6.2 Analiza opóźnień Opóźnienie kolejkowania Opóźnienie kolejkowania związane z pojedynczym łączem e zależy od obciążenia tego łącza ρ e, ale też od przepustowości łącza C i średniej długości pakietu p patrz wyrażenie (4-2) w rozdziale 4.2 oraz wyrażenie (4-6) w rozdziale 4.3. Stosunek C/p można określić jako przepustowość łącza wyrażoną w pakietach na jednostkę czasu (sekundę). W modelu M/M/1 wartość ta bywa także nazywana szybkością obsługi (ang. service rate) i oznaczana jako µ. Dla potrzeb tej analizy przyjmijmy wartość przepustowości łączy ISL C = 100 Mb/s. Będzie to wartość, dla której stosunek C/p jest wyjątkowo mały (w rzeczywistej sieci szerokopasmowej wartość C byłaby z pewnością dużo większa niż 100 Mb/s). Rozumując w podobny sposób można przyjąć średnią długość pakietu p = 400 bajtów. Zgodnie bowiem z wynikami przedstawionymi w [Thompson97], krótkookresowa średnia długość pakietu łączach sieciach szkieletowych w Internecie waha się między 175 a 400 bajtów, ze średnią całkowitą na poziomie około 354 bajtów; podobne statystyki dotyczące długości pakietów w Internecie udostępnione zostały w między innymi w [PacketSizes], [Cano01] oraz [Fraleigh03]. Wartość 400 bajtów można uznać za wyjątkowo dużą wartość, co będzie miało znaczenie przy wyciąganiu końcowych wniosków Opóźnienie transmisji Opóźnienie transmisji, czyli p/c, jest wartością ustaloną dla danych p i C, niezależną od długości łącza i jego obciążenia. Dla p = 400 bajtów i C = 100 Mb/s, opóźnienie transmisji T T wynosi 32 µs Porównanie składników opóźnienia i wnioski Przy powyższych założeniach, uzyskano wykresy porównujące T Q z T P w zależności od obciążenia łącza patrz Rysunek 65 oraz Rysunek 66 (dla porównania umieszczono dodatkowo wartości obliczone wg modelu M/M/1/K, dla K = 300, co przy C = 100 Mb/s pozwala buforować dane przez czas około 10 ms). Wartość T T nie została umieszczona na wykresie, gdyż jest pomijalnie mała T (opóźnienie kolejkowania dla modelu M/M/1) Q T (opóźnienie propagacji) P T (opóźnienie kolejkowania dla modelu M/M/1/K) Q Gwałtowny skok od zera do nieskooczoności Obciążenie łącza ISL *0-1] Rysunek 65: Sieć Iridium: porównanie składników opóźnienia

157 Opóźnienie *ms+ 6 Analiza opóźnień w sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem T Q (opóźnienie kolejkowania dla modelu M/M/1) T P (opóźnienie propagacji dla najkrótszego spodziewanego łącza) T (opóźnienie kolejkowania dla modelu M/M/1/K) Q Gwałtowny skok od zera do nieskooczoności Obciążenie łącza ISL *0-1] Rysunek 66: Sieć Teledesic: porównanie składników opóźnienia Jak widać, przy przyjętych parametrach, opóźnienie kolejkowania jest w bardzo dużym zakresie obciążeń pomijalnie małe, w stosunku do spodziewanego opóźnienia propagacji. W powyższej analizie zostały przyjęte wartości, dla których stosunek C/p jest wyjątkowo mały. Gdy wartość C/p rośnie, a tego należy się spodziewać w wypadku sieci szerokopasmowych, to czas propagacji zyskuje jeszcze większe znaczenie (wzrost znaczenia jest liniowy wraz ze wzrostem C/p). Przyjmując więc nawet skrajne wartości C i p, zaprezentowane powyżej, opóźnienia propagacji stanowią więcej niż 90% opóźnienia całkowitego dla obciążeń łącza w zakresie do ρ e = 0,9. Stosując terminologię wprowadzoną w rozdziale 4, można powiedzieć, że sieć łączy ISL jest ograniczona opóźnieniem w praktycznie całym zakresie obciążenia nawet dla obciążeń ρ e = 0,99, przy przyjętych parametrach. Dopiero powyżej tej granicy, czyli dla obciążenia bliskiego 1, opóźnienia kolejkowania nabierają znaczenia. Jednakże w całej sieci tylko jedno łącze ISL jest obciążone maksymalnie, a większość łączy jest obciążona w dużo mniejszym stopniu (porównaj rozkłady obciążenia pokazane w rozdziale 5). Oznacza to, że na tych wszystkich innych łączach, opóźnienia kolejkowania są pomijalne nawet, gdy obciążenie sieci (najbardziej obciążonego łącza) sięga ρ e = 1. A więc, w skali całej sieci, gdy uwzględniane są trasy o długości większej niż jedno łącze, opóźnienia kolejkowania tracą jeszcze bardziej na znaczeniu nawet w tak skrajnej sytuacji, gdy obciążenie sięga 1. Tymczasem, oczywiste jest, że sieć LEO w praktyce nie może być projektowana przy założeniu obciążenia dokładnie równego 1 (zobacz też dyskusję w rozdziale 5.3.1). Konieczne jest pozostawienie całkiem znacznego zapasu pojemności łączy, szczególnie ze względu na niedokładność estymacji oczekiwanego obciążenia sieci przez użytkowników, zmienność ruchu w czasie, oraz możliwości przyszłego rozwoju na podstawie [Mauz02] oraz [Cisco07], można w dużym uproszczeniu przyjąć, że odpowiedni zapas powinien wynosić co najmniej 30%, a nawet sięgać wartości 50%. Dodatkowo, choć z pewnością w mniejszym stopniu, projektowane obciążenie sieci musi być mniejsze niż 1, aby uniknąć utraty pakietów ze względu na ograniczone pojemności kolejek w węzłach patrz wyrażenie (6-4). Mając powyższe na uwadze, wnioski z rozdziału 4 można w tym miejscu rozszerzyć: w sieciach ograniczonych opóźnieniem przestaje mieć praktyczny sens stosowanie protokołów routingu, które biorą pod uwagę opóźnienia kolejkowania. Opóźnienia

158 6.2 Analiza opóźnień kolejkowania są w takich sieciach pomijalnie małe. Protokoły takie są zaś dużo bardziej skomplikowane i złożone. Korzyść z ich zastosowania byłaby więc praktycznie niezauważalna (bo protokoły te mogłyby zmniejszyć średnie opóźnienie pakietu jedynie o wartość opóźnienia kolejkowania) a koszty znaczące. W praktyce wystarczy więc, aby protokół brał pod uwagę pojemności łączy ISL (dbał o to, aby łącza te nie zostały przeciążone) 38. W takiej sytuacji, aby uzyskać bardzo dobre przybliżenie optymalnych tras routingu, wystarczające jest zastosowanie algorytmu MCMCF. Algorytm ten bierze pod uwagę koszty związane z opóźnieniem propagacji i transmisji (nie uwzględnia kosztów związanych z kolejkowaniem) oraz uwzględnia ograniczoną przepustowość łączy. Jak pokazano w tym rozdziale, oczekiwana niedokładność takiego podejścia jest praktycznie niemierzalna. Inaczej niż CMCF lub shortest-path, algorytm MCMCF bierze także pod uwagę oczekiwane obciążenie sieci. Tak więc, zestaw tras, wyznaczonych zgodnie z tym algorytmem, ważny jest jedynie dla określonego obciążenia sieci. Dla tej samej topologii sieci, zestaw tras może być różny, dla różnych wartości oczekiwanego obciążenia sieci. 38 Oczywiście, implementacja odpowiednich mechanizmów zarządzania kolejką nadal jest niezbędna. Chwilowe spiętrzenia pakietów w sieci są bowiem nieuniknione ze względu na charakter działania źródeł ruchu, w szczególności źródeł TCP patrz np. [Willinger97]

159 Opóźnienie (w jednym kierunku) *ms+ 6 Analiza opóźnień w sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem 6.3 Wyniki badań W tym rozdziale przedstawiono wyniki badań przeprowadzonych dla trzech badanych sieci: Iridium (podrozdział 6.3.1), Teledesic (podrozdział 6.3.2) oraz zmodyfikowana sieć Iridium (podrozdział 6.3.3) Iridium Rysunek 67 przedstawia charakterystyki opóźnienia określone w rozdziale i w rozdziałach wcześniejszych. Przedstawione są na nim zależności T TŚ od znormalizowanego obciążenia sieci (wartość 1 oznacza obciążenie, przy którym, dla algorytmu CMCF, w dowolnym momencie, którekolwiek z łączy ISL zostało obciążone w 100% tj. wartość obciążenia znormalizowano względem wartości f max (a więc też λ MAX-CMCF ) uzyskanej dla tej sieci w rozdziale Przedziały ufności dla poziomu 95,5% są na wykresach niewidoczne Przepływnośd przy routingu shortest-path wynosi jedynie ok.33% przepływności CMCF Opóźnienie śr. CMCF Opóźnienie śr. shortest-path Opóźnienie śr. MCMCF Gwałtowny skok do nieskooczoności Obciążenie sieci [0-1] Rysunek 67: Sieć Iridium: Opóźnienia w sieci ISL uśrednione w czasie Otrzymane wykresy są zgodne z oczekiwaniami: przepustowość sieci przy routingu shortest-path sięga jedynie ok. 0,33 przepustowości, którą można uzyskać stosując algorytmy routingu wieloma ścieżkami (porównaj wyniki, które przedstawia Tabela 7 na stronie 144); przy obciążeniach znormalizowanych przekraczających granicę ok. 0,3, opóźnienia dla routingu shortest-path stają się coraz większe przy 0,33 rosną raptownie do nieskończoności, przy małych obciążeniach sieci (do granicy około 0,3), routing MCMCF daje takie same wyniki jak routing shortest-path tabele routingu wyznaczone przez te algorytmy są identyczne, przy dużych obciążeniach sieci (zbliżających się do 1), opóźnienia dla routingu MCMCF stopniowo rosną, aby zrównać się z opóźnieniami dla routingu CMCF,

160 Udział opóźnienia kolejkowania [%] 6.3 Wyniki badań w przypadku wszystkich algorytmów, opóźnienia są prawie niezależne od obciążenia, aż do granicy, przy której bardzo gwałtowanie rosną do nieskończoności; granica ta wypada wtedy, gdy jedno z łączy ISL zostanie obciążone w stopniu bliskim 1, niezależność opóźnień średnich od oferowanego obciążenia jest większa niż charakterystyk opóźnień dla pojedynczego łącza ISL, tj. wartość średnia rośnie więc do nieskończoności bardziej gwałtownie, dopiero gdy jedno z łączy zostanie przeciążone; dzieje się tak ponieważ duża ilość łączy jest obciążona w dużo mniejszym stopniu niż łącze najbardziej obciążone. Warto zwrócić uwagę, że dla nieobciążonej sieci, opóźnienia dla algorytmu CMCF są większe od opóźnień MCMCF (czy shortest-path): T TŚr (0,CMCF) / T TŚr (0,MCMCF) = 1,29; W ten sposób widać, że zastosowanie tabel routingu wyznaczonych przez algorytm CMCF (tabele te są niezależne od oczekiwanego obciążenia sieci, więc ich obsługa i implementacja jest znacznie prostsza) zamiast tabel wyznaczonych przez MCMCF, może prowadzić do opóźnień znacząco gorszych. W pewnych sytuacjach może to jednak być rozwiązanie uzasadnione, ze względu na większą prostotę. Rysunek 68 przedstawia udział opóźnienia kolejkowania w wartości całkowitego opóźnienia. Wartość obciążenia na osi odciętych znormalizowano względem wartości f max (a więc też λ MAX-CMCF ) uzyskanej dla tej sieci w rozdziale % 2.5% 2.0% Opóźnienie kolejkowania dla CMCF *%+ Opóźnienie kolejkowania dla shortest-path [%] Opóźnienie kolejkowania dla MCMCF *%+ 1.5% 1.0% 0.5% 0.0% Obciążenie sieci [0-1] Rysunek 68: Sieć Iridium: Udział opóźnienia kolejkowania w opóźnieniu całkowitym Tak jak należało się spodziewać, opóźnienia kolejkowania stanowią bardzo niewielką część opóźnienia całkowitego nawet dla skrajnie niekorzystnych pod tym względem parametrów przyjętych w tej pracy (przepustowość łączy wynosi 100 Mb/s, średnia wielkość pakietu to 400 bajtów). Wartość ta jest górną granicą błędu popełnianego z powodu nieuwzględnienia opóźnień kolejkowania przez algorytm MCMCF. Należy się spodziewać, że w rzeczywistych sieciach szerokopasmowych udział kolejkowania będzie jeszcze mniejszy, bo łącza ISL będą miały przepustowość większą niż 100 Mb/s. Rachunek jest w tym wypadku bardzo prosty np. dziesięciokrotne zwiększenie przepustowości łączy ISL (do 1 Gb/s) będzie skutkowało dziesięciokrotnym zmniejszeniem udziału opóźnień kolejkowania dla danego poziomu obciążenia

161 Opóźnienie (w jednym kierunku) *ms+ 6 Analiza opóźnień w sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Teledesic Rysunek 69 przedstawia wartości T TŚr w zależności od znormalizowanego obciążenia sieci, dla różnych algorytmów kierowania ruchem. Wartość obciążenia na osi odciętych znormalizowano względem wartości f max (a więc też λ MAX-CMCF ) uzyskanej dla tej sieci w rozdziale Przepływnośd przy routingu shortest-path wynosi jedynie ok.9,4% przepływności CMCF Opóźnienie śr. CMCF Opóźnienie śr. shortest-path Opóźnienie śr. MCMCF Gwałtowny skok do nieskooczoności Obciążenie sieci [0-1] Rysunek 69: Sieć Teledesic: Opóźnienia w sieci ISL uśrednione w czasie W tym wypadku również wykres jest zgodny z oczekiwaniami, przy czym granica pojemności sieci dla algorytmu shortest-path wynosi jedynie ok. 9,4% obciążenia znormalizowanego. Wnioski, które można wyciągnąć z wykresu są analogiczne, jak dla sieci Iridium. Jak widać, różnica między opóźnieniami dla routingu CMCF i MCMCF jest w tym wypadku nieco większa niż w sieci Iridium. Dla nieobciążonej sieci: T TŚr (0,CMCF) / T TŚr (0,MCMCF) = 1,60; Różnice te są większe, ponieważ liczba łączy ISL przypadających na pojedynczego satelitę jest dwukrotnie większa niż w sieci Iridium. Algorytm CMCF jest więc w stanie znaleźć dużo większą liczbę tras dużo dłuższych, niż to było w wypadku sieci Iridium. Pozwala to ponad 10-krotnie zwiększyć przepustowość sieci w stosunku do algorytmu shortest-path, ale jednocześnie oznacza, że oczekiwane opóźnienie będzie odpowiednio większe

162 Udział opóźnienia kolejkowania [%] 6.3 Wyniki badań Rysunek 70 przedstawia udział opóźnienia kolejkowania w wartości całkowitego opóźnienia. Wartość obciążenia na osi odciętych znormalizowano względem wartości f max (a więc też λ MAX-CMCF ) uzyskanej dla tej sieci w rozdziale % 2.5% 2.0% Opóźnienie kolejkowania dla CMCF *%+ Opóźnienie kolejkowania dla shortest-path [%] Opóźnienie kolejkowania dla MCMCF *%+ 1.5% 1.0% 0.5% 0.0% Obciążenie sieci [0-1] Rysunek 70: Sieć Teledesic: Udział opóźnienia kolejkowania w opóźnieniu całkowitym Jak należało się spodziewać, w sieci Teledesic opóźnienia kolejkowania mają nieco większy udział w wartościach opóźnienia całkowitego niż w poprzednim wypadku. Dzieje się tak dlatego, że długość łącza jest mniejsza (opóźnienie propagacji dla pojedynczego łącza jest mniejsze). Niemniej jednak jest to nadal wartość akceptowalna, szczególnie zważywszy, że przyjęto skrajnie niekorzystne pod tym względem długości pakietów i przepustowości łącza należy się spodziewać, że udział ten byłby co najmniej dziesięciokrotnie mniejszy w nowo powstających sieciach

163 Opóźnienie (w jednym kierunku) *ms+ 6 Analiza opóźnień w sieci dla różnych algorytmów kierowania ruchem Zmodyfikowana sieć Iridium Rysunek 71 przedstawia wartości T TŚr w zależności od znormalizowanego obciążenia sieci, dla różnych algorytmów kierowania ruchem. Wartość obciążenia na osi odciętych znormalizowano względem wartości f max (a więc też λ MAX-CMCF ) uzyskanej dla tej sieci w rozdziale Przepływnośd przy routingu shortest-path wynosi jedynie ok. 55% przepływności CMCF Gwałtowny skok do nieskooczoności Opóźnienie śr. CMCF Opóźnienie śr. shortest-path Opóźnienie śr. MCMCF Obciążenie sieci [0-1] Rysunek 71: Zmodyfikowana sieć Iridium: Opóźnienia w sieci ISL uśrednione w czasie Wykres jest zgodny z oczekiwaniami i wnioski, które można wyciągnąć z wykresu są analogiczne, jak poprzednio. W porównaniu do niezmodyfikowanej sieci Iridium, różnica między opóźnieniami dla routingu CMCF i MCMCF jest nieco większa, gdyż i gęstość sieci jest nieco większa: T TŚr (0,CMCF) / T TŚr (0,MCMCF) = 1,33; Różnica ta jest za to mniejsza niż dla sieci Teledesic, gdyż gęstość sieci też się zmniejszyła. Można więc postawić hipotezę, że omawiana różnica opóźnień zależy od gęstości sieci: im gęstość sieci jest większa, tym różnica też jest większa

164 Udział opóźnienia kolejkowania [%] 6.4 Podsumowanie Rysunek 72 przedstawia udział opóźnienia kolejkowania w wartości całkowitego opóźnienia. Wartość obciążenia na osi odciętych znormalizowano względem wartości f max (a więc też λ MAX-CMCF ) uzyskanej dla tej sieci w rozdziale % 1.5% 1.0% Opóźnienie kolejkowania dla CMCF *%+ Opóźnienie kolejkowania dla shortest-path [%] Opóźnienie kolejkowania dla MCMCF *%+ 0.5% 0.0% Obciążenie sieci [0-1] Rysunek 72: Zmodyfikowana sieć Iridium: Udział opóźnienia kolejkowania w opóźnieniu całkowitym W tym wypadku także opóźnienia kolejkowania są mało znaczące. 6.4 Podsumowanie W rozdziale tym udowodniono tezę, że zastosowanie routingu wieloma trasami pozwala na poprawę osiąganych przez sieć parametrów transmisyjnych, związanych z opóźnieniem pakietu. Przy zastosowaniu routingu wieloma trasami, w określonym zakresie obciążenia sieci, opóźnienia kolejkowania są bliskie zeru. Przy tym samym obciążeniu, dla routingu jedną trasą, opóźnienia rosną do nieskończoności lub maksimum określonego pojemnością kolejek. W zasadzie, stwierdzenie powyższe ważne jest dla całego zakresu obciążenia sieci, dla którego, przy zastosowaniu algorytmu shortest-path, następuje strata pakietów. Pokazano też, że sieć łączy ISL jest systemem ograniczonym opóźnieniem (termin zdefiniowany w rozdziale 4.4). Konsekwencją tego jest fakt, że opóźnienia kolejkowania są w praktyce pomijalnie małe dla bardzo szerokiego zakresu obciążenia sieci. Wzrost opóźnień kolejkowania następuje dopiero wtedy, gdy jakieś łącze jest już maksymalnie obciążone i dopiero wtedy miałoby sens ich uwzględnianie w praktyce. Sytuacja taka ma miejsce przy obciążeniach powyżej granicy 0,99 i to przy uwzględnieniu skrajnych wartości parametrów, które tę granicę obniżają w praktyce należy się więc spodziewać, że nawet przy obciążeniu 0,99 opóźnienia kolejkowania będą nieznaczące. Tak więc, w praktyce nie ma sensu stosowanie algorytmów lub protokołów uwzględniających opóźnienia kolejkowania. Mając powyższe na względnie, algorytm MCMCF pozwala dla każdego założonego obciążenia sieci osiągnąć rezultaty bliskie optimum. Wyniki MCMCF mogą się różnić od optimum maksymalnie o wartość opóźnienia kolejkowania na danej trasie, a więc w sposób praktycznie nieznaczący

165

166 7 Wykorzystanie różnych ścieżek do przesyłania ruchu o różnych wymaganiach dotyczących opóźnienia 7.1 Wprowadzenie i cel badań W poprzednich rozdziałach pracy zakładane było, że wszystkie pakiety (strumienie danych) są traktowane w ten sam sposób, bo mają takie same oczekiwania jak najmniejsze opóźnienia związane z każdym pakietem. Tymczasem sieci pakietowe coraz częściej odchodzą od takiego prostego traktowania ruchu jako pojedynczych pakietów. Zamiast tego wspierane są strumienie danych o zróżnicowanych wymaganiach QoS. Najpopularniejszą metodą wsparcia tego rodzaju usług jest zróżnicowanie klas ruchu w oparciu o architekturę DiffServ. Sieci LEO w szczególny sposób nadają się do wsparcia tej architektury, bo sieć taka posiada jednego zarządcę i jest jednorodna. Nie występują więc problemy związane z wielokrotnym klasyfikowaniem pakietów, odwzorowaniem klas (ang. mapping), itp., które napotyka się implementując architekturę DifServ w sieciach naziemnych. Dzięki jednorodności, sieć satelitarna LEO nadaje się więc do zaimplementowania mechanizmów DiffServ o wiele lepiej, niż zróżnicowane pod wieloma względami sieci naziemne. Architektura DiffServ jest jednocześnie niezwykle skalowalna i wymaga małych zasobów. Zazwyczaj wsparcie dla tego mechanizmu w sieciach naziemnych jest związane głównie z odpowiednią strategią kolejkowania pakietów w węzłach (choć routing uwzględniający wymagania QoS został zaproponowany w postaci rozszerzeń dla protokołu OSPF przewidzianych w [Guerin97] i [RFC2676] oraz, dla protokołu BGP, w [Jacquenet03]). W kolejnych podrozdziałach rozdziału 7 przedstawione są badania pokazujące, że głównym sposobem implementacji tego mechanizmu w sieciach satelitarnych LEO powinna raczej być odpowiednia strategia kierowania pakietów. Badania te pokazują też, jakie właściwości (wpływ na opóźnienia oraz przepustowość sieci) miałaby optymalna implementacja takiej architektury. 7.2 Założenia Załóżmy, w tym rozdziale, że użytkownicy generują dwie klasy ruchu: RT (ang. real-time) ruch o określonych wymaganiach opóźnieniowych, NRT (ang. non-real-time) ruch bez wymagań opóźnieniowych. Założenie takie (w sposób praktyczny upraszczające problem) jest zgodne z założeniami czynionymi przez innych autorów rozszerzeń QoS do istniejących protokołów routingu dla sieci naziemnych w szczególności dla protokołu OSPF, dla którego rozszerzenia są przewidziane w [Guerin97] oraz w [RFC2676]. Dla klasy ruchu RT, najważniejszym parametrem jest opóźnienie całkowite, którego doznaje pakiet w sieci. Zmniejszenie opóźnienia dla ruchu RT, zgodnie z wymaganiami użytkownika, jest ważnym celem, który należy postawić przed protokołami routingu

167 7 Wykorzystanie różnych ścieżek do przesyłania ruchu o różnych wymaganiach dotyczących opóźnienia Zakładamy, że dla klasy ruchu NRT opóźnienia są mniej istotne i ich zmniejszanie może być dodatkowym celem stawianym protokołom routingu jedynie wtedy, gdy nie spowoduje pogorszenia przepustowości. Powyższe dwa rodzaje wymagań istotne są z punktu widzenia użytkownika końcowego. Niezależnie jednak od tych wymagań, ważne jest, aby sieć posiadała jak największą przepustowość całkowitą, tj. aby mogła przenieść jak najwięcej ruchu każdego rodzaju. W tym rozdziale będą więc poddane badaniom opóźnienia dla każdej z klas (w szczególności dla klasy RT) oraz przepustowość dostępna dla każdej klasy, co przekłada się na przepustowość całkowitą sieci. Parametry te były już analizowane w rozdziałach 5 oraz 6, jednak w oderwaniu od zróżnicowanych wymagań QoS. Wyniki tam przedstawione dotyczą więc w zasadzie sytuacji gdy cały ruch należy do jednej klasy ruchu albo RT albo NRT. Pokazano tam, że zwiększenie przepustowości sieci wiąże się z wykorzystaniem tras dłuższych niż optymalne a więc z pogorszeniem opóźnień. Należy się więc spodziewać, że dodatkowe wymagania opóźnieniowe stawiane przez klasę RT spowodują zmniejszenie dostępnej przepustowości (przepustowości całkowitej sieci, tym samym przepustowości dostępnej dla poszczególnych klas). 7.3 Wpływ mechanizmów kolejkowania Poszczególne składniki opóźnienia pakietu zostały już szczegółowo przedstawione w rozdziale 4.1. Natomiast w rozdziale porównano opóźnienia kolejkowania oraz opóźnienia propagacji i transmisji dla pojedynczego łącza ISL, jednak tylko w sytuacji, gdy brana była pod uwagę jedna klasa ruchu. Z porównania tego wynikło, że dla normalnych warunków pracy łącza (a jednocześnie całej sieci), opóźnienia kolejkowania są pomijalne, w stosunku do opóźnień propagacji. Biorąc to pod uwagę, autor wyciągnął wniosek, że nie ma praktycznego sensu uwzględnianie opóźnień kolejkowania podczas wyznaczania tras wystarczy uwzględnić opóźnienia propagacji (które są istotne) oraz transmisji (które są nieznaczące, ale łatwe do obliczenia). Gdy bierzemy pod uwagę ruch o zróżnicowanych wymaganiach QoS, powyższe wnioski należy zweryfikować, aby upewnić się, że zróżnicowanie ruchu na klasy nie powoduje znaczącej zmiany charakterystyk. Aby rozwiać wszelkie wątpliwości, autor przeprowadza w tym rozdziale dokładniejszą analizę, porównującą opóźnienia kolejkowania w sytuacji, gdy uwzględni się różne klasy ruchu w sieci LEO. Przyjmijmy następujące założenia: klasa RT, o wyższym priorytecie, jest obsługiwana zawsze przed pakietami klasy NRT (ang. strict priority queuing), funkcjonuje system obsługi z wywłaszczaniem (ang. preemption) gdy węzeł otrzyma pakiet klasy RT w czasie, gdy przez dane łącze jest wysyłany pakiet klasy NRT, wysyłanie pakietu klasy NRT jest zawieszane, a pakiet RT jest wysyłany jako pierwszy; wysyłanie pakietu klasy NRT jest kontynuowane, gdy nie ma w kolejce żadnych pakietów klasy RT (ang. preemptive resume). Powyższe założenia oznaczają, że pakiety klasy NRT nie mają żadnego wpływu na opóźnienia pakietów klasy RT. W tej analizie założono istnienie jedynie dwóch klas ruchu, ale można te rozważania w bardzo prosty sposób uogólnić na dowolną ilość klas (bo klasy o wyższym priorytecie nie wpływają na opóźnienia doświadczane przez pakiety klas o niższym priorytecie)

168 7.3 Wpływ mechanizmów kolejkowania Taka sytuacja została wybrana świadomie, jako cel poniższych badań, ponieważ powoduje ona największe zróżnicowanie opóźnień kolejkowania pomiędzy klasami RT i NRT. Gdyby założyć, dla przykładu, system obsługi pakietów bez wywłaszczania (ang. non-preemptive), to różnice opóźnień kolejkowania pomiędzy klasami RT i NRT byłyby mniejsze patrz [Bolch06]. A więc, takie założenia prowadzą do analizy sytuacji skrajnej, w której opóźnienia kolejkowania dla klasy NRT są skrajnie duże. Poniższa analiza pokazuje, że nawet tak skrajnie duże opóźnienia kolejkowania są nadal niewielkie, w stosunku do opóźnień propagacji. Tak więc, w innych sytuacjach należy spodziewać się, że opóźnienia kolejkowania będą jeszcze mniej znaczące. Skoro pakiety klasy NRT nie mają żadnego wpływu na opóźnienia pakietów klasy RT, opóźnienia kolejkowania dla klasy RT mogą zostać wyznaczone zgodnie z formułą (7-1) (analogiczną do formuły (6-1) na stronie 150, przy czym całkowite obciążenie łącza zostało zastąpione obciążeniem łącza spowodowanym tylko pakietami klasy RT, oznaczonym ρ RT ; całkowite obciążenie ρ = ρ RT + ρ NRT ): p RT T Q RT. (7-1) C 1 ) ( RT Z kolei, aby obliczyć opóźnienia, których doświadczają pakiety klasy NRT, można posłużyć się prawem zachowania (ang. conservation law), zdefiniowanym następująco: RT T Q RT NRT T Q NRT T Q. (7-2) Innymi słowy, opóźnienie całkowite (dla ruchu bez wyróżnionych klas) jest sumą ważoną opóźnień dla każdej z klas. Teoretycznie jest więc możliwe, aby ruch RT zagłodził ruch NRT gdy obciążenie sieci będzie bliskie 1 i praktycznie cały ruch należałby do klasy RT, to opóźnienia pakietów NRT mogłyby rosnąć do nieskończoności. Bardziej formalnie, wprowadźmy współczynnik α, określający udział ruchu klasy RT w całkowitej ilości ruchu (czyli ρ RT = α ρ). Wtedy, przekształcając poprzednie wyrażenie, otrzymujemy: 2 p T Q NRT. (7-3) C (1 ) 1 1 Granica T Q-NRT dla α 1, a więc gdy przesyłany jest prawie sam ruch RT, wynosi: lim 2 p 1 p (1 2 T Q NRT ( ) lim C C(1 ) 2 2 ) p (2 ) (7-4) Z powyższego widać, że gdy obciążenie całkowite łącza ρ 1, T Q-NRT dąży do nieskończoności. Oczywiście, taka sytuacja wykracza poza normalne warunki pracy sieci. W normalnych warunkach pracy sieci T Q-NRT nie będzie dążyć do nieskończoności nawet dla α 1. Na przykład, gdy ρ = 0,7, T Q-NRT 10 p/c, co oznacza, że średni czas kolejkowania pakietu klasy NRT 10-krotnie przewyższa średni czas transmisji przy założeniach przedstawionych w rozdziale 6.2.4, średnia wartość opóźnienia kolejkowania dla klasy NRT stanowi wtedy jedynie około 0,005% minimalnego opóźnienia propagacji. Dla ρ = 0,9 będzie to stanowić około 0,05% minimalnego opóźnienia propagacji i dopiero dla ρ = 0,99 około 1%. W praktyce, oznacza to, że, w normalnych warunkach pracy sieci, opóźnienia kolejkowania nadal mają znikome znaczenie, niezależnie od wartości α

169 Opóźnienie kolejkowania dla klasy NRT *ms+ 7 Wykorzystanie różnych ścieżek do przesyłania ruchu o różnych wymaganiach dotyczących opóźnienia Rysunek 73 przedstawia bardziej dokładnie zależność T Q-NRT od ρ oraz od α. (przy wspomnianych powyżej założeniach, a więc, w szczególności, C/p = pakietów/s) Obciążenie całkowite - ρ [0-1] Rysunek 73: Opóźnienia kolejkowania w zależności od obciążenia oraz ilości ruchu klasy RT Podsumowując, opóźnienia kolejkowania są znikome w porównaniu do opóźnień kolejkowania nawet w skrajnym wypadku i to nawet dla klasy ruchu, dla której opóźnienia, których doświadczają pakiety, są mało istotne. Tak więc bazując na powyższych wnioskach analiza opóźnień w tym rozdziale będzie pomijała opóźnienia kolejkowania. Przy takim założeniu, do wyznaczania tras można zastosować algorytmy CMCF lub MCMCF. Trasy te można uznać w praktyce za optymalne, mimo, że pomijają one wpływ opóźnień kolejkowania. 7.4 Zarządzenie kolejkami a różnorodność tras W wypadku zróżnicowanych wymagań jakościowych przesyłanego ruchu, w sieciach tradycyjnych kładziono duży nacisk na odpowiednie sposoby kolejkowania pakietów w węzłach. Faktu kolejkowania nie można było pominąć. Odpowiednie zarządzanie kolejką (tj. głównie kolejnością wysyłania pakietów, choć też długością kolejki) było podstawowym sposobem na zróżnicowanie opóźnień pakietów przesyłanych przez sieć. Miało ono decydujący wpływ na jakość usług oferowanych przez sieci patrz np. badania różnych algorytmów zarządzania kolejkami w [Brachman08]. Tymczasem, szczególnie dlatego, że algorytmy optymalizacji przepływów w niskoorbitowych sieciach satelitarnych bardzo często kierują ruch pomiędzy daną parą węzłów wieloma trasami o bardzo różnych opóźnieniach propagacji (patrz rozdział 5.6 Rysunek 51, Rysunek 56 i Rysunek 60). Wobec znikomych wartości opóźnienia kolejkowania, wykorzystanie różnorodności tras dla przenoszenia ruchu o