CAPITULO 4: CONTROL DE CONGESTION

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1 CAPITULO 4: CONTROL DE CONGESTION Introducción El aspecto central del control de congestión y de la calidad de servicio es el tráfico de datos. En el control de congestión se intenta evitar la congestión del tráfico. En la calidad de servicio, se intenta crear un entorno apropiado para el tráfico. Lección 1: TRÁFICO DE DATOS Antes de hablar sobre el control de congestión y la calidad de servicio, se tratará el tráfico de datos. DESCRIPTORES DE TRÁFICO Los descriptores de tráfico son valores cualitativos que representan un flujo de datos. La figura muestra un flujo de tráfico con algunos de estos valores. Tasa de datos media La tasa de datos media es el número de bits enviados durante un periodo de tiempo, dividido por el número de segundos de ese periodo. Se utiliza la siguiente ecuación: Tasa de datos media = cantidad de datos / tiempo La tasa de datos media es una característica muy útil del tráfico debido a que indica el ancho de banda medio que necesita el tráfico. Tasa de datos pico La tasa de datos pico define la máxima tasa de datos del tráfico. En la figura es el valor máximo del eje y. La tasa de datos pico es una medida muy importante debido a que indica el ancho de banda pico que la red necesita para que el tráfico pase por ella sin cambiar su flujo de datos. Tamaño de la ráfaga máxima Aunque la tasa de datos pico es un valor crítico para la red, puede normalmente ser ignorada si la duración del valor pico es muy corto. Por ejemplo, si los datos fluyen a una tasa de 1Mbps con un pico de datos repentino de 2 MBPS durante solo 1 ms, la red probablemente podrá tratar la situación. Sin embargo, si la tasa de datos pico dura 60 ms,

2 puede que haya problemas en la red. El tamaño de la ráfaga máxima normalmente se refiere a la duración máxima de tiempo en el que el tráfico se genera a la tasa pico. Ancho de banda efectivo El ancho de banda efectivo es el ancho de banda que la red necesita asignar al flujo de tráfico. El ancho de banda efectivo es una función de tres valores: tasa de datos media, tasa de datos pico y tamaño de la ráfaga máximo. El cálculo de este valor es muy complejo. PERFILES DE TRÁFICO Para el objetivo de este capítulo, un flujo de datos puede tener uno de los siguientes perfiles de tráfico: tasa de bits constante, tasa de bit variable o tasa de bit a ráfagas. Tasa de bits constante Un modelo de tráfico con una tasa de bits constante (CBR) o tasa de datos fija, tiene una tasa de datos que no cambia. En este tipo de flujo, la tasa de datos media y la tasa de datos pico son iguales. El tamaño de la ráfaga máximo no es aplicable. Este tipo de tráfico es muy sencillo de tratar para una red puesto que es predecible. La red conoce por adelantado cuanto ancho de banda necesita asignar para este tipo de flujo. Tasa de bits variable En la categoría de tasa de bits variable (VBR), la tasa de datos cambia con el tiempo, siendo los cambios suaves y no repentinos. En este tipo de flujo, la tasa de datos media y la tasa de datos pico son diferentes. El tamaño de la ráfaga máxima tiene normalmente un valor pequeño. Este tipo de tráfico es más difícil de gestionar que el tráfico con tasa de bits constante, pero normalmente no necesita ser reajustado como se verá más tarde. Datos a ráfagas En la categoría de datos a ráfagas, la tasa de datos cambia de forma repentina en un tiempo muy corto. Puede saltar de cero, por ejemplo, hasta 1 Mbps en unos pocos microsegundos y viceversa. Puede también permanecer en este valor durante un largo periodo. La tasa media de bits y la tasa pico son muy diferentes en este tipo de flujo. El tamaño de la ráfaga máxima es significativo. Este es el tipo de tráfico más difícil de tratar debido a que el perfil de tráfico es muy impredecible. Para manejar este tipo de tráfico, la red normalmente necesita reajustarse, utilizando técnicas de ajuste, como se verá en breve. El tráfico de datos a ráfaga es una de las principales causa de congestión en una red.

3 Lección 2: CONGESTIÓN Un aspecto importante en una red de conmutación de paquetes es la congestión. La congestión en una red puede ocurrir si la carga de la red (el número de paquetes enviados a la red) es mayor que la capacidad de la red (el número de paquetes que una red puede tratar). El control de congestión se refiere a los mecanismos y técnicas que permiten controlar la congestión y mantener la carga por debajo de la capacidad. Se puede preguntar por qué hay congestión en una red. La congestión en un sistema que involucra espera. Por ejemplo, la congestión ocurre en una autopista debido a que cualquier incidente en el flujo, como un accidente durante una hora punta, crea un bloqueo. La congestión en una red o interconexión de redes ocurre debido a que los routers y conmutadores tienen colas búferes que almacenan los paquetes antes y después de su procesamiento. Un router, por ejemplo, tiene una cola de entrada y una cola de salida para cada interfaz. Cuando un paquete llega a la interfaz de entrada, se llevan a cabo tres etapas antes de su salida.. 1. El paquete se coloca al final de la cola de entrada mientras espera a ser comprobado. 2. El módulo de procesamiento del router extrae el paquete de la cola de entrada cuando alcanza el frente de la cola y utiliza su tabla de encaminamiento y la dirección de destino para encontrar el camino. 3. El paquete se coloca en la cola de salida de la interfaz apropiada y espera su turno para ser enviado. Se necesita tener en cuenta dos aspectos. En primer lugar, si la tasa de llegada de paquetes es mayor que la tasa de procesamiento de paquetes, las colas de entrada se harán cada vez más largas. En segundo lugar, si la tasa de salida de paquetes es menor que la tasa de procesamiento de los paquetes, las colas de salida se harán cada vez más largas. PRESTACIONES DE UNA RED El control de congestión involucra dos factores que miden las prestaciones de una red: el retardo y la productividad. Retardo frente a carga

4 Observe que cuando la carga es mucho menor que la capacidad de la red, el retardo está al mínimo. El retardo mínimo se compone del retardo de propagación y del retardo de procesamiento, los cuales son insignificantes. Sin embargo, cuando la carga alcanza la capacidad de la red, el retardo se incrementa bruscamente debido a que ahora se necesita añadir el tiempo de espera en las colas (para todos los routers en el camino) al retardo total. Observe que el retardo se hace infinito cuando la carga es mayor que la capacidad. Si esto no es obvio, considere el tamaño de las colas cuando casi ningún paquete alcanza el destino, o alcanza el destino con un retardo de infinito; las colas se hacen cada vez más grandes. El retardo tiene un efecto negativo sobre la carga y consecuentemente sobre la congestión. Cuando un paquete es retrasado, el origen no recibe confirmación y retransmite el paquete, lo que empeora el retardo y la congestión. Productividad frente a carga La productividad se define como el número de bits que pasan a través de un punto en un segundo. Se puede extender esa definición de bits a paquetes y de punto a red. Así se puede definir la productividad en una red como el número de paquetes que pasan a través de una red en una unidad de tiempo. Observe que cuando la carga está por debajo de la capacidad de la red, la productividad se incrementa proporcionalmente con la carga. Se espera que la productividad permanezca constante una vez que la carga alcanza la capacidad, pero en su lugar la productividad se reduce repentinamente. La razón se debe a los paquetes descartados por los routers. Cuando la carga excede a la capacidad, las colas se llenan y los routers descartan algunos paquetes. El hecho de descartar paquetes, sin embargo no reduce el número de paquetes en la red debido a que las fuentes retransmiten los paquetes, utilizando mecanismos de temporización, cuando los paquetes no alcanzan los destinos. Lección 3: CONTROL DE CONGESTIÓN

5 El control de congestión se refiere a las técnicas y mecanismos que o previenen la congestión, antes de que ocurra, o eliminan la congestión una vez que ha ocurrido. En general, se pueden dividir los mecanismos de control de congestión en dos amplias categorías: Control de congestión de bucle abierto (prevención) y control de congestión de bucle cerrado (eliminación). CONTROL DE CONGESTIÓN DE BUCLE ABIERTO En el control de congestión de bucle abierto, las políticas se aplican para prevenir la congestión antes de que ocurra. En estos mecanismos, el control de congestión es manejado por el origen o por el destino. A continuación se muestra una breve lista delas políticas que pueden prevenir la congestión. Política de retransmisión La retransmisión en algunas ocasiones es inevitable. Si el emisor cree que un paquete enviado se ha perdido o se ha dañado, el paquete necesita ser retransmitido. La retransmisión en general, puede incrementar la congestión en la red. Sin embargo, una buena política de retransmisión puede prevenir la congestión. La política de retransmisión y los temporizadores de retransmisión se deben diseñar para optimizar la eficiencia y al mismo tiempo prevenir la congestión. Por ejemplo, la política de retransmisión utilizada por TCP (explicada más tarde) se ha diseñado para prevenir o aliviar la congestión. Política de la ventana El tipo de ventana en el emisor puede también afectar a la congestión. La ventana de repetición selectiva es mejor que la ventana. Adelante atrás N para el control de la congestión. En la ventana Adelante atrás N, cuando vence el temporizador para un paquete, se pueden reenviar varios paquetes, aunque algunos de ellos ya hayan llegado al receptor. Esta duplicación puede empeorar la congestión. La ventana de repetición selectiva, por otro lado, intenta evitar los paquetes concretos que se han perdido o dañado. Política de confirmación La política de confirmación impuesta por el receptor puede también afectar a la congestión. Si el receptor no confirma cada paquete que recibe, puede ralentizar al emisor y ayudar a prevenir la congestión. Se han utilizado varios enfoques en este caso. Un receptor puede enviar una confirmación sólo si tiene un paquete para enviar o vence un temporizador especial. Un receptor puede decidir confirmar sólo N paquetes cada vez. Se necesita conocer que las confirmaciones son también parte de la carga de la red. Enviar menos confirmaciones reduce la carga en la red. Política de descarte Una buena política de descarte en los routers pueden prevenir la congestión y al mismo tiempo puede no dañar la integridad dela transmisión. Por ejemplo, en la transmisión de audio, si la política es descartar los paquetes menos sensibles cuando es probable que ocurra la congestión, la calidad del sonido aún se mantiene y la congestión se previene o alivia.

6 Política de admisión Una política de admisión, que es un mecanismo de calidad de servicio, puede también prevenir la congestión en redes de circuitos virtuales. Los conmutadores en un flujo pueden comprobar primero los requisitos de recursos del flujo antes de admitirlo en la red. Un router puede denegar el establecimiento de la conexión de un circuito virtual si hay congestión en la red o si existe la posibilidad de congestión en un futuro. CONTROL DE CONGESTIÓN DE BUCLE CERRADO El mecanismo de control de congestión de bucle cerrado intenta aliviar la congestión una vez que ésta ha ocurrido. Se han utilizado varios mecanismos en diferentes protocolos. A continuación se describen algunos de ellos. Presión hacia atrás La técnica de presión hacia atrás se refiere a un mecanismo de control de congestión en el que un nodo congestionado detiene la recepción de datos de un nodo o de los nodos inmediatos en el flujo ascendente. Esto puede causar que el nodo o nodos situados en el flujo ascendente se congestionen y a su vez, rechacen datos de su nodo o nodos situados en el flujo ascendente, y así sucesivamente. La presión hacia atrás es un mecanismo de control de congestión nodo a nodo que comienza con un nodo y se propaga en el sentido opuesto del flujo de datos, hacia el origen. La técnica de la presión hacia atrás se puede aplicar sólo a redes basadas en circuitos virtuales, en las que cada nodo conoce al nodo situado en el flujo ascendente por el que llega el flujo de datos. La figura muestra la idea de la presión hacia atrás. El nodo III de la figura tiene más datos de entrada de los que puede manejar. Descarta algunos paquetes de su búfer de entrada e informa al nodo II para que ralentice el envío. El nodo II, a su vez, puede estar congestionado debido a la ralentización en la salida de flujo de datos. Si el nodo II se congestiona, informa al nodo I para que ralentice el envío, el cual a su vez puede congestionarse. Si es así, el nodo I informa al emisor de los datos para que ralentice el envío. Esto alivia la congestión. Observe que la presión en el nodo III se mueve hacia atrás, hasta el origen para eliminar la congestión. Ninguna de las redes basadas en circuitos virtuales que se han estudiado en este libro utiliza esta técnica. Fue, sin embargo, implementada en la primera red basada en circuitos virtuales, X25. Esta técnica no se puede implementar en una red basada en datagrama, debido a que este tipo de redes, un nodo (router) no tiene conocimiento del router situado en el flujo ascendente. Paquete de contención Un paquete de contención es un paquete enviado por un nodo al origen para informarle de la congestión. Observe la diferencia entre esta técnica y la anterior. En la presión hacia atrás, la técnica se aplica de nodo a nodo, aunque eventualmente puede alcanzar a la estación origen. En este método, la advertencia se realiza directamente desde el router,

7 que se encuentra congestionado, a la estación origen. Se ha visto un ejemplo de este tipo de control en el protocolo ICMP. Cuando un router en Internet se congestiona con diagramas IP, puede descartar algunos; pero informa al origen, utilizando un mensaje ICMP de tipo source quench. El mensaje de advertencia va directamente ala estación origen; los routers intermedios no realizan ninguna acción. La figura muestra la idea del paquete de contención. Señalización implícita En la señalización implícita, no hay comunicación entre el nodo o nodos congestionados y el origen. El origen adivina que hay congestión en algún punto de la red a través de otros síntomas. Por ejemplo, cuando un origen envía paquetes y no hay confirmación durante un cierto tiempo, puede asumir que la red está congestionada. El retardo en la recepción de los mensajes de confirmación se puede interpretar como congestión en la red; el origen podría ralentizarse. Se verá este tipo de señalización cuando se describa el control de congestión de TCP más tarde en el capítulo. Señalización explícita El nodo que experimenta la congestión puede explícitamente enviar una señal al origen o al destino. El método de señalización explícita, sin embargo, es diferente del método que utiliza el paquete de contención. En el método del paquete de contención, se utiliza un paquete diferente para este objetivo. En el método de señalización explícita, la señal se incluye en los paquetes que transportan datos. La señalización explícita, como se verá en el control de congestión de Frame Relay, puede ocurrir hacia delante o hacia atrás. Señalización hacia atrás Se puede activar un bit en un paquete que se mueve en el sentido contrario a la congestión. Este bit puede advertir al emisor que hay congestión y que necesita ralentizar su envío para evitar el descarte de paquetes. Señalización hacia delante Se puede activar un bit en un paquete que va en la dirección dela congestión. Este bit puede advertir al destino de que hay congestión. El receptor en este caso puede utilizar políticas, como ralentizar las confirmaciones, para aliviar la congestión. Lección 4: CONTROL DE CONGESTIÓN EN TCP Ahora veremos el control de congestión que utiliza TCP para evitar o aliviar la congestión de la red. Ventana de congestión

8 Anteriormente se habló sobre el control de flujo y se intentaron describir soluciones a emplear cuando el receptor se sobrecarga con datos. Se dijo que el tamaño de la ventana del emisor viene determinada por el espacio disponible en el búfer del receptor (rwnd). En otras palabras, se asume que sólo el receptor puede dictar al emisor el tamaño de la ventana del emisor. Se ignoró a otra entidad la red. Si la red no puede entregar los datos tan rápidamente como son originados por el emisor, debe decir al emisor que se ralentice. En otras palabras, además del receptor, la red es una segunda entidad que determina el tamaño de la ventana del emisor. Hoy en día, el tamaño de la ventana del emisor viene determinada sólo por el receptor pero también por la congestión de la red. El emisor tiene dos elementos de información: el tamaño de la ventana anunciado por el receptor y el tamaño de la ventana de congestión (cwnd). El tamaño real de la ventana es el mínimo de estos dos valores: Tamaño real de la ventana = mínimo (rwnd, cwnd) Se va a mostrar brevemente como se determina el tamaño de la ventana de congestión. Política de congestión La política general de TCP para tratar la congestión se basa en tres fases: comenzar lento, evitación de la congestión y detección de la congestión. En la fase de comienzo lento, el emisor comienza con una tasa de transmisión muy baja, pero la incrementa rápidamente hasta alcanzar un umbral. Cuando se alcanza el umbral, la tasa de datos se reduce para evitar la congestión. Finalmente si se detecta congestión, el emisor vuelve a tras a la fase de comienzo lento o a la fase de evitación de la congestión dependiendo de cómo se detecte la congestión. Comienzo lento: incremento exponencial Uno delos algoritmos utilizados por TCP en el control de congestión es el denominado comienzo = 2comienza con un tamaño de segmento máximo (MSS). El tamaño MSS se determina en la fase de establecimiento de la conexión utilizando una opción del mismo nombre. El tamaño de la ventana se incrementa en un MSS cada vez que se recibe una confirmación. Como su nombre implica, la ventana comienza lentamente, pero crece exponencialmente. Para mostrar la idea, observe la Figura 8. Observe que se han utilizado tres simplificaciones para que el ejemplo sea más sencillo. Se han utilizado números de segmentos en lugar de números de bytes. Se ha asumido que el valor rwnd es mucho más grande que el valor de cwnd, de forma que el tamaño de la ventana del emisor siempre iguale a cwnd. Se ha asumido que cada segmento se confirma de forma individual. El emisor comienza con un valor para cwnd = 1 MSS. Esto significa que el emisor puede enviar sólo un segmento. Después de recibir la confirmación para el segmento 1, el tamaño de la ventana de congestión se incrementa en 1, lo que significa que el valor de cwnd ahora es 2. Ahora se pueden enviar dos segmentos. Cuando se recibe la confirmación, el tamaño de la ventana se incrementa en 1 MSS. Cuando se han confirmado todos los segmentos el valor de cwnd es 8.

9 Si se ve el tamaño de cwnd en términos de rondas (confirmación de todos los segmentos de una ventana), se encuentra que la tasa es exponencial como se indica a continuación: Comienzo cwnd = 1 Después de la ronda 1 cwnd = 2 1 = 2 Después de la ronda 2 cwnd = 2 2 = 4 Después de la ronda 3 cwnd = 2 3 = 8 Es necesario mencionar que si hay un ACK retrasado, el incremento en el tamaño de la ventana es menor que la potencia de 2. El comienzo lento no puede continuar indefinidamente. Debe haber un umbral para parar esta fase. El emisor mantiene la pista de una variable denominada sstresh (umbral de comienzo lento). Cuando el tamaño de la ventana en bytes alcanza este umbral, el comienzo lento para y se pasa a la siguiente fase. En la mayoría de las implementaciones, el valor de sstresh es bytes. En el algoritmo de comienzo lento, el tamaño de la ventana de congestión se incrementa exponencialmente hasta que alcanza un umbral. Evitación de la congestión: incremento aditivo Si se comienza con el algoritmo de comienzo lento, el tamaño de la ventana de congestión se incrementa exponencialmente. Para evitar la congestión antes de que ocurra, uno debe parar este crecimiento exponencial. TCP define otro algoritmo denominado evitación de la congestión, que lleva a cabo un incremento aditivo en lugar de uno exponencial. Cuando el tamaño de la ventana de congestión alcanza el umbral del comienzo lento, se para la fase de comienzo lento y se pasa a la fase aditiva. En este algoritmo, cada vez que la ventana completa es confirmada (una ronda), se incrementa el tamaño de la ventana en 1. Para mostrar la idea, se va a aplicar este algoritmo al mismo escenario anterior, aunque como se verá el algoritmo de evitación de la congestión normalmente comienza con un tamaño de la ventana mucho mayor que 1. La figura 9 muestra la idea. En ese caso, una vez que el emisor ha recibido las confirmaciones para un tamaño de ventana completo, el tamaño de la ventana se incrementa en 1 segmento. Si se observa el tamaño de cwnd en términos de rondas, se ve que la tasa es aditiva como se muestra a continuación: Comienzo cwnd = 1 Después de la ronda 1 cwnd = = 2 Después de la ronda 2 cwnd = = 3 Después de la ronda 3 cwnd = = 4 En el algoritmo de evitación de la congestión, el tamaño de la ventana de congestión se incrementa aditivamente hasta que se detecta la congestión.

10 Detección de la congestión: reducción multiplicativa Si ocurre congestión, el tamaño de la ventana de congestión debe reducirse. La única forma que tiene el emisor para adivinar que ha ocurrido congestión es la necesidad de retransmitir un segmento. Sin embargo, la retransmisión puede ocurrir en dos casos: cuando vence un temporizador o cuando se han recibido tres mensajes ACK. En ambos casos, el tamaño del umbral se reduce a la mitad, una reducción multiplicativa. La mayor parte de las implementaciones de TCP tiene dos reacciones: 1. Si vence un temporizador, hay una alta probabilidad de congestión; un segmento probablemente ha sido descartado en la red y no hay noticias sobre los segmentos enviados. En este caso, TCP reacciona de una forma agresiva: a. Fija el valor del umbral a la mitad del tamaño actual. b. Fija el valor de cwnd al tamaño del segmento. c. Comienza de nuevo con la fase de comienzo lento. 1. Si se han recibido tres ACK hay una probabilidad baja de que haya una congestión; se puede haber perdido un segmento, pero algunos segmentos ya han llegado puesto que se han recibido tres ACK. Esto se conoce como transmisión rápida y recuperación rápida. En este caso, TCP tiene una reacción menos agresiva: a. Fija el valor del umbral a la mitad del tamaño de la ventana actual. b. Fija el valor de cwnd al valor del umbral (algunas implementaciones suman tres segmentos al umbral). c. Comienza con la fase de evitación de la congestión. Una implementación reacciona a la detección de la congestión con uno de los siguientes modos: Si la detección se debe al vencimiento de un temporizador, comienza de nuevo la fase de comienzo lento. Si la detección se debe a tres ACK, comienza una nueva fase de evitación de la congestión. Lección 5: CONTROL DE CONGESTIÓN EN FRAME RELAY La congestión en una red Frame Relay reduce la productividad e incrementa el retardo. Una alta productividad y un bajo retardo son los principales objetivos del protocolo Frame Relay. Frame Relay no tiene control de flujo. Además, Frame Relay permite al usuario transmitir datos a ráfagas. Esto significa que una red Frame Relay tiene una posibilidad real de congestionarse, por lo que requiere control de congestión. Evitación de la congestión Para evitar la congestión, Frame Relay utiliza dos bits de la trama para avisar de forma explícita al origen y al destino de la presencia de congestión. Notificación de congestión explícita hacia atrás (BECN)

11 El bit de notificación de congestión explícita hacia atrás (BECN) avisa al emisor de que existe una situación de congestión en la red. La pregunta inmediata es cómo se puede hacer esto si las tramas parten del emisor. Existen dos métodos: el conmutador puede utilizar las tramas de respuesta del receptor (modo full-dúplex) o sino, el conmutador puede utilizar una conexión predefinida (DLCI=1023) para enviar tramas especiales para este propósito específico. El emisor puede responder a este aviso simplemente reduciendo la velocidad de transmisión. La figura muestra el empleo del BECN. Notificación de congestión explícita hacia adelante (FECN) El bit de notificación de congestión explícita hacia adelante (FECN) se utiliza para avisar al receptor de que existe congestión en la red. Podría parecer que el receptor no puede hacer nada para aliviar la congestión. Sin embargo, el protocolo Frame Relay asume que el emisor y el receptor se están comunicando utilizando algún tipo de control de flujo en un nivel superior. Por ejemplo, si existe un mecanismo de confirmación en este nivel superior, el receptor puede retrasar la confirmación, forzando de esta forma al emisor a ralentizarse. La figura muestra el uso de FECN. Cuando dos puntos finales están comunicándose utilizando una red Frame Relay, existen cuatro situaciones relacionadas con la congestión. La figura muestra estas cuatro situaciones y los valores de FECN y BECN.

12 CAPITULO 5: CALIDAD DE SERVICIO Introducción Se puede definir informalmente la calidad de servicio(qos) como algo que un flujo busca alcanzar. Calidad de servicio Dado que distintas aplicaciones como, por ejemplo, teléfono, correo electrónico y videovigilancia, pueden utilizar la misma red IP, es necesario controlar el uso compartido de los recursos de la red para satisfacer los requisitos de cada servicio. Una solución es hacer que los enrutadores y los conmutadores de red funcionen de maneras distintas para cada tipo de servicio (voz, datos y vídeo) del tráfico de la red. Al utilizar la Calidad de servicio (QoS), distintas aplicaciones de red pueden coexistir en la misma red sin consumir cada una el ancho de banda de las otras. El término Calidad de servicio hace referencia a una cantidad de tecnologías, como DSCP (Differentiated Service Codepoint), que pueden identificar el tipo de datos que contiene un paquete y dividir los paquetes en clases de tráfico para priorizar su reenvío. Las ventajas principales de una red sensible a la QoS son la priorización del tráfico para permitir que flujos importantes se gestionen antes que flujos con menor prioridad, y una mayor fiabilidad de la red, ya que se controla la cantidad de ancho de banda que puede utilizar cada aplicación y, por lo tanto, la competencia entre aplicaciones en el uso del ancho de banda. El tráfico PTZ, que a menudo se considera crítico y requiere una latencia baja, es un caso típico en el que la QoS puede garantizar respuestas rápidas a solicitudes de movimiento. El requisito previo para utilizar QoS en una red de vídeo es que todos los conmutadores, enrutadores y productos de vídeo en red admitan QoS. Red ordinaria (sin QoS). En este ejemplo, PC1 está reproduciendo dos secuencias de vídeo de las cámaras 1 y 2. Cada cámara transmite a 2,5 Mbit/s. De repente, PC2 inicia una transferencia de archivos desde PC3. En este escenario, la transferencia de archivos intentará utilizar la capacidad total de 10 Mbit/s entre los enrutadores 1 y 2, mientras que las secuencias de vídeo intentarán mantener su total de 5 Mbit/s. Así, ya no se puede garantizar la cantidad de ancho de banda destinada al sistema de vigilancia y probablemente se reducirá la frecuencia de imagen de vídeo. En el peor de los casos, el tráfico del FTP consumirá todo el ancho de banda disponible.

13 Red con QoS. En este escenario, se ha configurado el enrutador 1 para dedicar hasta 5 Mbit/s de los 10 disponibles a la transmisión de vídeo. El tráfico del FTP puede utilizar un máximo de 2 Mbit/s, y HTTP, junto con el resto del tráfico, pueden utilizar un máximo de 3Mbit/s. Con esta división, las transmisiones de vídeo siempre tendrán disponible el ancho de banda que necesitan. Las transferencias de archivos se consideran menos importantes y, por lo tanto, obtienen menor ancho de banda; sin embargo, aún quedará ancho de banda disponible para la navegación web y el resto del tráfico. Hay que tener en cuenta que estos valores máximos sólo se aplican en caso de congestión en la red. El ancho de banda disponible que no se use se podrá utilizar por cualquier tipo de tráfico. Tradicionalmente, se han atribuido cuatro características a un flujo: fiabilidad, retardo, deriva o Jitter y ancho de banda. Fiabilidad La fiabilidad es una característica que necesita un flujo. La falta de fiabilidad significa PERDER UN paquete o una confirmación, lo que provoca la retransmisión. Sin embargo, la sensibilidad de los programas de aplicación a la fiabilidad no es la misma. Por ejemplo, es más importante que el correo electrónico, la transferencia de archivos y el acceso a Internet sean más fiables que la telefonía. Retardo El retardo de fuente a destino es otra característica de un flujo. De nuevo las aplicaciones pueden tolerar el retardo en diferente grado. En este caso, la telefonía, la videoconferencia y el inicio de sesión remoto necesitan un mínimo retardo, mientras que en la transferencia de un archivo o el correo electrónico es menos importante. Deriva o jitter La deriva en la variación de retardo que sufren los paquetes que pertenecer a un mismo flujo. Por ejemplo, si cuatro paquetes salen en los instantes 0, 1,2 y 3 y llegan en los instantes 20, 21, 22 y 23, todos tienen el mismo retardo, 20 unidades de tiempo. Por otro lado, si los paquetes anteriores llegan en los instantes 21, 23, 21 y 28, todos tienen retardos diferentes de 21, 22, 19 y 24. Para aplicaciones como el audio o el sonido, el primer caso es completamente aceptable; el segundo no. Para estas aplicaciones, no importa si los paquetes llegan con un retardo pequeño o grande, siempre que el retado sea el mismo para todos los paquetes.

14 La deriva se define como la variación en el retardo de un paquete. Una deriva alta significa que la diferencia entre los retardos de grandes; una deriva baja significa que la variación es pequeña. Ancho de banda Diferentes aplicaciones necesitan diferentes anchos de banda. En la transmisión de vídeo se necesita enviar millones de bits por segundo para representar una pantalla de color mientras que el número total de bits en un correo electrónico pueden no llegar al millón. Clase de flujos De acuerdo a las características de un flujo, se pueden clasificar los flujos en grupos, teniendo cada grupo niveles de características similares. Esta clasificación no es formal o universal, algunos protocolos como ATM han definido clases, como se verá más tarde. Lección 1: TÉCNICAS PARA MEJORAR LA CALIDAD DE SERVICIO En esta sección, se describe algunas técnicas que se pueden utilizar para mejorar la calidad de servicio. Se van para describir brevemente cuatro métodos comunes: la planificación, el ajuste de tráfico, el control de admisión y la reserva de recursos. PLANIFICACIÓN Los paquetes de diferentes flujos llegan a un conmutador o router para su procesamiento. Una buena técnica de planificación trata los flujos diferentes de manera apropiada. Se han enseñado varias técnicas de planificación para mejorar la calidad de servicio. Se van a describir tres de ellas: la planificación FIFO, la planificación basada en prioridades y la planificación con pesos. Planificación FIFO En la planificación FIFO (first-in-first-out), los paquete esperan en un búfer (cola) hasta que el (router o conmutador) está listo para procesarlos. Si la tasa de llegada es mayor que la tasa de procesamiento media, la cola se llenaran y los nuevos paquetes serán descartados. Una planificación FIFO es familiar para aquellos que tienen que esperar en una parada de autobús. La figura siguiente muestra una visión conceptual de la planificación FIFO. Planificación basada en prioridades En la planificación basada en prioridades, los paquetes tienen asignada un nivel de prioridad. Cada nivel de prioridad tiene su propia cola. Los paquetes de la cola de mayor prioridad se procesan primero. Los paquetes de la cola de menor prioridad se procesan los últimos. Observe que el sistema no para de servir una cola, hasta que esta no esté vacía. La figura siguiente muestra una planificación que utiliza dos niveles de prioridad (por

15 simplicidad. Una planificación basada en prioridades puede mejorar los QoS mejor que la planificación FIFO debido a que el tráfico con mayor prioridad, como el multimedia puede alcanzar el destino con menos retardo. Sin embargo, hay un posible problema. Si hay un flujo continuo, con una prioridad muy alta, los paquetes con prioridades más bajas nunca tendrán la oportunidad de ser procesados. Esta es una condición denominada inanición. Planificación con pesos Una técnica mejor de planificación es la planificación con pesos. En esta técnica, los paquetes tienen asignadas clases diferentes y se admiten en colas distintas. Las colas, sin embargo, llevan asignadas unos pesos de acuerdo al nivel de prioridad de las colas. Las colas de mayor prioridad tienen pesos mayores. El sistema procesa los paquetes en cada cola de manera cíclica con el número de paquetes seleccionado para cada cola de acuerdo al peso correspondiente. Por ejemplo, si los pesos son 3, 2, 1, se procesarán tres paquetes en la primera cola, dos en la segunda y uno en la tercera. Si el sistema no impone prioridades a las clases, todos los presos todos los pesos son iguales. La figura siguiente muestra la técnica con tres clases. AJUSTE DE TRÁFICO El ajuste de tráfico es un mecanismo para controlar la cantidad y tasa de tráfico enviado a la red. Existen dos técnicas de ajuste de tráfico: algoritmo del cubo de escape y algoritmo del cubo con testigo.

16 Algoritmo del cubo con escape Si un cubo tiene un pequeño agujero su parte inferior, el agua deja el cubo a una velocidad constante mientras haya agua en el cubo. La velocidad con la que el agua deja el cubo no depende de la velocidad con la que el agua se introduce en él. La velocidad de entrada puede variar, pero la velocidad de salida permanece constante. De forma similar, en una red, una técnica denominada cubo con escape, puede suavizar la salida de tráfico a ráfagas. Los bloques a ráfagas se almacenan en un cubo y se envían a una tasa media. La figura siguiente muestra un cubo con escape y sus efectos. La figura, se asume que la red ha comprometido un ancho de banda de 3 Mbps para una estación. El uso de un cubo con escape ajusta el tráfico de entrada para que se cumpla este compromiso. En la figura siguiente la estación envía una ráfaga de datos a una tasa de 12 Mbps durante 2 s, con un total de 24 Mbits. La estación está en silencio durante 5 s y envía datos a una taza de 2 Mbps durante 3 s, con un total de 6 Mbits de datos. En total, la estación enviado 30 Mbps de datos en 10 s. Sin un cubo con escape, la ráfaga inicial puede afectar a la red y consumir más ancho de banda del que está fijado para esta estación. Se puede también ver que el cubo con escape previene la congestión. La figura siguiente muestra una sencilla implementación de un cubo con escape. Una cola FIFO almacena los paquetes. Si el tráfico consta de paquetes de tamaño fijo (por ejemplo celdas de una red ATM), el proceso elimina un número fijo de paquetes de la cola en cada pulso de reloj. Si el tráfico consta de paquetes de longitud variable, la tasa de salida fija debe basarse en el número de bits o bytes.

17 A continuación se muestra un algoritmo para paquetes de longitud variable: 1. Inicializar un contador a n en cada pulso de reloj. 2. Si n es mayor que el tamaño del paquete, enviar el paquete y restar al contador el tamaño del paquete. Repetir esta etapa hasta que n sea más pequeño que el tamaño del paquete. 3. Poner el contador a cero y volver al paso 1. Un algoritmo de cubo con escape ajusta el tráfico de ráfagas en un tráfico con tasa fija promediando la tasa de datos. Puede perder paquetes si el cubo está lleno. Cubo de testigos El cubo con escape es muy restrictivo. No da crédito a una estación inactiva. Por ejemplo, si una estación no envía datos durante un cierto tiempo, su cubo está vacío. Ahora sí la estación tiene datos a ráfagas, el cubo con escape sólo permite una tasa media. El tiempo en el que la estación está inactiva no se tiene en cuenta. Por otro lado, cubo de testigos, permite a la estación inactivas acumular crédito para que el futuro en forma de testigos. En cada pulso de reloj, el sistema envía n testigos al cubo. El sistema elimina un testigo para cada celda (o byte) de datos enviados. Por ejemplo, si n es 100 y la estación está inactiva durante 100 pulsos de reloj, el cubo tendrá testigos. Ahora la estación puede consumir todos estos testigos en un pulso de reloj con celdas o la estación tarda 1000 pulsos con 10 celdas por pulsos. En otras palabras, la estación puede enviar datos a ráfagas siempre que el cubo no esté vacío. En la figura siguiente se muestra la idea. El cubo de testigos se puede implementar de forma sencilla con un contador. El testigo se inicializa a cero. Cada vez que se añade un testigo se incremente el contador en uno. Cada vez que se envía una unidad de datos, al contador se le resta 1. Cuando el contador se hace cero, la estación no puede enviar datos.

18 El cubo de testigos permite tráfico a ráfagas a una tasa máxima regulada Combinación del cubo de testigos y del cubo con escape Las dos técnicas anteriores se pueden combinar para dar crédito a una estación inactiva al mismo tiempo que se regula el tráfico. El cubo con escape se aplica después de cubo de testigos; la tasa del cubo con escape necesita ser mayor que la tasa de testigos descartados en el cubo de testigos. RESERVA DE RECURSOS Un flujo de datos necesita recursos como un búfer, ancho de banda, tiempo de CPU, etc. La calidad del servicio se mejora si estos recursos están reservados por adelantado. En esta sección se describe un modelo de calidad de servicio denominado servicios integrados, que depende de la reserva de recursos para mejorar la calidad del servicio. CONTROL DE ADMISIÓN El control de admisión se refiere al mecanismo utilizado por un router, o un conmutador para aceptar o rechazar un flujo de acuerdo a los parámetros predefinidos denominados especificaciones del flujo. Antes de que un router acepte un flujo para su procesamiento, comprueba las especificaciones del flujo para ver si su capacidad (en términos de ancho de banda, tamaño de búfer, velocidad de la CPU, etc.) y sus compromisos anteriores para otro flujos pueden tratar el nuevo flujo. Lección 2: SERVICIOS INTEGRADOS De acuerdo a los temas tratados se han diseñado dos modelos para mejorar la calidad de servicio de Internet: los servicios integrados y los servicios diferenciados. Ambos modelos enfatizan el uso de la calidad de servicio en el nivel de red (IP), aunque el modelo también

19 se puede utilizar en otros niveles de enlace de datos. En esta sección se tratan los servicios integrados y en la sección siguiente se describen los servicios diferenciados. IP fue originalmente diseñado con una entrega lo mejor posible. Esto significa que cada usuario recibe al mismo nivel de servicio. Este tipo de entrega no garantiza el mínimo de servicios, como ancho de banda, a las aplicaciones que transmite audio o vídeo en tiempo real. Si una aplicación que necesita de forma accidental un ancho de banda extra, puede ir en detrimento de otras aplicaciones, dando lugar a situaciones de congestión. Los servicios integrados, conocidas también como IntServ, constituyen un modelo de QoS basada en flujo, lo que significa que un usuario necesita crear un flujo, un tipo de circuito virtual, desde el origen hasta el destino e informar a todos los routers de sus requisitos de recursos. Los servicios integrados constituyen un modelo de QoS basada en flujo diseñado para IP. SEÑALIZACIÓN El lector puede recordar que IP es un protocolo no orientado a conexión, basado en datagramas que utiliza conmutación de paquetes. Cómo se puede implementar un modelo basado en flujo sobre un protocolo no orientado a conexión? La solución es un protocolo de señalización que ejecuta sobre IP que at ofrece el mecanismo de señalización por hacer la reserva. Este protocolo se denomina Protocolo de reservas de recursos (RVSP) y se describirá en breve. ESPECIFICACIÓN DEL FLUJO Cuando un origen hace una reserva, necesita definir una especificación de flujo. Una especificación de flujo tiene dos partes: Rspec (especificación del recurso) y Tspec (especificación de tráfico). Rspec define los recursos que necesita reservar el flujo (búfer, ancho de banda, etc.) Tspec define las características del tráfico del flujo. ADMISIÓN Cuando un router recibe la especificación del flujo de una aplicación, decide admitir o denegar el servicio. La decisión se basa en los compromisos previos del router y la disponibilidad actual de recursos. CLASES DE SERVICIOS Se han definido dos clases de servicios para los servicios integrados: servicios garantizados y servicios controlados por la carga. Clase de servicios garantizados Este tipo de servicio está diseñado para tráfico de tiempo real que necesita un retardo extremo a extremo mínimo garantizado. El retardo extremo a extremo es la suma de los retardos de todos los routers, retardo de propagación en el medio y el mecanismo de configuración. Sólo el primero, las sumas de los retardos en los routers, puede ser garantizado por el router. Este tipo de servicio garantiza que los paquetes llegarán dentro

20 de un cierto tiempo y que no serán descartados si el tráfico del flujo se encuentra dentro del límite de Tspec. Se puede decir que los servicios garantizados son servicios cuantitativos, en los que la cantidad de retardo extremo a extremo y la tasa de datos deben ser definidas por la aplicación. Clase de servicio controlado por la carga Este tipo de servicio está diseñado para aplicaciones que pueden aceptar algunos retardos, pero que son sensibles a la sobrecarga de la red y al peligro por la pérdida de paquetes. Buenos ejemplos de este tipo de aplicaciones son la transferencia de archivos, el correo electrónico y el acceso a Internet. El servicio controlado por la carga es un servicio lo cualitativo en que la aplicación solicitar la posibilidad de bajar pérdida o no pérdida de paquetes. RVSP En el modelo de servicios integrados, un programa de aplicación necesita una reserva de recursos. Como se vio en la descripción del modelo IntServ, la reserva de recursos se realizada para un flujo. Esto significa que si se quiere utilizar el modelo IntServ en el nivel IP, se necesita crear un flujo, un tipo de red basada en circuitos virtuales, fuera del nivel IP, que fue originalmente diseñado como una red de conmutación de paquetes basada en datagramas. Una red basada en circuitos virtuales necesita un sistema de señalización para configurar el circuito virtual antes de que el tráfico de datos pueda comenzar. El protocolo de reserva de recursos (RSVP) es un protocolo de señalización que ayudar protocolo IP a crear un flujo y consecuentemente a hacer una reserva de recursos. Antes de describir el protocolo RVSP, es necesario mencionar que es un protocolo independiente y separado del modelo de servicios integrados. Se puede utilizar en otros modelos en el futuro. Árboles de multienvío RVSP es diferente de otros sistemas de señalización que se han visto antes en que es un sistema de señalización diseñado para multienvío. Sin embargo, el protocolo RVSP también se puede utilizar para envío unidestino debido a que éste es un caso especial de multienvío con sólo un miembro en el grupo de multienvío. La razón de este diseño permitir al protocolo RVSP ofrecer una reserva de recursos para todo tipo de tráfico de incluyendo multimedia que con frecuencia utiliza multienvío. Reserva basada en el receptor En el protocolo RVSP, los receptores, no el emisor, hacen la reserva. Esta estrategia coincide con otros protocolos de multienvío. Por ejemplo, en uno de los protocolos de encaminamiento de multienvío, los receptores, no el emisor, hacen la decisión de unirse o dejar el grupo de multienvío. Mensajes del protocolo RVSP RVSP tiene varios días tipos de mensajes. Sin embargo, se va a escribir sólo dos de ellos: Path y Resv. Mensajes path. Recuerde que los receptores en un flujo hacen la reserva en el protocolo RVSP. Sin embargo, los receptores no saben el camino atravesado por los paquetes antes de que se haga la reserva. Es necesario el camino para hacer la reserva. Para solucionar este problema, el protocolo RVSP utiliza mensajes path. Un mensaje path viaja desde el

21 emisor y alcanza a todos los receptores en el camino multienvío. Un mensaje path, almacena la información necesaria para los receptores. Un mensaje path se envía en un entorno de envío multidestino; un nuevo mensaje se crea cuando el camino diverge. La figura siguiente muestra mensajes de tipo path. Mensajes resv. Una vez que el receptor ha recibido un mensaje path, envía un mensaje resv. El mensaje Resv viaja hacia el emisor (en el flujo ascendente) y hace la reserva de recursos en los routers que soportan RVSP. Si un router en el camino no soporta RVSP encamina el paquete de acuerdo a los métodos de mejor entrega posible. La figura siguiente muestra los mensajes resv. Mezcla de reservas En el protocolo RVSP, los recursos no se reservan para cada receptor en un flujo; las reservas se mezclan. En la figura siguiente, Rc3 solicita un ancho de banda de 2 Mbps mientras que Rc2 solicita un ancho de banda de 1 Mbps. El router R3, necesita hacer una reserva de ancho de banda, mezcla las dos solicitudes. La reserva se hace para 2 Mbps, mayor de los dos, debido a que una reserva de 2 Mbps puede tratar ambas solicitudes. La misma situación es cierta para R2. El lector puede preguntarse por qué Rc2 y Rc3, ambos pertenecientes a un mismo flujo, los visitan diferentes cantidades de ancho de banda. La respuesta de que, en un entorno multimedia, diferentes receptores pueden tratar diferentes grados de calidad. Por ejemplo, Rc2 puede ser capaz de recibir vídeo sólo a 1 Mbps (baja calidad) mientras que Rc3 puede ser capaz de recibir vídeo a 2 Mbps (mayor calidad).

22 Estilos de reserva Cuando hay más de un flujo, el router necesita hacer la reserva para acomodar todos ellos. El protocolo RVSP define tres tipos de estilos de reserva. 1. Estilo de filtro will card. En este estilo, el router crea una única reserva para todos los emisores. La reserva se basa en la petición mayor. Este tipo de estilo que se utiliza cuando los flujos de diferentes emisores no ocurren al mismo tiempo. 2. Estilo de filtro fijo. En este estilo, el router crea una reserva distinta para cada flujo. Esto significa que si hay n flujos, se hace n diferentes reservas. Este tipo de estilo se utiliza cuando hay una alta probabilidad de que los flujos de diferentes emisores no ocurran al mismo tiempo. 3. Estilo explícito compartido. En este estilo, el router crea una única reserva que es compartida por todos los flujos. Estado de tipo soft La información de reserva (estado) almacenada en cada nodo para un flujo necesita ser refrescada periódicamente. Esto se conoce como un estado de tipo soft comparado con un estado de tipo hard utilizado en otros protocolos basados en circuitos virtuales como ATM o Frame Relay, donde la información sobre el flujo se mantiene hasta que se borra. El intervalo por defecto es actualmente de 30 s. PROBLEMAS CON LOS SERVICIOS INTEGRADOS Hay al menos dos problemas con los servicios Integrados que pueden evitar su completa implementación en Internet: la escalabilidad y la limitación del tipo de servicio. Escalabilidad El modelo de servicios integrados requiere que cada router mantenga información para cada flujo. Como Internet está creciendo día a día, esto es un serio problema. Limitación del tipo de servicio El modelo de servicios integrados proporciona sólo dos tipos de servicios, garantizado y controlado por la carga. Aquellos que se oponen a este modelo argumentan que las aplicaciones pueden necesitar más de estos dos tipos de servicios. Lección 3: SERVICIOS DIFERENCIADOS Los servicios diferenciados (DS o DiffServ) fueron introducidos por el IETF (Internet Engering Task Force) para solucionar los problemas de los servicios integrados. Se hicieron dos cambios fundamentales:

23 1. El principal procesamiento fue movido del núcleo de la red al extremo de la red. Esto soluciona el problema de escalabilidad. Los encaminadores no tienen que almacenar la información sobre los flujos. Las aplicaciones, o estaciones, definen el tipo de servicio que ellos necesitan cada vez que envía un paquete. 2. El servicio por flujo se ha cambiado a un servicio por clase. El encaminador encamina el paquete de acuerdo a la clase de servicio definido en el paquete, no en el flujo. Esto soluciona el problema de limitación del tipo de servicio. Se pueden definir diferentes tipos de clases de acuerdo a las necesidades de las aplicaciones. Los servicios diferenciados un modelo QoS basada en clases diseñada para IP. CAMPO DS En DifServ, cada paquete contiene un campo denominado campo DS. El valor de este campo es fijado en los extremos de la red por las estaciones o por el primer encaminador designado como encaminador frontera. El IETF propone sustituir el campo TOS (tipo de servicio) existente en IPv4 o el campo de clase IPv6 por el campo DS, como se muestra en la figura siguiente. El campo DS contiene dos subcampos: DSCP y CU. El campo de DSCP (punto de código de servicios diferenciados) es un subcampo de 6 bits que define el funcionamiento por salto (PHB). El campo CU en un campo de 2 bits que no se utiliza actualmente. Funcionamiento por salto El modelo DifServ define funcionamientos por salto (PHB) para cada nodo que recibe un paquete. Hasta ahora se han definido tres PDH: DE PHB, EF PHB y AF PHB. DE PHB. Este funcionamiento (PHB por defecto) es el mismo que la entrega mejor posible, que es compatible con el campo TOS. EF PHB. Este funcionamiento (PHB de reenvío rápido) ofrece los siguientes servicios: Pérdida baja. Latencia baja. Ancho de banda asegurado. Esto es lo mismo que tener una conexión virtual entre el origen y el destino. AF PHB. Este funcionamiento (PHB de reenvío asegurado) entrega el paquete con una alta seguridad siempre que el tráfico no exceda el perfil de tráfico del nodo. Los usuarios de la red necesitan ser conscientes de que algunos paquetes pueden ser descartados. Acondicionador de tráfico Para implementar DifServ, el nodo DS utiliza acondicionadores de tráfico como contadores, marcadores, adaptadores y descartadores, como se muestra en la figura siguiente.

24 Contador. El contador comprueba si el flujo de entrada coincide con el perfil de tráfico negociado. El contador también envía este resultado a otros componentes. El contador puede utilizar varias herramientas como un cubo de testigos para comprobar el perfil. Marcador. Un marcador puede remarcar un paquete si está utilizando la entrega mejor posible (DSCP: ) o marcar por debajo un paquete de acuerdo a la información recibida por el contador. El marcado por debajo (marca a un nivel de servicio más bajo) ocurre si el flujo no coincide con el perfil. Un marcador no hace un marcado hacia arriba (eleva el nivel de servicio) de un paquete. Adaptador. Un adaptador utiliza la información recibida del contador para adaptar o ajustar el tráfico si no cumple con el perfil negociado. Descartador. Un descartador, que funciona como un adaptador sin búfer, descarta los paquetes si el flujo viola de forma severa el perfil negociado. Lección 4: QoS EN FRAME RELAY Se utilizan cuatro atributos diferentes para controlar el tráfico en Frame Relay: tasa de acceso, tamaño de la ráfaga comprometido Bc, tasa de información comprometida y tamaño de la ráfaga en exceso. Estos atributos se fijan durante la negociación entre el usuario y la red. Para conexiones PVC, se negocian sólo una vez; para conexiones SVC se negocian en cada conexión durante la fase de establecimiento de la conexión. La figura siguiente muestra las relaciones entre estas cuatro medidas.

25 Velocidad de acceso Para cada conexión se define una velocidad de acceso (en bits/segundo). La velocidad de acceso realmente depende del ancho de banda del canal que conecta al usuario con la red. El usuario no puede nunca exceder esta velocidad. Por ejemplo, si el usuario se conecta a una red Frame Relay mediante una línea T-1, la velocidad de acceso es de 1,544 Mbps y ésta no se puede sobrepasar. Tamaño de la ráfaga comprometido Para cada conexión, Frame Relay define un tamaño de ráfaga comprometido (Bc). Este es el número máximo de Bits durante un periodo predefinido de tiempo que la red se compromete a transferir sin descartar ninguna trama o activar el bit DE. Por ejemplo si se compromete un valor para Bc de 400 kbits durante un periodo de cuatro segundos, el usuario puede enviar hasta 400 kbits durante un u intervalo de cuatro segundos sin preocuparse de que se pierdan tramas. Observe que no se trata de una velocidad definida para cada segundo. Es una medida acumulativa. El usuario puede enviar 300 kbits durante el primer segundo, ningún dato durante los dos siguientes segundos y finalmente 100 kbits durante el cuarto segundo. Velocidad de información comprometida La velocidad de información comprometida (CIR) es similar al concepto de tamaño de ráfaga comprometido excepto que define una velocidad media de bits por segundo. Si el usuario mantiene esta velocidad, la red se compromete entregar la trama. Sin embargo debido a que es una medida media, un usuario puede enviar en algunos instantes datos a una velocidad mayor al CIR. Siempre que se cumpla la media para el período pre definido, las tramas serán entregadas. El número acumulativo de bits enviados durante el periodo predefinido no debería exceder de Bc Observe que el CIR no es una medida independiente; se puede calcular utilizando la siguiente fórmula: CIR =Bc/T bps

26 Por ejemplo, si el Bc es de cinco kbits en un período de cinco segundos, el CIR es 5000/5 = 1kbps. Tamaño de la ráfaga en exceso Para cada conexión, Frame Relay define un tamaño de la ráfaga en exceso (Bc). Este valor es el número máximo de bits, que pueden exceder a Bc que un usuario puede enviar durante un periodo predefinido de tiempo. La red se compromete a transferir estos bits si no hay congestión. Observe que en este caso existe menos compromiso que en el caso de Bc. El compromiso de la red es condicional. Tasa del usuario La figura siguiente muestra cómo puede un usuario enviar datos a ráfagas. Si un usuario nunca excede Bc, la red se compromete a transferir las tramas sin descartarlas. Si el usuario excede el valor de Bc, en menos que Be (es decir, el número total de bits es menor que Bc + Be), la red se compromete a transferir todas las tramas si no hay congestión. Si existe congestión, algunas tramas serán descartadas. El primer conmutador que recibe las tramas del usuario tiene un contador y fija el bit DE para aquellas tramas que exceden el valor Bc. El resto de conmutadores descartarán esta trama si hay congestión. Observe que un usuario que necesita enviar datos más rápido puede exceder el nivel Bc. Siempre que el nivel no supere Bc + Be, existe la posibilidad de que las tramas alcancen el destino sin ser descartadas. Recuerde, sin embargo, que el momento en el que el usuario supere Bc + Be, todas las tramas enviadas después son descartadas por el primer conmutador. Lección 5: QoS EN ATM La QoS en ATM se basa en las clases, los atributos relacionados con el usuario y los atributos relacionados con la red. Clases

27 El foro ATM define cuatro clases de servicios: CBR, VBR, ABR y UBR. CBR. La clase de tasa de bits constante (CBR) se ha diseñado para los clientes que necesitan servicios de vídeo y audio de tiempo real. El servicio es similar al ofrecido por una línea dedicada como la línea T. VBR. La clase de tasa de bits variable (VBR) se divide en dos subclases: tiempo real (VBR- NRT). VBR-RT se diseñó para los usuarios que necesitan servicio de tiempo real (como transmisión de audio y vídeo) y utilizan técnicas de compresión para crear una tasa de bits variable. VBR-NRT se diseñó para aquellos usuarios que no necesitan servicios de tiempo real de utilizan técnica de compresión para crear una tasa de bits variable. ABR. La clase de tasa de bits disponible (ABR) entrega las celdas a la mínima tasa. Si hay más capacidad de red, la tasa mínima puede incrementarse. ABR es particularmente adecuado para aplicaciones que utilizan por su naturaleza ráfagas. UBR. La clase de tasa de bits no especificada (UBR) es un servicio de mejor entrega posible que no garantiza nada. La figura 31 muestra la relación entre las diferentes clases y la capacidad total de la red. ATRIBUTOS RELACIONADOS CON EL USUARIO ATM define dos conjuntos de atributos. Los atributos relacionados con el usuario son aquellos que definen la velocidad con la que el usuario quiere enviar los datos. Estos atributos se negocian cuando se realiza el contrato entre un usuario y una red. A continuación se describen algunos atributos relacionados con el usuario. SCR. La tasa de celdas sostenida (SCR) es la tasa de celdas media en un intervalo de tiempo largo. La tasa de celdas real puede ser mayor o menor, pero la media debería ser igual o menor que la SCR. PCR. La tasa de celdas pico (PCR) define la máxima tasa de celdas del emisor. La tasa de celdas del usuario puede en algunas ocasiones alcanzar este pico, mientras que se mantenga la SCR MCR. La tasa de celdas mínima (MCR) define la tasa de celdas mínima aceptable para el emisor. Por ejemplo, si la MCR , la red debe garantizar que el emisor puede enviar al menos celdas por segundo. CVDT. La tolerancia en el retardo a la variación de celdas (CVDT) es una medida de la variación en los instantes de transmisión de celdas. Por ejemplo, si la CVDT es de 5 ns, entonces la diferencia entre los retardos mínimos y máximos en la entrega de celdas no debería exceder los 5 ns.

28 ATRIBUTOS RELACIONADOS CON LA RED Los atributos relacionados con la red son los que definen las características de la red. A continuación se definen algunos de estos atributos: CLR. La tasa de celdas perdidas (CLR) define la fracción de celdas perdidas (o entregadas demasiado tarde y que se consideran pérdidas) durante la transmisión. Por ejemplo, si el emisor envía 100 celdas y una se pierde, la CLR es: CLR = 1/100 = 10-2 CTD. El retardo en la transferencia de celdas (CTD) es el tiempo medio necesario para que una celda viaje del origen al destino. También se consideran como atributos al CTD máximo y el CTD mínimo. CVD. La variación en el retardo de celdas (CVD) es la diferencia entre el CTD máximo y el CTD mínimo. CER. La tasa de celdas con error (CER) define la fracción de celdas entregadas con error.