Calidad de Servicio sobre redes de acceso pasivas ópticas para Ethernet First Mile (EPON)

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1 Calidad de Servicio sobre redes de acceso pasivas ópticas para Ethernet First Mile (EPON) Lorena Benedí, Rafael del Hoyo, Pilar Fernández de Alarcón, Elvira Narro, Juan José Navamuel, David Abadía. Departamento de Electrónica y Comunicaciones, Instituto ecnológico de Aragón Instituto ecnológico de Aragón, C/ María de Luna, Zaragoza. elf: , Fax: { lbenedi, rdelhoyo, pfernandez, enarro, jnavamuel, dabadia Abstract El siguiente artículo presenta los trabajos efectuados en el proyecto QUAR2 en relación a las Redes Pasivas Ópticas para Ethernet First Mile (EPON), realizando un estudio sobre la provisión de Calidad de Servicio en estas redes de acceso de próxima generación, dada la gran importancia de ésta en servicios con grandes requerimientos de calidad como son elevisión Digital sobre IP, servicios de video asistencia o vídeo bajo demanda. 1. Introducción El presente artículo presenta el trabajo enmarcado en el Proyecto europeo CELIC QUAR2 (Quality of Real ime Applications End-to-end over Heterogeneous Domains) cuyo objetivo es la definición y desarrollo de un sistema que permita la provisión de Voz y Video con calidad sobre redes IP heterogéneas. En particular, se estudian escenarios con redes de acceso heterogéneas (Cable, xdsl y EPON). El trabajo presentado se centra en redes pasivas ópticas para Ethernet First Mile (EPON) [1]. Uno de los objetivos de este proyecto ha sido la implementación de la arquitectura EPON en un escenario de red usando la herramienta de simulación OPNE. En esta simulaciones se han tenido en cuenta los requerimientos de Calidad de Servicio (QoS), el modo de acceso al medio y el protocolo de señalización usado para tal fin, MultiPoint Control Protocol (MPCP). 2. Arquitecturas Redes EPON 2.1. Arquitectura Las redes EPON son redes basadas en tecnología pasiva óptica con enlaces punto a multipunto sobre fibra óptica, a velocidades de 1 Gbps, distancias de 10 ó 20 kilómetros y unidos con splitters pasivos ópticos. Se ha diseñado una arquitectura EPON en la herramienta de simulación OPNE, como se puede observar en la figura 1, con objetivo de estudiar las diferentes características que este tipo de red posee en relación a otro tipo de redes de acceso como son las redes de Cable o las redes xdsl. Figura 1. opología de red EPON Los componentes básicos de la red de acceso EPON son: OL (Optical Line erminal): cabecera de red de la arquitectura EPON. Splitter: multiplexador pasivo óptico. ONU (Optical Network Unit): concentrador de tráfico de los usuarios finales. Clientes: erminales, servidores o redes LAN Ethernet. Enlaces de fibra óptica monomodo a 1 Gbps. Una arquitectura clásica PON se compone de un terminal OL y varias ONUs. El módulo OL trabaja como nodo de acceso, conectando la red de acceso óptica a la red troncal y es la encargada de planificar y asignar los recursos de transmisión a las ONUs Mecanismo de ransmisión En el sentido downstream (desde OL a ONUs), una PON es una red punto a multipunto, mientras que en la dirección upstream se trata de una red punto a punto. En la dirección downstream, las tramas transmitidas por el terminal OL pasan a través de un splitter pasivo que se encarga de retransmitirlas hacia todas las ONUS. Este comportamiento es similar a una red de medio compartido: los paquetes son transmitidos de manera broadcast por el módulo OL y la ONU

2 destino los extrae si están marcados con el identificador de enlace propio. En la dirección upstream las tramas de una ONU únicamente han de alcanzar el terminal OL, no a las otras ONUs. Esto se asemeja a una arquitectura Punto a Punto, a diferencia de que aquí, las tramas de diferentes ONUs pueden colisionar, por lo que hay que compartir recursos. La solución adoptada para el acceso al medio en sentido upstream es la multiplexacion temporal [2]. Al adoptar la solución de medio compartido, es necesaria una sincronización de todas las ONUs, para que cada una de ellas transmita en su slot de tiempo correspondiente. En un time slot es posible transmitir varias tramas Ethernet. Una ONU tendrá que almacenar las tramas recibidas de un suscriptor hasta que pueda transmitir. Cuando llega su time slot correspondiente, la ONU transmite la información almacenada a la velocidad de Ethernet, en este caso 1Gbps Multi-Point Control Protocol Las redes EPON disponen de una subcapa a nivel MAC Control la cual implementa el protocolo de MPCP ( Multi-Point Control Protocol ) [1], que controla la red punto-multipunto en los siguientes aspectos: - reparto y asignación de ancho de banda - proceso de auto-descubrimiento. El proceso de auto-descubrimiento es el registro inicial de la ONU en la red de acceso mediante la asignación que le hace la OL de un identificador de enlace lógico (LLID). Un factor que queda a elección porque permanece abierto en el estándar es la asignación de un identificador de enlace lógico (LLID) para cada ONU o uno por cada cola de una ONU. Se ha decidido el uso de un solo LLID por ONU, esto conforma ventajas y desventajas. Una ventaja es la reducción del consumo de ancho de banda por los mensajes MPCP para planear las transmisiones de las ONUs. Sin embargo, una desventaja es que las colas de baja prioridad pueden estar mal atendidas. 3. Algoritmos de Asignación de Recursos 3.1. Asignación de Recursos El estándar de EFM determina el protocolo de señalización entre las entidades ONU y OL de la arquitectura EPON (MPCP), pero no determina la política de asignación de recursos a cada ONU ni el método de planificación y servicio de colas para la provisión de Calidad de Servicio (QoS). Así mismo tampoco define la política de admisión de nuevas conexiones (CAC, Connection Admission Control) ni la forma de encuesta por parte de la OL a las ONUs para la planificación del reparto de ancho de banda. Zhu Yongquing presenta en [2] dos algoritmos de encuesta a ONUs para la posterior asignación de ancho de banda. Estos métodos son el algoritmo BGP (Bandwidth Guaranteed Polling) y EDA (Evenly Distribution Algorithm). Así mismo Glen Kramer, Biswanath Mukherjee y Gerry Pesavento proponen IPAC Interleaved Polling with Adaptative Cicle ime [3] como método de asignación de recursos en EPON Algoritmo IPAC IPAC es un protocolo para la asignación dinámica de ancho de banda en redes EPON. Se basa en un esquema de encuesta por parte de la OL a las ONUs que dependen de ella, similar a la encuesta realizada por los hubs, donde cada ONU se sondea antes de que la transmisión de la anterior haya llegado. El sondeo se realiza conjuntamente con el envío del permiso de transmisión a la ONU, tras la transmisión de datos de la ONU esta informa del estado de sus colas. La OL distribuye los slots temporales de las ONUS con un tamaño de ventana dinámico de acuerdo con el tamaño instantáneo de las colas de las ONUs. En IPAC todas las ONUs son tratadas del mismo modo. En el esquema de encuesta que propone IPAC, la OL mantiene una tabla que contiene para cada ONU el tamaño de colas y el Round rip ime o R. El R es la suma del tiempo de propagación del upstream y el downstream entre OL y ONU. Este tiempo se tiene en cuenta porque la distancia entre ONUs y OL es variable y estas diferencias afectan al envío correcto de la señalización y del inicio de los slots temporales. Esta tabla se actualiza con los mensajes de control Request. Si una ONU vacía completamente sus colas, en el siguiente ciclo sólo se le permitirá enviar mensajes Report de control, pero ningún dato. En IPAC no es necesario la sincronización de las ONUs, cada una de ellas ejecutan el mismo procedimiento dado por los permisos de transmisión recibidos desde la OL. El algoritmo de planificación y asignación está enteramente implementado en la OL y las ONUS no tienen que negociar los nuevos parámetros, aceptarlos ni cambiarlos de forma síncrona con el resto del sistema. La encuesta a las ONUs se realiza de forma secuencial una tras otra, y tratándolas por igual, es decir, ni se implementan mecanismos de priorización y en ningún momento se garantiza el servicio a ninguna ONU 3.3. Algoritmo de Ciclo Fijo omando como base IPAC, se ha desarrollado un método de asignación dinámica de ancho de banda dentro de un ciclo de tamaño fijo. Es decir, dentro del ciclo de transmisión que es de duración constante

3 se reparte el tiempo total asignando slots temporales variables según los requerimientos de cada ONU. Las principales diferencias consisten en que no se realiza un sondeo secuencial de ONUs y la transmisión se ha organizado en ciclos. La OL es la que tiene todo el control sobre la planificación de éstos. En cada ciclo, tras la transmisión de los datos, cada ONU manda un mensaje Report en el que indica el tamaño de sus colas. Esta información se almacena en una tabla. Cada comienzo de ciclo se envía toda la señalización de control a las ONUs, indicándoles la posición de su slot temporal para el ciclo siguiente. La información de colas que una ONU manda en el ciclo i, es tenida en cuenta para el tamaño de slot con el que transmitirá en el ciclo i+2. Al ser el tiempo de ciclo constante y la asignación de slot dinámica, existe la posibilidad de que se quede parte del ciclo, y por tanto ancho de banda, sin utilizar cuando las ONUs no tienen grandes requerimientos de transmisión. Por ello es de vital importancia en este caso ajustar bien el tiempo de ciclo, según el tráfico que vaya a tener la red. Las ONUs son tratadas por igual, por lo tanto, el ancho de banda disponible se repartirá a partes iguales entre ellas. Ello se traduce en un tiempo de slot máximo determinado por la ecuación 1. max slot Siendo = ( ) max slot ciclo N ONU sa eq. 1 :iempo de slot máximo, [eq.1] ciclo : iempo de ciclo, : Duración del slot de auto-descubrimiento. N sa ONU : Número de ONUs conectadas. Existe la posibilidad cuando hay tiempo de ciclo sobrante, se haga una reasignación de recursos antes de enviar la señalización a las ONUs. Esta reasignación atiende a la siguiente política: Se puede asignar un tamaño de slot mayor que el máximo, cuando haya recursos sobrantes y alguna ONU necesite un slot mayor aplicando la siguiente ley (ecuación 2), con pesos para cada ONU y para los dos tipos de trafico definidos, uno con prioridad y otro no. F j (, ) p np ω j. ( p + k.np) ( ωi. ( p + k.np ) = n i= 1 [eq.2] p : ráfico prioritario sin servir en la ONU j. np : ráfico no prioritario sin servir en la ONU j. k : peso del trafico no prioritario, entre 0 y 1. ω j : peso de la ONU. El tiempo asignado a la ONU j será el tiempo sobrante en el slot multiplicado por F j Algoritmo de Ciclo Variable Ésta implementación difiere de la anterior principalmente en que el tiempo de ciclo ahora se ajusta a los requerimientos de slot de las ONUs. Sigue habiendo un tiempo de slot máximo pero ahora el ciclo termina en el momento en que la última ONU acaba con su slot temporal y llega el turno del slot de auto-descubrimiento reservado en cada ciclo para la posible incorporación de nuevas ONUs. Por lo tanto, ahora no hay una posible infrautilización del enlace, esto implica que no tiene sentido la reasignación de recursos de la que hablaba en el caso anterior Implementación OPNE En OPNE se han implementado el algoritmo de Ciclo Variable y el algoritmo de Ciclo fijo explicados anteriormente. Para el diseño de EPON en OPNE se decidió estructurar las transmisiones en ciclos de modo que con la información transmitida por las ONUs el ciclo anterior, la OL hace el reparto de recursos y manda al principio del ciclo actual la totalidad de la señalización indicando en qué momento del siguiente ciclo deben de comenzar las ventanas de transmisión. Estos time slots o ventanas de transmisión son de tamaño variable, es decir, se realiza una asignación de recursos dinámica en función de la ocupación de las colas de las ONUs, mientras que los ciclos pueden tener un tamaño fijo o variable. Además en cada ONU se puede definir un número de colas variable utilizadas para distinguir entre distintos clases de servicio y así poder asignar prioridades según el algoritmo de servicio de colas y el planificador de tráfico que introduce los paquetes en una cola u otra [4] Metodología Para la búsqueda de los parámetros apropiados de la red (eq 2.) se ha seguido la siguiente metodología: Inicialmente se realiza una simulación con el algoritmo de ciclo variable y se halla la estadística de tiempo entre slots asignado a las ONUs. Se toma este valor medio como referencia para el tiempo de ciclo en el algoritmo de ciclo fijo. Como se pretende que sea efectiva la reasignación de recursos, este valor se aumenta en una proporción adecuada con el volumen de tráfico de la red. Una vez elegido el tiempo de ciclo se prueban distintas combinaciones de los pesos de ONUs y tráfico prioritario para hallar el mejor resultado posible, teniendo en cuenta que los resultados que buscamos es minimizar tanto el delay del tráfico

4 prioritario como su jitter delay, y todo ello sin causar demasiado perjuicio al tráfico no prioritario. Una recomendación a seguir para facilitar el proceso y obtener mejores resultados es agrupar usuarios prioritarios en ONUS prioritarias 4. Comparación de Algoritmos y Resultados 4.1. Escenario Partiendo del escenario común de simulación mostrado en la figura 2, se han realizado comparaciones acerca del funcionamiento del sistema para las dos opciones de tiempo de ciclo, de duración fija y/o variable. Los escenarios con tiempo de ciclo fijo admiten la priorización tanto de flujos de tráfico como de unas ONUs respecto a otras, sin embargo un tiempo de ciclo variable se adapta mucho mejor a las necesidades de transmisión de las ONUs. Las simulaciones se han realizado partiendo de la existencia de dos flujos de tráfico uno con alta prioridad y otro con baja prioridad.los parámetros de cada escenario se muestran en la tabla 1: abla 1 Parámetros de los escenarios Escenarios iempo de ciclo Peso ONUs Peso tráfico prioritario Ciclo variable - No admite priorización No admite priorización Ciclo fijo 1* 4 ms 0.1 todas 0.5 Ciclo fijo 2 4 ms 0.5, 0.1 y el 0.2 resto 0.05 Ciclo fijo 3 4 ms 0.325, y el resto Ciclo fijo 4 4 ms 0.325, y el resto Ciclo fijo 5 4 ms 0.325, y el resto Ciclo fijo 6 4 ms 0.3, 0.1 y el 0.25 resto Ciclo fijo 7* 3 ms 0.1 todas Resultados Los resultados se ilustran en las figuras 3 y 4 en las que aparece una comparación entre el escenario de Ciclo Variable (gráfica azul) y el mejor resultado para los escenarios de Ciclo Fijo (gráfica roja) en el que se han optimizado los parámetros de priorización para hallar los mejores resultados. En este último los slots asignados a ONUs son ligeramente mayores pero mucho más estables, y además se consigue un delay para las aplicaciones prioritarias menor a pesar de que el delay no prioritario es 8 ms mayor. Esto no es de vital importancia porque precisamente estamos hablando de tráfico no prioritario por lo que un delay de 9 ms en la red de acceso es más que aceptable. Por lo tanto se puede hallar una configuración de los elementos de red que mejore la respuesta de la red ante distintos tipos de tráfico y así poder ofrecer Calidad de Servicio a determinados clientes o determinadas aplicaciones. Figura 3. Delay tráfico prioritario Figura 4. Delay tráfico no prioritario Figura 2. Escenario de simulación abla 2 Resultados de los distintos escenarios Escenario Delay prioritario (ms) Delay no prioritario (ms) Slot ONU 1 (ms) iempo entre slots de ONU1 (ms) Ciclo Variable Ciclo Fijo (sin 4 prioridades c=4ms) Ciclo Fijo 7 (sin prioridades c=3 ms)

5 5. Pruebas de Aplicaciones y Resultados abla 3 Parámetros de simulación Ciclo fijo Ciclo variable 5.1. Escenario Con es siguiente escenario se pretende comprobar el correcto funcionamiento de aplicaciones como navegación web y videoconferencia en la red de acceso, mediante el escenario presente en la figura 5. De acuerdo a la clasificación de servicios de la recomendación de la IU G.1010 resumida en el Anexo C se determina que: La videoconferencia será un servicio al que se le va a conceder alta prioridad: es una aplicación del grupo llamado interactivo y tolera errores. El retardo aceptable es menor de 150 ms y el máximo admisible es de 400 ms, el jitter deseado es mucho menor que 1 ms y la pérdidas deben de estar en el límite PLR < 1% La navegación en la web será considerada como un servicio de baja prioridad. Los valores de delay preferidos son menores de 2 sg/página y aceptables menores de 4/página sg, no tolerando pérdidas de información pero sin restricciones de variación de delay. Las pruebas a realizar serán las siguientes, para las dos versiones de ciclo variable y fijo se introducirán mediante generadores IP una carga en la red del 50% de su capacidad, es decir, 500 Mbps. Sobre este entorno se generarán dos aplicaciones, videoconferencia y navegación web, y se comprobará su correcto funcionamiento. Las características del tráfico generado se muestran en las tablas 3,4,5. ráfico total IP 500 Mbps ráfico generadores prioritarios 125 Mbps ráfico generadores no prioritarios 125 Mbps 500 Mbps 125 Mbps 125 Mbps Inicio transmisiones 0.2 s 0.2 s amaño de paquete amaño colas ONU 10 Mbits 10 Mbits iempo de ciclo 2,5/0.5 ms Slot mínimo 0.05 ms 0.05 ms abla 4 Parámetros de videoconferencia Frame Interarrival ime Information Frame Size Information abla 5 Parámetros de tráfico HP Videoconferenci a 30 frames/sec 352X240 pixels Navegación web (HP 1.1) Page Interarrival ime constant (0.1) Objects per page 1 5 Object Size (bytes) constant (1000) uniform_int (500, 2000) Initial Repeat Probability 0.9 Pages Per Server exponential (10) El objetivo de las pruebas es comprobar que efectivamente se cumplen los parámetros de Calidad de Servicio recomendados por la IU- en un escenario de pruebas con aplicaciones de videoconferencia y tráfico HP para los dos tipos de algoritmos desarrollados, de ciclo fijo y ciclo variable. Figura 5 Escenario básico de pruebas de aplicaciones 5.2. Resultados

6 En la tabla 6 se muestran los valores medios de delay y jitter delay de las aplicaciones en los distintos escenarios: para los retardos introducidos por los tramos restantes de red. abla 6 Resultados de las simulaciones Ciclo variable Ciclo fijo Aplicación Videoconferencia HP Videoconferencia HP Delay 7.95 ms ms ms ms Jitter delay 0.105x10-3 ms x10-3 ms - El delay en los dos clientes de videoconferencia en ningún caso supera los 12 ms. El jitter delay no sobrepasa los ms en el peor caso. Los peores resultados se dan en el cliente situado tras la red de acceso debido a que la red ha sido cargada en mayor medida en el sentido uplink y además le afecta directamente el modelo de acceso al medio en el uplink.. El tiempo de respuesta de página es como máximo de 26 ms, en la figura 6 también se aprecian los tiempos de respuesta para los objetos de las páginas. Figura 6 iempo de respuesta En el escenario de ciclo fijo, el delay en los dos clientes de videoconferencia en ningún caso supera los 12.6 ms. El jitter delay no sobrepasa los ms en el peor caso. Al igual que anteriormente, os peores resultados se dan en el cliente situado tras la red de acceso. Estos resultados se pueden observar en la figura 6.. Antes de afirmar que se cumplen las recomendaciones de la IU- hay que reseñar que estas son especificaciones extremo a extremo y que las pruebas realizadas han sido únicamente sobre la red de acceso, sin tener en cuenta el correspondiente backbone y la red de acceso del otro extremo. Aun así, los valores obtenidos son tan pequeños en comparación a otras tecnologías de acceso que sobradamente se cumplirían las especificaciones por el hecho de que se dispone de un amplio margen Figura 7 Delay extremo a extremo en la red de acceso 6. Conclusiones Las conclusiones a las que se han llegado es que tanto un algoritmo como el otro son perfectamente válidos para la provisión de servicios de banda ancha a los usuarios finales, con la salvedad que la opción de ciclo fijo posee la posibilidad de priorización para la provisión de calidad de servicio, mejorando el comportamiento de la red. La diferencia principal de comportamiento entre las dos opciones reside en la mejor adaptación de la implementación con ciclo variable a los cambios de volumen de tráfico de la red, mientras que para el caso de ciclo fijo se requiere una readaptación de los parámetros para obtener el mejor servicio posible, incluso pudiendo mejorar las prestaciones del algoritmo de ciclo variable. Los parámetros que aportan estas mejoras pueden ser determinados siguiendo una metodología apoyada en la simulación de escenarios. De ahí la importancia de la implementación de la tecnología en una herramienta de simulación que permite realizar un análisis del comportamiento de la red, determinar los mejores parámetros para su funcionamiento y predecir posibles problemas antes de llevar la implementación física de las redes. Por lo tanto queda probada la validez del algoritmo propuesto que mediante la reasignación de recursos basada en priorización provee calidad de servicio en la red de acceso EPON. Otro punto principal en las pruebas realizadas es la comprobación del cumplimiento de las especificaciones de calidad de servicio de la IU- para el transporte de aplicaciones de banda ancha como videoconferencia o navegación web. Para concluir, decir que este es un estudio inicial de la arquitectura EPON que esta siendo desarrollado y mejorado con el propósito de la inclusión de nuevos métodos para proveer de calidad servicios como la voz y video sobre IP. Adicionalmente, se han

7 asentado las bases para el diseño de una arquitectura jerárquica para proveer QoS independientemente de las redes de acceso y troncales sobre las que se provea el servicio. Permitiendo dentro del proyecto Quar2 encontrar una arquitectura capaz de soportar Calidad de Servicio en Redes Heterogeneas. Referencias [1] 802.3AH-2004 echnology - elecommunications and Information Exchange Between Systems - LAN/MAN - Specific Requirements - Part 3: Carrier Sense Multiple Access with Collision Detection (CSMA/CD) Access Method and Physical Layer Specifications Amendment: Media Access Control Parameters, Physical Layers, and Management Parameters for Subscriber Access Networks [2] Zhu Yongquing Multiaccess Scheme for Ethernet Passive Optical Network (EPON) Research Report, Nanyang echnological University. January [3] Glen Kramer, Biswanath Mukherjee, Gerry Pesavento. Interleaved Polling with Adaptative Cicle ime (IPAC): A Dynamic Bandwith Distribution Scheme in an Optical Access Network July [4] Chadi M. Assi, Yinghua Ye, Sudhir Dixit, Mohamed A. Ali Dynamic Bandwidth Allocation for Quality-of-Service over Ethernet PONs IEEE Journal on Selected Areas in Communications vol 21 no.9 November 2003