ads:
UNIVERSIDADE DE BRASÍLIA
FACULDADE DE TECNOLOGIA
DEPARTAMENTO DE ENGENHARIA ELÉTRICA
ALGORITMO DE RWA COM CONSIDERAÇÕES DE
SOBREVIVÊNCIA BASEADO EM HEURÍSTICA-
ALGORITMO GENÉTICO PARA REDES IP/WDM
EDUARDO TOMMY LÓPEZ PASTOR
ORIENTADOR: Dr. HUMBERTO ABDALLA JUNIOR
Departamento de Engenharia Elétrica – Universidade de Brasília
CO-ORIENTADOR: Dr. JOSEP PRAT GOMÀ
Departament de Teoria del Senyal i Comunicacions – Universitat Politècnica de
Catalunya – Espanha
TESE DE DOUTORADO EM ENGENHARIA ELÉTRICA
PUBLICAÇÃO: PPGENE.TD - 016 A/07
BRASÍLIA/DF: Março-2007
ads:
Livros Grátis
http://www.livrosgratis.com.br
Milhares de livros grátis para download.
ii
UNIVERSIDADE DE BRASÍLIA
FACULDADE DE TECNOLOGIA
DEPARTAMENTO DE ENGENHARIA ELÉTRICA
ALGORITMO DE RWA COM CONSIDERAÇÕES DE
SOBREVIVÊNCIA BASEADO EM HEURÍSTICA-ALGORITMO
GENÉTICO PARA REDES IP/WDM
EDUARDO TOMMY LÓPEZ PASTOR
TESE SUBMETIDA AO DEPARTAMENTO DE ENGENHARIA
ELÉTRICA DA FACULDADE DE TECNOLOGIA DA
UNIVERSIDADE DE BRASÍLIA COMO PARTE DOS REQUISÍTOS
NECESSÁRIOS PARA A OBTENÇÃO DO GRAU DE DOUTOR.
APROVADA POR:
Prof. PhD Humberto Abdalla Júnior (Limoges- FR)
(Orientador)
Prof. Dr. William Ferreira Giozza (UNIFACS-BA-BR)
(Examinador Externo)
Dr. Honorio Assis Filho Crispim (UnB-BR)
(Examinador Externo)
Prof. Dr. Antonio José Martins Soares (UNICAMP-SP-BR)
(Examinador Interno)
Prof. Dr. Luis Fernando Ramos Molinaro (USP-BR)
(Examinador Interno)
Prof. Dr. Paulo Henrique Portela de Carvalho (Limoges-FR)
(Examinador Interno)
BRASÍLIA-DF, 9 DE MARÇO DE 2007
ads:
iii
FICHA CATALOGRÁFICA
LÓPEZ-PASTOR, EDUARDO TOMMY
Algoritmo de RWA com considerações de Sobrevivência baseado em Heurística-
Algoritmo Genético para Redes IP/WDM - [Distrito Federal] 2007.
xix, 217p., 210x297 mm (ENE/FT/UnB, Doutor, Engenharia Elétrica, 2007).
Tese de Doutorado – Universidade de Brasília. Faculdade de Tecnologia.
Departamento de Engenharia Elétrica.
1.RWA 2.Sobrevivência (S-DRWA)
3.Redes IP/WDM 4.Algoritmos Genéticos (GA)
I. ENE/FT/UnB II. Título (série)
REFERÊNCIA BIBLIOGRÁFICA
LÓPEZ-PASTOR, E.T. (2007). “Algoritmo de RWA com considerações de
Sobrevivência baseado em Heurística-Algoritmo Genético para Redes IP/WDM”. Tese
de
Doutorado em Engenharia Elétrica, Publicação PPGENE.TD - 016 A/07, Departamento de
Engenharia Elétrica, Universidade de Brasília, Brasília: DF, 236p.
CESSÃO DE DIREITOS
AUTOR: Eduardo Tommy López Pastor
TÍTULO: Algoritmo de RWA com considerações de Sobrevivência baseado em
Heurística-Algoritmo Genético para Redes IP/WDM
GRAU: Doutor ANO: 2007
É concedida à Universidade de Brasília permissão para reproduzir cópias desta Tese de
Doutorado e para emprestar ou vender tais cópias somente para propósitos acadêmicos e
científicos. O autor reserva outros direitos de publicação e nenhuma parte dessa Tese de
Doutorado pode ser reproduzida sem autorização por escrito do autor.
-------------------------------------
Eduardo Tommy López Pastor
Carrer de L’Alcalde Comas 19-2-2, Barberà del Vallès
08210 Barcelona - Espanha
iv
“Respondeu-lhe Jesus: Eu sou o CAMINHO, e a
verdade, e a vida; ninguém vem ao Pai senão por mim”
(Jo 14:6)
Dedico esta Tese:
A Jesús, meu SENHOR e Salvador
À minha esposa Rocio e aos meus filhos
Otto Eduardo, Deborah Fabiola e Paulo Eduardo
À minha mãe Mercedes
v
AGRADECIMENTOS
A realização deste trabalho de Tese só foi possível gracias à ajuda invalorável de pessoas e
instituições. Assim, agradeço de tudo coração:
• Em primeiro lugar a DEUS criador de todas as coisas, por sua misericórdia e amor, e ao seu
filho, Jesús, o Espírito que dá sentido e direção a minha vida.
• À minha amada esposa Rocio e aos meus amados filhos Otto Eduardo, Deborah Fabiola e
Paulo Eduardo, pelo amor, motivação, compreensão e paciência em todo este processo de
doutoramento.
• Ao meu orientador Dr. Humberto Abdalla Júnior, pela sua orientação, por acreditar em mim e
por ter-me dado toda condição para fazer este curso.
• Ao Dr. Josep Prat Gomà pela implicação neste trabalho, suas sugestões e aportes, e pela ajuda e
suporte na minha estada na Universitat Politecnica de Catalunya – Espanha.
• A minha querida mãe Mercedes e a meu pai Juan, meus queridos irmãos Jaime, Carlos, Mario,
Mary e Jorge, minha avô Juana, meu Tio César, meu sogro Ramiro e demais familiares, pelo
afeto e apoio sem reservas.
• Ao amigo e irmão, Dr. TC. Honório Crispim, pela sua provada amizade, pelo apoio ilimitado e
sem reservas, pelas suas relevantes contribuições a esta Tese e nos trabalhos que publicamos
em equipe, e a Ariene por sua amizade, seu apoio e suporte.
• Ao Georges Amvame, amigo e irmão, assim como a Flavio Lima, Vladimir, Marçal e Ivan,
caros colegas.
• Aos meus amigos e companheiros do Labcom da UnB, e do GCO (Grupo de Comunicações
Ópticas) da UPC, pelo apoio moral e a convivência saudável.
• A todos os Irmãos da “Igreja em Brasília” e a “Església a Barcelona” pelo suporte espiritual e
suas constantes orações em meu favor e da minha família.
• Aos Professores do Programa da pós-graduação em Engenharia Elétrica da UnB pela sua
contribuição a minha formação, tanto cientifica como humana. Meu reconhecimento especial
aos professores Martins, Leo, Paulo, Molinaro, Lúcio, Adson, Camargo e Franklin.
• Aos funcionários e pessoal administrativo e de serviço desta casa de estudos. Meu
agradecimento especial à Cássia e ao Fernando.
• Ao CNPq pela ajuda neste curso através da bolsa de doutorado. O presente trabalho foi
realizado com apoio do CNPq, Conselho Nacional de Desenvolvimento Científico e
Tecnológico - Brasil
• A Sandro Rossi e demais funcionários do CPqD, assim como ao Prof. Josep Solé i Pareta da
UPC e William Giozza da UNIFACS, pelas valiosas contribuições.
Muito Obrigado!!!!
vi
RESUMO
ALGORITMO DE RWA COM CONSIDERAÇÕES DE SOBREVIVÊNCIA
BASEADO EM HEURÍSTICA-ALGORITMO GENÉTICO PARA REDES IP/WDM
Esta Tese descreve a criação, o desenvolvimento e a aplicação de um novo algoritmo
híbrido heurístico-GA (HGA) para a otimização dos mecanismos de Alocação de Rota e
Comprimento de onda (RWA) dinâmico visando sobrevivência (S-DRWA), orientado à
reserva de capacidade baseado em compartilhamento de rotas de proteção e aplicado em
redes de transporte IP sobre WDM. Nesta operação conjunta, heurísticas fazem a seleção
dos melhores
caminhos de trabalho com seus respectivos caminhos backup e o Algoritmo
Genético
faz o aprovisionamento para o “melhor” par de rotas trabalho/proteção com a
alocação do comprimento de onda adequado, estabelecendo assim o caminho requerido.
vii
ABSTRACT
RWA ALGORITHM WITH SURVIVABILITY CONSIDERATIONS IN
HEURISTICS- GENETIC ALGORITHM BASED TO IP/WDM NETWORKS
This thesis describes the creation, development and application of a novel hybrid
Heuristic-GA algorithm, for the optimization of dynamic routing and wavelength
assignment mechanisms with survivability (S-DRWA), guided to the reserve of capacity
based on sharing routes protection and applied in IP transport network over WDM. In this
joint operation, heuristics make the election of the best routes with their respective backup
routes and the Genetic Algorithm makes the “best” provision for pair of routes
working/protection with the allocation of the adjusted wavelength, thus establishing the
required route.
viii
RESUMEN
ALGORITMO DE RWA CON CONSIDERACIONES DE SOBREVIVENCIA
BASADO EN HEURÍSTICA-ALGORITMO GENÉTICO PARA REDES IP/WDM
Esta Tesis describe la creación, desenvolvimiento y aplicación de un nuevo algoritmo
híbrido heurístico-GA (HGA) para la optimización de los mecanismos de asignación de
ruta y longitud de onda (RWA) dinámico orientado a sobrevivencia (S-DRWA),
objetivando la reserva de capacidad basado en el uso compartido de rutas de protección y
aplicado en redes de transporte IP sobre WDM. En esta operación conjunta, las heurísticas
hacen la selección de los mejores caminos de trabajo con sus respectivos caminos backup y
el algoritmo genético se encarga del aprovisionamiento para el “mejor” par de rutas
trabajo/protección con la asignación de la longitud de onda adecuada, estableciendo de esta
manera el camino requerido.
ix
SUMÁRIO
Capítulo 1.......................................................................................................1
1 INTRODUÇÃO........................................................................................1
1.1 CONSIDERAÇÕES GERAIS............................................................................... 1
1.2 PROPOSTA DA TESE ......................................................................................... 2
1.3 JUSTIFICATIVA.................................................................................................. 2
1.4 CONSIDERAÇÕES FEITAS NO PROJETO....................................................... 4
1.5 CENÁRIO DE DESENVOLVIMENTO DESTE TRABALHO .......................... 4
1.6 ORGANIZAÇÃO DESTE TRABALHO.............................................................. 4
Capítulo 2.......................................................................................................6
2 ARQUITETURA DE REDES DE TRANSPORTE ÓPTICAS...........6
2.1 INTRODUÇÃO..................................................................................................... 6
2.2 SISTEMA DE COMUNICAÇÕES ÓPTICAS ..................................................... 9
2.2.1 Elementos de um Enlace................................................................................ 9
2.3 EVOLUÇÃO DAS REDES DE TRANSPORTE ............................................... 14
2.3.1 Redes de Comutação por Circuitos ............................................................. 15
2.3.2 Redes de Comutação a Pacotes ................................................................... 17
2.3.3 Evolução da Demanda de Tráfego............................................................... 18
2.4 ARQUITETURA DE REDE MULTICAMADA ............................................... 19
2.4.1 IP sobre ATM sobre SDH ........................................................................... 23
2.4.2 IP sobre ATM diretamente sobre fibra........................................................ 26
2.4.3 IP sobre SDH ou PoS (Packet over SONET)............................................... 28
2.4.4 GFP (Generic Frame Procedure)................................................................. 32
2.4.5 IP sobre Gigabit Ethernet ............................................................................ 33
2.5 IP SOBRE OTN BASEADO EM WDM ............................................................ 36
2.5.1 Tecnologia WDM (Wavelength Division Multiplexing) ............................. 37
2.5.2 Evolução da Tecnologia de Transporte sobre WDM .................................. 39
2.5.3 Evolução dos mecanismos de Encaminhamento sobre WDM.................... 42
2.5.4 Arquitetura da rede IP sobre WDM............................................................. 43
2.5.5 Plano de Controle IP/WDM ........................................................................ 44
2.5.6 Modelos de Implantação de Rede Óptica.................................................... 47
2.5.7 Serviços de Transporte Ópticos................................................................... 48
2.6 REDES ÓPTICAS COMUTADAS AUTOMATICAMENTE (ASON) ............ 49
2.6.1 Arquitectura lógica ASON .......................................................................... 50
2.6.2 Plano de Controle ASON ............................................................................ 51
2.6.3 Multiprotocol Lambda Switching (MPλS).................................................. 51
2.6.4 Generalized Multiprotocol Label Switching (GMPLS) .............................. 52
2.7 COMENTÁRIOS E CONCLUSÕES.................................................................. 57
Capítulo 3.....................................................................................................59
3 ALOCAÇÃO DE ROTA E COMPRIMENTO DE ONDA (RWA)..59
3.1 INTRODUÇÃO................................................................................................... 59
3.1.1 Redes roteadas por comprimento de onda................................................... 60
3.2 FUNDAMENTOS SOBRE ALGORITMOS DE RWA ..................................... 61
3.2.1 O Algoritmo de Dijkstra.............................................................................. 63
3.3 CLASSIFICAÇÃO DOS ALGORITMOS DE RWA......................................... 66
x
3.4 ALGORITMOS DE SELEÇÃO DE ROTA ....................................................... 68
3.4.1 Roteamento Fixo (FR)................................................................................. 69
3.4.2 Roteamento Alternativo (AR) ..................................................................... 69
3.4.3 Roteamento à Exaustão (ER)....................................................................... 69
3.4.4 Roteamento Adaptativo (adaptive routing)................................................. 69
3.5 ALGORITMOS DE ALOCAÇÃO DE COMPRIMENTO DE ONDA.............. 69
3.5.1 Mais Utilizado (MU) ................................................................................... 70
3.5.2 Menos Utilizado (LU) ................................................................................. 71
3.5.3 Ordem Fixa (FX) ......................................................................................... 71
3.5.4 Ordem Aleatória (RN)................................................................................. 71
3.6 ALGORITMOS DE RWA .................................................................................. 72
3.6.1 Roteamento Fixo (Fixed Routing – FR) ...................................................... 72
3.6.2 Roteamento Fixo Alternativo (Fixed Alternate Routing – FAR) ................ 73
3.6.3 Roteamento à Exaustão (Exhaust Routing – ER)........................................ 74
3.6.4 Roteamento pelo Caminho Menos Congestionado (LCR).......................... 75
3.6.5 Seleção Conjunta de Rota e Comprimento de Onda (JWR)........................ 75
3.7 CONSIDERAÇÕES NO PROJETO DE RWA .................................................. 76
3.7.1 Considerações acerca do Custo das Rotas................................................... 76
3.7.2 Justiça / Eqüidade no atendimento de requisições....................................... 77
3.7.3 Controle Centralizado e Controle Distribuído............................................. 79
3.8 OUTRAS PROPOSTAS PARA RWA ............................................................... 80
3.9 ALGORITMOS DE RWA ESTÁTICOS E DINÂMICOS................................. 81
3.10 RWA COM CONVERSÃO DE COMPRIMENTO DE ONDA......................... 84
3.11 COMENTÁRIOS E CONSIDERAÇÕES FINAIS............................................. 86
Capítulo 4.....................................................................................................87
4 SOBREVIVÊNCIA................................................................................87
4.1 INTRODUÇÃO................................................................................................... 87
4.1.1 Ameaças ao Sistema da Rede...................................................................... 89
4.1.2 Controle do Mecanismo de Sobrevivência: Centralizado ou Distribuído... 90
4.1.3 Demanda de Tráfego Estática ou Dinâmica ................................................ 90
4.2 CRITÉRIOS DE SELEÇÃO DE ESQUEMAS DE SOBREVIVÊNCIA........... 91
4.3 ETAPAS NA SOBREVIVÊNCIA DE UMA REDE.......................................... 92
4.3.1 Mecanismos de Recuperação....................................................................... 92
4.4 EVOLUÇÃO DA SOBREVIVÊNCIA NA REDE DE TRANSPORTE............ 96
4.4.1 Sobrevivência baseada em APS (Automatic Protection Switch)................. 96
4.4.2 Sobrevivência em Topologias em Anel....................................................... 99
4.4.3 Sobrevivência em Redes em Anel com MultiplexaçãoWDM................... 100
4.4.4 Sobrevivência em Redes Malha com multiplexação WDM...................... 100
4.5 PROTEÇÃO COMPARTILHADA EM REDES EM MALHA WDM............ 101
4.6 RECUPERAÇÃO DE FALHA EM REDES MULTICAMADAS................... 104
4.7 SOBREVIVÊNCIA EM REDES GMPLS........................................................ 104
4.7.1 Mecanismos de proteção GMPLS............................................................. 106
4.7.2 Mecanismos de restauração em GMPLS................................................... 108
4.8 RWA SOBREVIVENTE (S-RWA).................................................................. 111
4.8.1 Alocação de Reserva de Capacidade......................................................... 113
4.9 USO DE HEURÍSTICAS BASEADAS EM ALGORITMO GENÉTICO....... 116
4.10 COMENTÁRIO FINAL.................................................................................... 120
Capítulo 5...................................................................................................121
xi
5 ALGORITMOS GENÉTICOS...........................................................121
5.1 INTRODUÇÃO................................................................................................. 121
5.2 CONCEITOS BÁSICOS................................................................................... 121
5.2.1 Algoritmo .................................................................................................. 121
5.2.2 Heurística................................................................................................... 121
5.2.3 Algoritmos Evolucionários........................................................................ 122
5.2.4 Processos Estocásticos............................................................................... 122
5.3 ALGORITMOS GENÉTICOS.......................................................................... 122
5.3.1 Terminologia usada em GA....................................................................... 123
5.3.2 Componentes de um GA ........................................................................... 124
5.4 IMPLEMENTAÇÃO DE UM ALGORITMO GENÉTICO............................. 125
5.4.1 Codificação das Soluções Candidatas ....................................................... 126
5.4.2 Função Avaliação ...................................................................................... 126
5.4.3 Método de Seleção e Procedimento de Amostragem ................................ 128
5.4.4 Operadores Genéticos................................................................................ 129
5.4.5 Métodos de Substituição de População ..................................................... 130
5.4.6 Configuração dos Parâmetros.................................................................... 130
5.4.7 Pseudocódigo de um algoritmo genético simples...................................... 132
5.5 QUANDO NÃO UTILIZAR GA...................................................................... 132
5.6 JUSTIFICATIVA PARA A ESCOLHA DO GA NESTA TESE..................... 133
5.7 CONSIDERAÇÕES FINAIS ............................................................................ 135
Capítulo 6...................................................................................................136
6 PROPOSTA DE MECANISMO S-DRWA PARA REDES IP/WDM
BASEADO EM HEURÍSTICA-GA ........................................................136
6.1 PROBLEMÁTICA ............................................................................................ 136
6.1.1 Otimização de Recursos: Problemática de RWA...................................... 136
6.1.2 Capacidade de recuperação: Problemática de Sobrevivência.................... 137
6.2 PROPOSTA: ALGORITMO HÍBRIDO HEURÍSTICO-GA (HGA)............... 137
6.2.1 Premissas ................................................................................................... 138
6.2.2 Desenvolvimento proposto........................................................................ 138
6.2.3 Cenário de desenvolvimento do trabalho .................................................. 140
6.3 IMPLEMENTAÇÃO DAS HEURÍSTICAS .................................................... 141
6.3.1 Algoritmo de Dijkstra modificado - Caminhos Primários......................... 141
6.3.2 Algoritmo de Árvores de busca - Rotas de Proteção ou Backup............... 142
6.4 IMPLEMENTAÇÃO DO ALGORITMO GENÉTICO.................................... 143
6.4.1 Codificação dos indivíduos candidatos ..................................................... 144
6.4.2 Pseudo-código do GA................................................................................ 146
6.4.3 Desenvolvimento passo-a-passo do Algoritmo Genético proposto........... 147
6.4.4 Tabela de Códigos e Lightpaths ................................................................ 152
6.5 ESTRUTURAS DE DADOS UTILIZADAS ................................................... 155
6.6 ANÁLISE DA COMPLEXIDADE DE UM ALGORITMO............................ 156
6.6.1 Complexidade do Tempo .......................................................................... 156
Capítulo 7...................................................................................................157
7 IMPLEMENTAÇÃO E AVALIAÇÃO DA PROPOSTA................157
7.1 ASPECTOS COMPUTACIONAIS DA IMPLEMENTAÇÃO........................ 157
7.1.1 Funcionalidades do Mecanismo ................................................................ 157
xii
7.1.2 Diagrama de Classes.................................................................................. 158
7.1.3 Análise dos Comandos na UNI ................................................................. 161
7.1.4 Arquivo de definição de topologia ............................................................ 161
7.1.5 Solicitações para a criação de caminhos.................................................... 164
7.1.6 Lógica para tratamento de uma falha no enlace ........................................ 167
7.2 AVALIAÇÃO DO DESEMPENHO DO ALGORITMO HGA PROPOSTO.. 167
7.2.1 Gerador de Demandas ............................................................................... 167
7.2.2 Comando de criação de requisições aleatórias .......................................... 168
7.2.3 Parâmetros de avaliação de desempenho................................................... 170
7.3 COMPLEXIDADE DO ALGORITMO HGA .................................................. 171
7.3.1 Complexidade do Algoritmo Genético proposto....................................... 171
7.4 PROBABILIDADE MÈDIA DE BLOQUEIO ................................................. 173
7.4.1 Probabilidade Média de Bloqueio ............................................................. 173
7.4.2 Probabilidade Média de Bloqueio como função de G e P......................... 174
7.4.3 Probabilidade de Bloqueio: HGA vs. algoritmo do SIMOMEGA............ 175
7.4.4 Probabilidade de Bloqueio: HGA vs. PIBWA vs. HÍBRIDO-LE............. 176
7.5 TEMPO MÉDIO DE EXECUÇÃO .................................................................. 177
7.5.1 Tempo médio de execução como função de G e P.................................... 178
7.5.2 Probabilidade de Alocação de Indivíduos por Geração............................. 179
7.5.3 Tempo médio de execução: HGA vs. SIMOMEGA................................. 179
7.6 TAXA DE REDUNDÂNCIA DA REDE E CAPACIDADE DE
COMPARTILHAMENTO............................................................................................ 180
8 CONCLUSÕES ....................................................................................184
8.1 ANÁLISE DOS RESULTADOS.................................................................. 184
8.2 CONCLUSÕES DO TRABALHO ................................................................... 188
8.3 TRABALHOS FUTUROS................................................................................ 189
8.3.1 Reconfiguração da rede para contornar o problema de bloqueio .............. 189
8.3.2 Avaliação do algoritmo HGA em outros planos de controle .................... 189
8.3.3 Interface de Configuração do Algoritmo................................................... 189
ANEXOS ....................................................................................................190
A. A REDE OMEGA ................................................................................190
A.1. PLANO DE TRANSPORTE DA REDE OMEGA........................................... 190
A.2. PLANO DE CONTROLE DA REDE OMEGA ............................................... 194
A.3. RWA NA REDE OMEGA................................................................................ 196
A.3.1. Procedimento para liberação de um caminho óptico................................. 198
A.4. MECANISMO DE PROTEÇÃO DA REDE OMEGA .................................... 199
B. EMULAÇÃO DO PLANO DE CONTROLE DA REDE OMEGA201
C. TESTBED SIMOMEGA .....................................................................203
C.1. ELEMENTOS DE REDE FÍSICOS.................................................................. 203
C.2. ELEMENTOS LÓGICOS................................................................................. 203
C.3. ALGUNS TESTES NO SIMOMEGA .............................................................. 205
D. REDE NSFNet ......................................................................................206
REFERÊNCIAS BIBLIOGRÁFICAS....................................................207
xiii
LISTA DE TABELAS
TABELA 2.1 – BANDAS ESPECTRAIS (ITU) ...................................................................................................... 13
TABELA 2.2 - TAXAS DE TRANSMISSÃO PARA SONET/SDH ........................................................................... 17
TABELA 2.3 – CONTRASTE ENTRE OS SISTEMAS DE COMUNICAÇÕES LEGADOS E OS ATUAIS........................... 17
TABELA 2.4 - DISTRIBUIÇÃO DOS TAMANHOS DE PACOTES PREDOMINANTES NO BACKBONE INTERNET........... 25
TABELA 2.5 – CALCULO DO OVERHEAD PARA IP/ATM/SDH .......................................................................... 26
TABELA 2.6 – CÁLCULO DO OVERHEAD PARA IP/ATM DIRETAMENTE SOBRE FIBRA ....................................... 27
TABELA 2.7 - CÁLCULO DE OVERHEAD PARA IP/PPP/SDH............................................................................. 31
TABELA 2.8 - PORCENTAGEM DE OVERHEAD - DIFERENTES MÉTODOS DE ENCAPSULAMENTO A 2,4 GBPS........ 31
TABELA 2.9 – COMPARAÇÃO DAS CARACTERÍSTICAS DO GFP-T E GFP-F....................................................... 33
TABELA 2.10 - OVERHEAD INSERIDO PELA PROPOSTA IP/GBETH ..................................................................... 35
TABELA 3.1 - ALGORITMO DE DIJKSTRA .......................................................................................................... 63
TABELA 4.1 – TAXAS DE FALHAS E TEMPOS DE REPARAÇÃO. .......................................................................... 89
TABELA 4.2 – TEMPO DE RECUPERAÇÃO DE VÁRIOS MECANISMOS DE SOBREVIVÊNCIA................................ 104
TABELA 4.3 - ALGUNS ESQUEMAS DE SOBREVIVÊNCIA PARA GMPLS........................................................... 109
TABELA 4.4 - REQUERIMENTOS DE TRÁFEGO, CAMINHOS DE TRABALHO E CAMINHOS DE PROTEÇÃO. ......... 118
TABELA 5.1 – PARALELO ENTRE UM ALGORITMO PADRÃO E O GA............................................................... 123
TABELA 5.2 - PSEUDOCÓDIGO DE UM ALGORITMO GENÉTICO SIMPLES........................................................... 132
TABELA 6.1 - PSEUDO-CÓDIGO DO GA DESTA PROPOSTA............................................................................... 146
TABELA 6.2 - TABELA DE ALOCAÇÃO Λ-LINK ................................................................................................ 152
TABELA 6.3 - INFORMAÇÃO DE ALOCAÇÃO DE LIGHTPATHS PARA AS REQUISIÇÕES DADAS .......................... 153
TABELA 6.4 – ESTADO DA TABELA DE ALOCAÇÃO Λ-LINK PARA O EXEMPLO PROPOSTO............................... 153
TABELA 6.5 – AVALIAÇÃO DOS CANDIDATOS A CAMINHO ÓPTICO ................................................................. 154
TABELA 7.1 – MECANISMOS A SEREM COMPARADOS COM A PROPOSTA HGA................................................ 171
TABELA 7.2 – COMPARATIVA DA COMPLEXIDADE DO HGA COM PIBWA E HIBRIDO-LE........................... 173
TABELA 7.3 – PROBABILIDADE DE BLOQUEIO MÉDIA PARA O ALGORITMO HGA .......................................... 173
TABELA 7.4 – PROBABILIDADE DE BLOQUEIO COMO FUNÇÃO DE G E P ......................................................... 174
TABELA 7.5 – PROBABILIDADE DE BLOQUEIO DOS ALGORITMOS PIBWA, HIBRIDO-LE E HGA................. 176
TABELA 7.6 – TEMPO MÉDIO DE EXECUÇÃO EM FUNÇÃO DE G E P ................................................................. 178
TABELA 7.7 – ALOCAÇÃO DE ENLACES E COMPRIMENTOS DE ONDA PELO ALGORITMO HGA PARA 30
SOLICITUDES DE
LIGHTPATH ................................................................................................................. 182
TABELA 7.8 – LAMBDAS USADOS PELOS ENLACES PARA OS CAMINHOS DE TRABALHO E PROTEÇÃO ............... 182
TABELA A.1 - CARACTERÍSTICAS TÍPICAS DA CHAVE TERMO-ÓPTICA 8 X 8 FABRICADA PELA NEL............... 192
TABELA A.2 - CARACTERÍSTICAS TÍPICAS DOS DISPOSITIVOS DO NÓ ÓPTICO ................................................. 193
TABELA A.3 - GRADE ITU-T UTILIZADA PELA REDE OMEGA...................................................................... 194
TABELA C.1 - RESULTADOS ENTREGADOS PELO SIMOMEGA PARA 30 REQUISIÇÕES................................... 205
xiv
LISTA DE FIGURAS
FIGURA 2.1 - CENÁRIO DAS REDES DE TELECOMUNICAÇÕES E COMUNICAÇÃO DE DADOS ............................... 7
FIGURA 2.2 - ENLACE BÁSICO DE COMUNICAÇÕES ÓPTICAS. ............................................................................ 9
FIGURA 2.3- ESPECTRO DE SAÍDA DE DIFERENTES TIPOS DE EMISSORES. .......................................................... 10
FIGURA 2.4- ATENUAÇÃO E DISPERSÃO EM FUNÇÃO DO COMPRIMENTO DE ONDA.......................................... 10
FIGURA 2.5 -DISPERSÕES INTRAMODAIS .......................................................................................................... 12
FIGURA 2.6 - CURVA DE ATENUAÇÃO EM FUNÇÃO DO COMPRIMENTO DE ONDA E JANELAS DE TRANSMISSÃO
(MODIFICADO – [ESQUIVIAS, 2006]) ................................................................................................... 13
FIGURA 2.7 - JANELAS DE TRANSMISSÃO ÓPTICAS NO ESPECTRO ELETROMAGNÉTICO..................................... 14
FIGURA 2.8 - EVOLUÇÃO DA DEMANDA DE TRÁFEGO ....................................................................................... 19
FIGURA 2.9 - ARQUITETURA DE REDE MULTICAMADA...................................................................................... 20
FIGURA 2.10 - SUB-CAMADAS DA CAMADA OTN............................................................................................. 22
FIGURA 2.11- SUB-CAMADAS DA OTN EM UM ENLACE DE UMA REDE ÓPTICA. ................................................ 22
FIGURA 2.12 - CÉLULA ATM ........................................................................................................................... 23
FIGURA 2.13 - EXEMPLO DE UMA REDE IP/ATM USANDO ENCAPSULAMENTO LLC......................................... 24
FIGURA 2.14 - DISTRIBUIÇÃO DO TAMANHO DE PACOTES NUM ENLACE DOMÉSTICO (MODIFICADO,
[THOMPSON, 1997])............................................................................................................................ 26
FIGURA 2.15 – PROCESSO DE TRANSMISSÃO DE UM QUADRO SDH. ................................................................. 29
FIGURA 2.16 - EXEMPLO DE UMA REDE IP/SDH USANDO ENCAPSULAMENTO PPP-HDLC. ............................. 30
FIGURA 2.17 - CONFIGURAÇÕES DE REDES IP SOBRE SDH. ............................................................................. 30
FIGURA 2.18 - CONFIGURAÇÃO TÍPICA DE UMA REDE IP/GBETH/WDM .......................................................... 34
FIGURA 2.19 – EVOLUÇÃO DA ARQUITETURA DE TRANSPORTE ÓPTICA .......................................................... 36
FIGURA 2.20 - SISTEMA ÓPTICO COM TECNOLOGIA WDM TÍPICO .................................................................... 38
FIGURA 2.21 - PRIMEIRA GERAÇÃO DAS REDES DE TRANSPORTE FOTÔNICAS. .................................................. 40
FIGURA 2.22 - SEGUNDA GERAÇÃO DAS REDES DE TRANSPORTE FOTÔNICAS. .................................................. 41
FIGURA 2.23 - EVOLUÇÃO DOS MECANISMOS DE ENCAMINHAMENTO (MODIFICADO [SATO, 2002])................ 43
FIGURA 2.24 – ARQUITETURA IP SOBRE OTN.................................................................................................. 44
FIGURA 2.25 - PLANO DE CONTROLE CENTRALIZADO...................................................................................... 45
FIGURA 2.26 - PLANO DE CONTROLE DISTRIBUÍDO.......................................................................................... 45
FIGURA 2.27 - INTERFACES NA ARQUITETURA IP/OTN-WDM........................................................................ 46
FIGURA 2.28 - ARQUITETURA DO MODELO OVERLAY ....................................................................................... 47
FIGURA 2.29 - ARQUITETURA DO MODELO PEER.............................................................................................. 48
FIGURA 2.30 - ARQUITETURA ASON ............................................................................................................... 50
FIGURA 2.31 - PLANO DE CONTROLE E PLANO DE TRANSPORTE DE DADOS....................................................... 53
FIGURA 2.32 - DOMÍNIOS DAS INTERFACES EM GMPLS (MODIFICADO [BANERJEE1, 2001]). ...................... 54
FIGURA 2.33 - HIERARQUIA DE LSPS ............................................................................................................... 55
FIGURA 2.34 – ARQUITETURA DA REDE CARISMA [CARISMA, 2006]......................................................... 56
FIGURA 3.1 - MODELO DE CAMADAS DA REDE DE TRANSPORTE ...................................................................... 59
FIGURA 3.2 - ARQUITETURA DE REDES ROTEADAS POR COMPRIMENTO DE ONDA ............................................ 60
FIGURA 3.3 - FUNCIONAMENTO DO ALGORITMO DE DIJKSTRA......................................................................... 65
xv
FIGURA 3.4. CLASSIFICAÇÃO FUNCIONAL DE ALGORITMOS DE RWA (MODIFICADO [CHOI, 2000]) ............... 83
FIGURA 4.1 - ESQUEMAS DE RECUPERAÇÃO: CAMINHO, SUB-CAMINHO E ENLACE......................................... 95
FIGURA 4.2 - ESQUEMAS DE PROTEÇÃO E RESTAURAÇÃO PARA REDES EM MALHA WDM............................... 95
FIGURA 4.3 - PROTEÇÃO 1+1 APS.................................................................................................................... 98
FIGURA 4.4 - PROTEÇÃO 1:N APS.................................................................................................................... 99
FIGURA 4.5 - COMPARTILHAMENTO BACKUP NÍVEL 1.................................................................................... 102
FIGURA 4.6 - COMPARTILHAMENTO BACKUP NÍVEL 2.................................................................................... 102
FIGURA 4.7 - COMPARTILHAMENTO BACKUP NÍVEL 3.................................................................................... 103
FIGURA 4.8 - PROTEÇÃO DE ENLACE ............................................................................................................. 107
FIGURA 4.9 - PROTEÇÃO DE CAMINHO ........................................................................................................... 108
FIGURA 4.10 – COMPOSIÇÃO DO TEMPO DE INTERRUPÇÃO DE SERVIÇO. ....................................................... 110
FIGURA 4.11 - PROTEÇÃO COMPARTILHADA PARA DIVERSAS ROTAS DE TRABALHO..................................... 117
FIGURA 5.1 - ETAPAS DE UM ALGORITMO GENÉTICO...................................................................................... 131
FIGURA 6.1 - ALGORITMO DE ÁRVORES DE BUSCA ......................................................................................... 142
FIGURA 6.2 – DIAGRAMA DE BLOCOS DO ALGORITMO PROPOSTO................................................................... 144
FIGURA 6.3 – BUSCA DO CAMINHO ÓPTICO PARA A REQUISIÇÃO 2 -5............................................................. 145
FIGURA 6.4 – CÓDIGO-INDIVÍDUO: REPRESENTAÇÃO IMPLÍCITA DO PAR ROTA PRIMÁRIA-BACKUP............... 145
FIGURA 6.5 – OPERAÇÃO GENÉTICA DE CRUZAMENTO. ................................................................................. 150
FIGURA 6.6 – OPERAÇÃO GENÉTICA DE MUTAÇÃO. ....................................................................................... 151
FIGURA 7.1 – DIAGRAMA DE CLASSES. .......................................................................................................... 159
FIGURA 7.2 - ARQUIVO DE TOPOLOGIA DA REDE OMEGA............................................................................ 162
FIGURA 7.3 - ARQUIVO DE TOPOLOGIA PARA A REDE NSFNET ..................................................................... 163
FIGURA 7.4 – CONFIGURAÇÃO DA TOPOLOGIA DA REDE NSFNET PARA OS TESTES........................................ 164
FIGURA 7.5 – INÍCIO DE UMA SESSÃO TELNET DESDE A CONSOLE DO KDEVELOP............................................ 164
FIGURA 7.6 – USO DO COMANDO ACTION CREATE E ALOCAÇÃO DO CAMINHO SOLICITADO ..................... 166
FIGURA 7.7 – USO DO COMANDO ACTION PATH E ALOCAÇÃO DO CAMINHO SOLICITADO .......................... 167
FIGURA 7.8 – USO DO COMANDO ACTION RAMDOM E ALOCAÇÃO ALEATÓRIA DE CAMINHOS.................. 169
FIGURA 7.9 – RESULTADOS MOSTRADOS PELO COMANDO DEBUG REQUEST............................................. 170
FIGURA 7.10 – RESULTADOS MOSTRADOS PELO COMANDO DEBUG NODE ................................................. 170
FIGURA 7.11 – PROBABILIDADE DE BLOQUEIO OBTIDA COM O MECANISMO HGA.......................................... 174
FIGURA 7.12 – PROBABILIDADE DE BLOQUEIO COMO FUNÇÃO DE G E P ........................................................ 175
FIGURA 7.13 – COMPARAÇÃO DAS PROBABILIDADES DE BLOQUEIO HGA – SIMOMEGA............................ 175
FIGURA 7.14 –PROBABILIDADES DE BLOQUEIO: PIBWA, HIBRÍDO-LE E HGA........................................... 177
FIGURA 7.15 – TEMPO DE CRIAÇÃO DE CADA UM DOS CAMINHOS COM PROTEÇÃO......................................... 177
FIGURA 7.16 – TEMPO MÉDIO DE EXECUÇÃO EM FUNÇÃO DE G E P................................................................ 178
FIGURA 7.17 - PROBABILIDADE DE ALOCAÇÃO DE INDIVÍDUOS POR GERAÇÃO NO HGA............................... 179
FIGURA 7.18 – COMPARAÇÃO DO TEMPO MÉDIO DE EXECUÇÃO HGA – SIMOMEGA.................................. 180
FIGURA A.1 - TOPOLOGIA DA REDE OMEGA................................................................................................ 191
FIGURA A.2 - ESTRUTURA FÍSICA DE UM NÓ DA REDE OMEGA..................................................................... 191
FIGURA A.3 - ELEMENTOS DE UM NÓ ÓPTICO DA REDE OMEGA ................................................................... 192
xvi
FIGURA A.4 - OPTICAL CROSS-CONNECT (OXC) DA REDE OMEGA................................................................ 193
FIGURA A.5 - PORTAS ETHERNET DO SISTEMA DE CONTROLE. ....................................................................... 195
FIGURA A.6.: MENSAGENS DE CONTROLE UTILIZADAS PARA ESTABELECER UM CAMINHO ÓPTICO................ 197
FIGURA A.7. MENSAGENS DE CONTROLE PARA ESTABELECER E DESTRUIR UM CAMINHO ÓPTICO. ................ 199
FIGURA A.8 - DIAGRAMA DE ESTADO DO MECANISMO DE SOBREVIVÊNCIA DA REDE OMEGA. .................... 200
FIGURA B.1 – ARQUITETURA FÍSICA DA REDE OMEGA ................................................................................ 201
FIGURA B.2 – CONFIGURAÇÃO DO PLANO DE CONTROLE EMULADO NO LABORATÓRIO DA UNB................... 202
FIGURA C.1 - SIMULAÇÃO DOS ELEMENTOS FÍSICOS ...................................................................................... 203
FIGURA C.2 - ARQUITETURA DA REDE SIMOMEGA..................................................................................... 204
FIGURA D.1 - INTERCONEXÕES E TOPOLOGIA DA REDE NSFNET. ................................................................... 206
xvii
LISTA DE SÍMBOLOS, NOMECLATURA E ABREVIAÇÕES.
AAL-5 ATM adaptation layer type 5
ANSI American National Standards Institute
APD Diodo de avalancha
APS Automatic Protection Switching - Comutação automática de proteção
ARP Address Resolution Protocol
ASON Automatic Switched Optical Network
ASTN Automatic Switched Transport Nework
ATM Asynchronous Transfer Mode (Modo de Transferência Assíncrono)
BER Bit Error Rate
BGP
Border Gateway Protocol
BLSR Bidirectional Line Switched Rings
CCABA Centre de Comunicacions Avançades de Banda Ampla
CCAMP Common Control and Management Plane
CPqD Centro de Pesquisa e Desenvolvimento em Telecomunicações
CRC Cyclic redundancy check
CR-LDP Constraint-Based Routing Label Distribuition Protocol
CSMA/CD Carrier Sense Multiple Access / Collision Detection (Acesso Múltiplo de Sentido
da Portadora com Detecção de Colisão)
CWDM Coarse WDM
DWDM Dense Wavelenght Division Multiplexing (Multiplexação Densa Por Divisão do
Comprimento de Onda)
DXC Digital Cross Connect
EDFA Amplificadores de Fibra Dopada a Érbio
EP Programação Evolucionária
ES Estratégias Evolutivas
FCC Federal Communications Commission
FDDI Fiber Distributed Data Interface
FDL Fibra de retardo
FDM: Frequency Division Multiplexing
FSC Fiber-switch capable
FTTH Fiber to the Home
FWM Mistura de Quatro Ondas
GA Genetic Algorithm
GCO Grupo de Comunicaçoes Opticas
GFP Generic Frame Procedure
GMPLS Generalised Multiprotocol Label Switching (Protocolo Generalizado de
Comutação por Rótulos)
GP Programação Genética
GPL General Public License
HGA Heurística-Algoritmo Genético
HDLC High Level Data Link Control
IDE Entorno Integrado de Desenvolvimento
IETF Intenernet Engineering Task Force (Força Tarefa para Engenharia da Internet)
IGRP Interior Gateway Routing Protocol
ILP programação linear inteira
IP Internet Protocol (Protocolo de Internet)
ISDN Rede Digital de Serviços Integrados
ISI intersymbol interference
IS-IS Intemediate System-Intermediate System
ITU-T International Telecommunication Union – Telecommunication (União
xviii
Internacional de Telecomunicações - Telecomunicações)
LCAS Link Capacity Adjustment Scheme
LED Diodo emisor de luz
LLC Logical Link Control
LMP Link Management Protocol
LOF Loss-of-Framing
LOL Loss-of-Light
LSC Lambda switch capable
LSP Label Switch Path
LSR Label Switch Roteador
LSP Label Switched Path (Caminho por Comutaçãode Rótulo)
MAC Media Access Control
MMF Multimode Fiber
MMTR Mean Time To Repair
MPLS Multiprotocol Label Switching (Multiprotocolo de Comutação por Rótulo)
MPλS Multiprotocol Lambda Switching (Multiprotocolo de Chaveamento por Lambda)
MTBF Mean Time Bettwen Failure
NMI Network Management Interface
NNI Netwok-Network Interface
OADM Optical Add-Drop Multiplexer (Multiplexador Óptico de Inserção-Derivação)
OC Optical Carrier- n
OMS Seção de Multiplexação Óptica
OMEGA Optical Metro network for Emerging Gigabit Applications
OSI Open Systems Interconnection (Interconexão de Sistemas Abertos)
OAM Operation Administration and Maitenance
OBS Optical Burst Switching
OCS Optical Circuit Switching
OIF Optical Internetworking Forum
OPS Optical Packet Switching
OTDM Optical Time Division Multiplexing (Multiplexação por Divisão Óptica no Tempo)
OTN Optical Transport Network
OVPN Redes privadas virtuais ópticas
OXC Optical Cross-Connect (Comutador Óptico)
PDH Plesiochronous Digital Hierarchy
PDU Unidade de Dados de Protocolo
PNNI Private Network-to-Network Interface
PoF Fibra de plástico
PON Passive Optical Network
PoS Packet over SDH/SONET
PPP Point-to-point protocol
PSC Packet switch capable
QoS Quality of Service
RIP Routing Information Protocol
RPR (Resilient Packet Ring
RWA Routing and Wavelength Assignment (Roteamento e Alocação de Comprimento de
Onda)
SDH Synchronous Digital Hierarchy (Hierarquia Digital Síncrona)
SDL Simplified Data Link
S-DRWA Survivability Dynamic Routing and Wavelength Assigment
SHR Self-Healing Rings
SLE Static Lightpath Establishment
SMF Single-mode Fiber
SNAP Sub-Network Access Point
xix
SNR Signal-to-noise ratio (Razão Sinal-Ruído)
SONET Synchronous Optical Network (Rede Óptica Síncrona)
SPE Ssynchronous payload envelope
SPM Self Phase Modulation
SRLG Shared Risk Link Group (Grupo de Enlaces de Risco Compartilhado)
STL Standard Template Library
STM Synchronous Transfer Mode
STM-1 Synchronous Transport Module 1
STS-1 Synchronous Transport Signal Level 1
TDM Multiplexação por Divisão de Tempo
UnB Universidade de Brasília
UNI User-Network Interface
UPSR Unidirectional Path Switched Ring
VCAT Concatenação Virtual
WDM Wavelength Division Multiplexing (Multiplexação por Divisão do Comprimento de
Onda)
XPM Cross Phase Modulation
1
Capítulo 1
1 INTRODUÇÃO
1.1 CONSIDERAÇÕES GERAIS
As telecomunicações são uma área importante para o mundo pelos serviços que provêm à
sociedade. O surgimento da Internet e de novos serviços levaram a necessárias
modificações na arquitetura das comunicações, tanto no aspecto físico como no lógico. As
necessidades de banda para o transporte de informação têm aumentado em proporções
gigantescas, sendo imperativas novas tecnologias para satisfazer tais demandas. Uma
tecnologia que possui todo o potencial para prover a largura de banda necessária para os
serviços de hoje é a rede de transporte óptica transparente WDM. Porém, o
desenvolvimento desse tipo de rede apresenta uma série de desafios, tanto na fase de
projeto como na otimização dos seus recursos.
Existem potencialmente muitas aproximações de solução para a problemática do projeto
que incluem programação matemática, heurísticas específicas ao problema, algoritmos
evolucionários (EAs) [GOLDBERG, 1989] [CORNE, 1999] [SINCLAIR, 1999] [DEB,
2001] [ZITZLER, 1999], Tabu Search (TS) [GLOVER, 1990] e Simulated Annealing (SA)
[KIRKPATRICK, 1983].
Os problemas de projeto e otimização relacionados com alocação de rota e comprimento
de onda (RWA: routing and wavelength assignment) e sobrevivência (Survivability), como
os que serão abordados neste trabalho, freqüentemente requerem algoritmos de tipo não-
polinomiais (NP). Instâncias de tais problemas são difíceis de abordar com os métodos
exatos da programação matemática devido ao longo tempo de processamento e
requerimentos de memória de computador [PROESTAKI, 1999]. Assim, pesquisadores
têm optado por técnicas heurísticas específicas relacionadas ao problema em questão.
Por outro lado, algoritmos evolucionários tem chamado grande atenção por sua aplicação
na solução de problemas complexos e de otimização em diferentes campos da ciência,
2
incluindo as Telecomunicações. Aplicações nesta última área incluem projeto de redes,
roteamento de chamadas, RWA, gerência de rede etc. Os algoritmos evolucionários se
subdividem em subáreas: algoritmos genéticos (GA), programação evolucionária (EP),
estratégias evolutivas (ES), programação genética (GP) e classificação de sistemas (CS),
entre outros [FOGEL, 1998] [MITCHELL, 1993] [SINCLAIR2, 1999].
Embora os algoritmos evolucionários tenham sucesso nos problemas de procura, de
propósito geral e procedimentos de otimização, e sejam também uma boa aproximação
para problemas específicos, em algumas aplicações resultam inviáveis pelo tempo de
execução que demanda o processo computacional. Uma poderosa alternativa para
problemas específicos é a modelagem híbrida baseada em Heurísticas e Algoritmos
genéticos, que combina a melhor heurística para a solução do problema dentro da estrutura
robusta que oferece o algoritmo genético.
1.2 PROPOSTA DA TESE
Esta Tese propõe a aplicação de um novo algoritmo híbrido heurístico/GA, chamado de
HGA, para a otimização dos mecanismos de Alocação dinâmica de Rota e Comprimento
de onda (DRWA) no cenário das redes de transporte IP sobre WDM. Em comparação com
outros trabalhos relatados, este algoritmo híbrido é orientado à reserva de capacidade com
base em compartilhamento de rotas de proteção, visando sobrevivência.
Nesta operação conjunta, dada uma requisição, um mecanismo heurístico procura as
melhores rotas de trabalho e suas respectivas rotas de proteção. Esta informação forma o
espaço de busca para o Algoritmo Genético, que faz a seleção da “melhor” rota de trabalho
e a “melhor” rota de proteção compartilhada, bem como o aprovisionamento do
comprimento de onda adequado, estabelecendo assim o caminho óptico solicitado.
1.3 JUSTIFICATIVA
É o principal interesse deste trabalho a otimização de recursos por compartilhamento da
reserva de capacidade para o atendimento de requisições de tráfego e sobrevivência da
rede, sendo este considerado, junto com a probabilidade de bloqueio e o tempo de
3
computação, como os parâmetros mais importantes para a avaliação do desempenho do
mecanismo e da sua qualidade.
A motivação para abordar esta problemática surgiu com a necessidade de se dotar de um
melhor mecanismo de RWA para o testbed da rede OMEGA (Rede óptica experimental do
CPqD: Optical MEshed network for Gigabit Applications - Campinas-Brasil), e que foi
emulado na UnB sob o nome de SIMOMEGA [CRISPIM, 2006], otimizando os seus
recursos e visando sobrevivência. Embora partindo de uma necessidade “particular”, o
objetivo desta proposta de algoritmo é ser útil a outras arquiteturas de redes ópticas em
geral. Assim, o nicho de trabalho escolhido é uma rede de transporte transparente (toda
óptica) típica, usada em algumas implementações assim como em testbeds. Ela é baseada
em tecnologia IP/WDM, com topologia malha arbitrária e roteamento de comprimento de
onda. Cada nó óptico da rede caracteriza um roteador-comutador de comprimento de onda
(canal óptico) sem conversão de comprimento de onda. Cada enlace inclui fibras
unidirecionais, com pelo menos uma fibra em cada direção, e cada fibra tem capacidade de
receber a multiplexação de até “n” comprimentos de onda.
A razão de se usar um Algoritmo híbrido Heurístico/Genético foi motivada pelas
limitações na aplicação de um GA simples, nos aspectos de codificação e nos resultados
inferiores, em comparação com modelos baseados em Heurística segundo trabalhos
relatados [SINCLAIR3, 1993] [TAN, 1995].
Embora a aproximação híbrida Heurístico/Genético seja promissora, esta tem algumas
limitações. Dado que esta é uma forma de procura estocástica guiada, não existe garantia
de que um valor ótimo global possa ser alcançado. Em compensação, uma aproximada
“boa solução” pode ser conseguida. Por outro lado, uma potencial população de soluções e
uma codificação específica ao problema serão utilizadas, com os quais quantidades
razoáveis de tempo de computação e memória poderiam ser necessárias em comparação
com outras técnicas. Porém, isto pode ser aliviado com um bom projeto dos parâmetros do
algoritmo, como foi feito neste trabalho.
O GA é um método genérico que precisa ser customizado para a problemática em
particular que se deseja abordar. Assim, o projeto para o mecanismo de codificação dos
indivíduos, o tamanho da população, o número de gerações (iterações), o critério de parada
4
(stopping) e os diferentes operadores foram adaptados às características do problema em
questão para otimizar o tempo de computação.
1.4 CONSIDERAÇÕES FEITAS NO PROJETO
Será assumida a possibilidade de ocorrência de uma única falha durante um dado intervalo
de tempo, considerando que a probabilidade de duas falhas acontecer simultaneamente é
muito baixa [XIN, 2002]. Também considera-se que falhas de enlace é o cenário
dominante em falhas de rede [ZHANG, 2004].
Assume-se que depois de uma falha no caminho de trabalho não é prioritária a mesma QoS
no caminho de proteção (em termos de latência de propagação). Também ao acontecer uma
falha na rede, um protocolo de sinalização será acionado para re-rotear o tráfego para o
caminho backup.
1.5 CENÁRIO DE DESENVOLVIMENTO DESTE TRABALHO
O cenário de desenvolvimento deste trabalho é a rede SIMOMEGA da UnB emulado a
partir da rede OMEGA do CPqD, porém com um plano de controle centralizado. Uma
referência para comparação e avaliação desta proposta será o algoritmo de RWA deste
protótipo, baseado em Dijkstra para seleção de rota e do algoritmo First-Fit para a
alocação de comprimento de onda. Um mecanismo de proteção do tipo 1:N é usado nesta
arquitetura. Também foram selecionadas algumas propostas algoritmicas baseadas em S-
RWA, e publicadas internacionalmente, para comparação de desempenho e validação do
nosso
mecanismo. Para tal, a topologia da rede NSFNet também será usada para avaliação.
1.6 ORGANIZAÇÃO DESTE TRABALHO
Este trabalho é sub-dividido em 8 Capítulos. Este primeiro Capítulo apresenta a
introdução, a qual considera a problemática a ser abordada, algumas considerações do
projeto e a proposta de solução do problema.
5
O Capítulo 2 apresenta uma sólida base de conhecimentos em tecnologias e redes ópticas,
partindo da sua evolução até atingir o momento atual de desenvolvimento, com destaque
para as redes IP/WDM e as novas propostas para este paradigma.
O Capítulo 3 apresenta os algoritmos de alocação de rota e comprimento de onda (RWA),
os princípios de funcionamento, classificação e tipos de algoritmos.
O Capítulo 4 faz uma abordagem sobre os mecanismos de proteção, sua evolução e os
esquemas existentes, com destaque aos esquemas baseados em reserva de capacidade e
heurísticos.
O Capítulo 5 oferece uma introdução aos algoritmos genéticos, às métricas usadas, aos
operadores genéticos e suas aplicações.
O Capítulo 6 apresenta a proposta deste projeto, as características do algoritmo, seu
desenvolvimento e aplicação.
O Capítulo 7 mostra os procedimentos de testes de desempenho, os resultados obtidos
neste trabalho e a avaliação da proposta. Para a validação da proposta foram feitas
simulações de desempenho e posterior implementação sobre o plano de controle do
protótipo da Universidade de Brasília, nomeado de SIMOMEGA, e sobre as topologias da
rede óptica OMEGA e da rede NSFNet.
O Capítulo 8 nos mostra a análise e as conclusões do trabalho, assim como as sugestões
para projetos futuros.
A rede
OMEGA é apresentada nos Anexos como um caso de implementação de rede
óptica
transparente. Outras implementações, tais como a rede protótipo SIMOMEGA e a
topologia da rede NSFnet, cenários de desenvolvimento deste trabalho, são também
apresentados.
6
Capítulo 2
“Lâmpada para os meus pés é a tua palavra,
e LUZ para os meus CAMINHOS”.
Sl 119:105
2 ARQUITETURA DE REDES DE TRANSPORTE ÓPTICAS
2.1 INTRODUÇÃO
As redes de transporte de telecomunicações e comunicação de dados estão mudando
rapidamente com a introdução de novas tecnologias e a necessidade por novos serviços de
valor agregado, alta disponibilidade e integração.
Assim, três motores têm conduzido constantemente a evolução da arquitetura das redes de
telecomunicações: o crescimento do tráfego, o desenvolvimento de novos serviços e os
avanços na tecnologia, sendo que estas forças não são independentes entre si [EL-SAYED,
2002]. Por exemplo, a competição entre fabricantes e os avanços da tecnologia resultam
numa redução de custos, o qual estimula o crescimento do tráfego e leva a
desenvolvimento de novos serviços.
No sentido mais geral, uma rede de transporte pode ser considerada como um conjunto de
meios e equipamentos que transportam informação entre elementos de rede, os quais
comutam ou roteiam a informação do cliente dentro da rede de transporte de maneira a
levar os dados deste cliente ao destino apropriado, com a rede de transporte sendo
responsável pela entrega confiável dos dados. A Figura 2.1 apresenta o cenário das redes
de telecomunicações e comunicação de dados desde o ponto de vista geográfico.
Com o desenvolvimento da tecnologia fotônica e da fibra óptica como meio de transmissão
de alta capacidade, os sistemas de comunicações começaram a dispor da fibra como meio
de transporte em substituição das linhas baseadas em cobre, bem como de novos elementos
de rede com capacidades de comutação a alta velocidade.
7
Figura 2.1 - Cenário das Redes de Telecomunicações e Comunicação de Dados
As redes baseadas em fibra começaram a ser implementadas no começo da década dos
anos 80 sendo atualmente muito usadas em redes de telecomunicações. No final dessa
década e início dos anos 90 começou-se a planejar arquiteturas de redes inovadoras, além
da simples transmissão ponto-a-ponto. Assim, surgiram diversos padrões de transmissão,
como o Synchronous Optical Network (SONET)/Synchronous Digital Hierarchy (SDH).
Entretanto, visto que nessas redes, apenas os enlaces de transmissão passaram a pertencer
ao domínio óptico, todas as operações de comutação, processamento e roteamento
continuavam sendo feitas no domínio elétrico. Estes tipos de redes são nomeadas por
alguns autores como Redes Ópticas de Primeira Geração [RAMASWAMI, 2002]. Na
8
atualidade, estas redes formam parte importante da infra-estrutura pública de
telecomunicações.
Com o incremento exponencial da demanda de capacidade para transmissão de dados
comutados por pacote, principalmente IP (Internet Protocol), por causa do avanço da
Internet, surge a necessidade de se incorporar, além do plano de transporte de tecnologia
fotônica, um plano de controle baseado em IP que permita à rede de transporte óptica
adequar-se ao tráfego das suas redes cliente. Também pesquisadores e fabricantes
procuraram por novas tecnologias para estender a largura de banda disponível. Assim, de
um simples enlace ponto a ponto com um único comprimento de onda (anos 80), passamos
para o desenvolvimento de sistemas totalmente ópticos (final da década de 90), operando
com multiplexação WDM (Multiplexação por Divisão de Comprimento de Onda) de 8, 16
e 32 comprimentos de onda por fibra, cada qual transportando informações a 2,5 Gbps e 10
Gbps, e com comprimentos de enlace de centenas de quilômetros, empregando
amplificadores ópticos EDFA (Amplificadores de Fibra Dopada a Érbio).
A introdução dos EDFAs e de dispositivos fotônicos como os OADMs (Optical Add-Drop
Multiplexers) e OXCs (Optical Cross-Connects) procuram evitar a conversão
optoeletrônica do sinal em pontos intermediários da rede óptica, minimizando atrasos e
otimizando a grande largura de banda da fibra. Isto permitirá a substituição das redes
ópticas opacas (SONET/SDH), nas quais existem nós intermediários onde ocorrem
conversões optoeletrônicas.
O desenvolvimento de sistemas com taxas de 40 Gbps com 100 GHz de espaçamento entre
canais [BODUCH, 2006], e também em 50 GHz [XU, 2006] direcionam claramente o
rumo das redes de transporte. Atualmente, pesquisas laboratoriais vêm testando taxas
acima dos 100 Gbps por canal. Em [SANO, 2006], por exemplo, com taxas de 111 Gbps
por canal, com 140 canais WDM por fibra e com espaçamentos de 50 GHz por portadora,
testado sobre 160 Km de enlace consegue-se uma capacidade total de 14 Tbps (2bps/Hz).
Tudo isto demonstra que a tecnologia fotônica se apresenta como solução factível aos
grandes problemas de largura de banda. Porém, ainda é necessário aprimorar o
desempenho nas camadas superiores, em particular a definição de um plano de controle
adequado para fazer tangível um transporte otimizado do tráfego IP diretamente sobre
WDM.
9
O propósito deste capítulo é apresentar uma visão geral das redes de transporte de
telecomunicações que possa servir como suporte e referência aos seguintes capítulos deste
trabalho e a futuros trabalhos na área. Este começa com uma descrição básica dos sistemas
de comunicações ópticas. Posteriormente é apresentada a evolução histórica das redes de
transporte WDM e as tecnologias, para concluir com o estado da arte da arquitetura.
2.2 SISTEMA DE COMUNICAÇÕES ÓPTICAS
Todo sistema de comunicações é projetado para trafegar informação. Em um sistema de
comunicações ópticas a informação é enviada por meio de pulsos de luz ou por sinais
modulados de luz.
2.2.1 Elementos de um Enlace
Um enlace básico de comunicações ópticas tem três blocos funcionais [BORELLA, 1997],
apresentados na Figura 2.2.
Figura 2.2 - Enlace básico de Comunicações Ópticas.
Emissor. É a fonte produtora de luz, geralmente um diodo laser ou um diodo emissor de
luz (LED). O bloco emissor possui também uma série de circuitos eletrônicos destinados a
gerar os sinais a serem transmitidos e entregues ao dispositivo opto-eletrônico receptor.
São emitidos comprimentos de onda na região do infravermelho próximo. A Figura 2.3
mostra o espectro de saída de diferentes tipos de emissores.
10
Figura 2.3- Espectro de saída de diferentes tipos de emissores.
Meio de Transmissão. Embora existam comunicações ópticas atmosféricas, espaciais ou
submarinas não guiadas, a grande maioria é realizada através de um meio dielétrico. O
meio por excelência é a fibra óptica. O material mais comumente usado é a sílica (SiO2),
pela sua extraordinária transparência. Este material básico é dopado com outros
componentes para modificar suas propriedades, em especial seu índice de
refração[JUNYENT, 2006]. A Figura 2.4 mostra a relação entre atenuação e dispersão em
função do comprimento de onda.
Figura 2.4- Atenuação e Dispersão em função do Comprimento de Onda
11
Uma fibra típica tem 125 µm de diâmetro, a luz se guia por um núcleo (Core) cujo
diâmetro oscila entre 4 e 100 µm dependendo do tipo de fibra (tipicamente entre 4 e 62,5
µm). O resto da fibra óptica é envolvido (Cladding) com o mesmo material, que recobre o
núcleo, e que está modificado de maneira a ter um índice de refração ligeiramente inferior
ao do núcleo. É precisamente esta mudança de índice que faz com que a luz se guie pelo
interior da fibra. Em comunicações ópticas a curta distância (alguns metros) estão sendo
usadas também as fibras de plástico (POF).
Receptor. O circuito de recepção consta de um detector – geralmente opto-electrônico,
seja um fotodiodo p-I-n (PIN), seja um fotodiodo de avalanche (APD)– e de uma série de
circuitos recuperadores dos sinais: amplificadores, filtros, comparadores, etc.
Os sistemas de comunicações ópticas adicionalmente contêm outros elementos, que variam
segundo a aplicação. Assim, quando a distância de cobertura de um enlace supera certo
limite (algumas dezenas de km, usualmente), o sinal se degrada e se atenua
excessivamente, o que torna necessária a instalação de repetidores. Os repetidores podem
ser simples amplificadores do sinal, ou incluir também regeneradores do sinal.
Até há pouco tempo todos os repetidores instalados eram eletrônicos: o sinal óptico era
detectado e passado para o domínio elétrico, manipulado e logo reconvertido para sinal
óptico. Atualmente, estes regeneradores estão sendo substituídos por amplificadores
ópticos de fibra dopada (EDFA). Estes dispositivos amplificam diretamente o sinal óptico
sem conversões opto-eletrônicas.
A manipulação dos sinais ópticos é mais complexa do que a dos sinais elétricos, dado que
para transmitir o sinal, não basta o contato físico, como nos cabos elétricos, mas precisa-se
que as propriedades ópticas da junção sejam adequadas para permitir o acoplamento da luz.
Com o desenvolvimento das fibras ópticas como meio de transmissão, tem surgido toda
uma série de dispositivos de apoio, que se encarregam do encaminhamento do sinal óptico.
Os dois tipos mais importantes são os acopladores e os multiplexadores em comprimento
de onda.
Fatores que limitam a Transmissão
Os pulsos que se propagam por uma fibra sofrem alargamentos que eventualmente limitam
a largura de banda (na realidade, o produto largura de banda x distância) pela sobreposição
12
de pulsos contíguos (ISI, intersymbol interference). Adicionalmente, o sinal se atenua por
vários fatores concorrentes, o que incide numa limitação da distância alcançável pelo sinal
[ESQUIVIAS, 2006]. Estes dois fenômenos são conhecidos como Dispersão e Atenuação,
respectivamente.
Dispersão
A dispersão temporal dos pulsos tem duas origens básicas: intermodal e intramodal. A
dispersão intermodal, a mais grave, pode ser reduzida se utilizando fibras multimodo de
índice gradual, ou se evitar utilizando fibras monomodo.
As fibras monomodo, por tanto, apresentam só dispersão intramodal. Esta dispersão, por
sua vez, é originada de duas causas diferentes, nomeadas de dispersão de guia de onda e
dispersão do material, como mostrado na Figura 2.5. Acontece que no espectro de
comprimentos de onda, os efeitos destas duas dispersões são contrapostos, podendo existir
um λ com dispersão nula. Numa fibra óptica de sílica sem modificação, este ponto está ao
redor dos 1310 nm.
Figura 2.5 -Dispersões Intramodais
Atenuação
Existem também dois fenômenos fundamentais que atenuam o sinal nas fibras: a reflexão
difusa ou scattering, e a absorção. A primeira tem uma dependência potencial inversa com
o comprimento de onda. A outra apresenta máximos na zona ultravioleta e infravermelha
do espectro. Entre uma e a outra configuram zonas ou janelas nas quais dão-se as melhores
condições para transmissão por fibra óptica.
13
Os primeiros sistemas ópticos utilizavam a primeira janela (centrada em 850 nm). As duas
janelas mais usadas na atualidade são a segunda janela, a 1310 nm, e a terceira janela, a
1550 nm. A segunda janela, também, coincide com a zona de mínima dispersão, enquanto
que a terceira janela é a que produz mínima atenuação. A Figura 2.6 apresenta a curva de
atenuação em função do comprimento de onda e as janelas de transmissão.
Figura 2.6 - Curva de atenuação em função do comprimento de onda e Janelas de
Transmissão (modificado – [ESQUIVIAS, 2006])
A Dispersão pode ser compensada com fibras compensadoras de dispersão (DCF),
enquanto que a Atenuação através de amplificadores ópticos. Porém, outras perturbações
aparecem para potências relativamente altas (acima de 5dBm), tais como o ruído ASE
(Amplified Spontaneus Emission), os efeitos não lineares da fibra (SPM, XPM, FWM,
SRS, SBS), e o Crosstalk linear (em OXCs, filtros).
Bandas Espectrais
A Tabela 2.1 mostra as bandas espectrais, segundo sua nomenclatura ITU.
Tabela 2.1 – Bandas Espectrais (ITU)
Banda Descritor Range do Espectro (nm)
O Original 1260-1360
E Estendida 1360-1460
S Curta 1460-1530
C Convencional 1530-1565
L Longa 1565-1625
U Ultra-Longa 1625-1675
14
A tendência atual é usar preferencialmente a terceira janela (Banda C). Além da sua
mínima atenuação, é a região espectral onde podem ser empregados amplificadores de
fibra dopada. Para melhorar as características de dispersão, se têm projetado fibras ópticas
de dispersão deslocada e de dispersão plana, que apresentam mínimos de dispersão na
terceira janela. A Figura 2.7 mostra as janelas de transmissão ópticas e a sua posição
dentro do espectro de freqüências eletromagnético.
Figura 2.7 - Janelas de Transmissão ópticas no espectro eletromagnético.
Tendo sido a tecnologia de redes ópticas basicamente introduzida, resta analisar como as
aplicações do cliente interagirão com esta camada físico-óptica. Tal interação tem provado
ser um desafio dentro da atual arquitetura das redes de transporte, na disponibilidade de
soluções que habilitem os provedores de serviços a transportar grande tráfego de uma
maneira eficiente em termos de custo e desempenho. Antes, é apresentada a evolução das
redes de transporte.
2.3 EVOLUÇÃO DAS REDES DE TRANSPORTE
A rede de transporte evolui com os avanços da tecnologia e a necessidade de satisfazer
novos serviços. As primeiras redes de transporte foram construídas com cabos de cobre
ponto-a-ponto, separados e dedicados para cada canal de voz, e comutados manualmente
nos patch panels pelos operadores. Esta estratégia, nada escalável, causou a introdução de
mecanismos de multiplexação, de maneira que múltiplos canais de voz pudessem ser
transportados pelo mesmo conjunto de cabos. Assim, na década de 60 foi apresentada a
primeira tecnologia de multiplexação, a Multiplexação por Divisão de Freqüência (FDM:
Frequency Division Multiplexing), a mais apropriada para o transporte de sinais
analógicos.
15
Contudo, as dificuldades para estender cabos por longas distâncias motivaram o uso de
ondas de radiofreqüência. A transmissão por micro-ondas foi uma resposta às necessidades
desse momento, e foi um meio bastante utilizado como rede de transporte.
Com o desenvolvimento da tecnologia de transmissão digital, sinais digitais modulam uma
portadora analógica e são transmitidas. Este processo permitiu uma regeneração mais fácil
reduzindo dramaticamente a degradação do sinal, melhorando assim a relação sinal-ruído
(SNR: signal-to-noise ratio). Para a tecnologia de transmissão digital, a mais apropriada
multiplexação foi a Multiplexação por Divisão de Tempo (TDM).
O desenvolvimento da TDM constituiu um grande aporte para tal evolução. O mecanismo
TDM é usado para compartilhar o tempo de transmissão de um enlace de comunicação
entre vários canais a fim de se conseguir maior eficiência na transmissão com uma melhor
utilização da banda de transmissão. Esse mecanismo pode ser realizado de forma síncrona
ou assíncrona.
No TDM síncrono são transmitidos vários canais de informação digital, intercalados no
domínio do tempo, com intervalos de tempo fixos. O TDM assíncrono ou estatístico aloca
dinamicamente os intervalos de tempo variáveis de acordo com a demanda. Assim, nem
todos os canais precisam transmitir ao mesmo tempo.
As hierarquias digitais obtidas com a multiplexação TDM estão presentes nas redes de
transmissão das operadoras de telecomunicações, especialmente na borda da rede. São
hierarquias padronizadas resultantes de organizações da área de telecomunicações, como o
ITU-T (International Telecommunication Union – Telecommunication Standardization
Sector) [ITU-T-G.707, 1995] ou ANSI (American National Standards Institute) [ANSI-
105, 1995]. A padronização foi direcionada ao perfil básico de tráfego para o transporte de
comunicação de voz, ou seja, 64 kbps.
2.3.1 Redes de Comutação por Circuitos
As técnicas digitais tornaram as redes de comunicação mais complexas a partir do início
dos anos 80. A demanda das grandes operadoras de telecomunicações e de seus usuários
pelas vantagens dessas redes aumentou de tal forma que não poderia ser atendida com os
padrões de transmissão existentes. Era o tempo da técnica de multiplexação plesiócrona ou
PDH (Plesiochronous Digital Hierarchy). Logo, foi aceito que o novo método de
16
multiplexação deveria ser síncrono e tendo como base a interpolação de bytes e não de bits
como no PDH. Surgiram, então, o SDH e o SONET. Esses métodos de multiplexação
propiciam o mesmo nível de flexibilidade de comutação de taxas primárias, mais opções de
gerenciamento, controle da rede de maneira centralizada e atendimento de novos serviços.
2.3.1.1 Tecnologia SONET/SDH
SONET é um standart ANSI que provê multiplexação e transmissão para sinais de alta
velocidade dentro da infra-estrutura de telecomunicações com taxas, formatos e
especificação de parâmetros de camada física para interfaces elétricas e ópticas com
capacidades desde 51 Mbps (OC-1) até 9,8 Gbps (OC-192). O SONET, padrão nos Estados
Unidos, é equivalente a SDH, especificado pela ITU-T, que foi adotado na Europa, Japão,
Brasil e o resto da região latino-americana, e provê taxas, formatos e especificação de
parâmetros de camada física para interfaces elétricas e ópticas com capacidades desde 155
Mbps (STM-1) para 9,8 Gbps (STM-64).
Embora SONET e SDH tenham similaridades como: a mesma taxa de bit e organização do
formato do quadro (elemento básico de transmissão); esquemas idênticos de sincronização
de quadros; as mesmas regras de multiplexação e demultiplexação; entre outras, trata-se de
dois padrões distintos. Contudo, uma vez que o interesse é nas características da
multiplexação e da transmissão, que são idênticas, costuma-se tratá-los como um único
sistema denominado SONET/SDH.
O tempo de recuperação ante falhas, importante característica dos equipamentos SDH é
melhorado pelo protocolo de comutação automática de proteção (APS). O APS fornece
proteção contra falhas no enlace por meio do redirecionamento automático do tráfego
afetado para rotas alternativas. Este tema será abordado no Capítulo 4.
Sinais SONET são expressos de duas maneiras: Sinais STS-n, de natureza elétrica, usados
para a geração do quadro; e OC-n (Optical Carrier-n), denominação usada para a interface
com outros equipamentos ópticos [ELSENPETER, 2002].
Assim, a interface óptica correspondente a STS-3 é o OC-3, para STS-12, STS-48, STS-
192, tem-se definidas OC-12, OC-48 e OC-192, respectivamente. As taxas de operação
SONET/SDH são mostradas na Tabela 2.2.
17
A tecnologia SDH, pela sua importância atual na rede de transmissão, ainda continuará
presente por um bom tempo, porém a forte emergência do tráfego de pacotes trouxe muitas
mudanças no cenário das redes de transporte.
Tabela 2.2 - Taxas de transmissão para SONET/SDH
SONET
(ANSI)
SINAL
ÓPTICO
SDH
(ITU-T)
TAXA DE BITS
(Mbps)
STS-1 OC-1 - 51.84
STS-3 OC-3
STM-1 155.52
STS-9 OC-9 STM-3
466.56
STS-12 OC-12 STM-4
622.08
STS-18 OC-18 STM-6
933.12
STS-24 OC-24 STM-8
1244.16
STS-36 OC-36 STM-12
1866.24
STS-48 OC-48 STM-16
2488.83
STS-96 OC-96 STM-32
4976.64
STS-192 OC-192 STM-64
9953.280
STS-n OC-n
n X 51.84
A Tabela 2.3 apresenta algumas das características mais importantes dos sistemas de
comunicações legados, contrastando com os atuais sistemas.
Tabela 2.3 – Contraste entre os Sistemas de Comunicações legados e os atuais
2.3.2 Redes de Comutação a Pacotes
No caso das redes de dados baseados em pacotes, são usadas técnicas de comutação com
base em multiplexação estatística. Esta técnica permite economia da banda passante,
quando comparada à técnica de comutação de circuitos, entre outras vantagens. A rede
comutada a pacotes foi projetada para transmitir dados. Cada pacote possui carga útil
(payload) e um cabeçalho (overhead) de controle.
Sistemas de Comunicação: Ontem Sistemas de Comunicação: Hoje
Comutação de Circuitos Comutação de Pacotes
Voz – Canais fixos de 64 Kbps Dados – Rajadas de grande largura de banda
Média por sessão: 3 min Média por sessão: 30 min
Perfil de Tráfego: Previsível Perfil de Tráfego: Imprevisível
Distribuição geográfica do tráfego Tráfego geograficamente independente
18
2.3.2.1 Roteamento IP
No roteamento IP não há necessidade de cada roteador conhecer a rota completa até o
destino, mas apenas o próximo roteador para o qual deve enviar a mensagem. A decisão de
roteamento tem como base uma tabela de rotas que relaciona cada rede destino ao roteador
para onde o pacote deve ser enviado, e se ajusta automaticamente em decorrência de
mudanças nas topologias das redes. É importante ressaltar que o pacote IP a ser roteado é
endereçado fisicamente ao roteador (endereço MAC), mas também logicamente
(endereçamento IP) à estação destino. Dessa forma, quando o roteador recebe um pacote
que não é endereçado a ele, tenta roteá-lo.
Assim, em uma rede de dados IP os pacotes são entregues ao primeiro nó da rede, que
verificará as informações do cabeçalho e os enviará para o próximo nó. Esse processo é
repetido até cada pacote chegar ao seu destino. Uma conexão entre dois nós pode ser usada
por vários pacotes de diferentes destinos e origens. Assim, um caminho não será exclusivo,
podendo ser compartilhado por outros usuários.
Existem basicamente duas técnicas para o envio de pacotes: a do datagrama e a do circuito
virtual. Na técnica do datagrama, todos os pacotes são enviados pela rede
independentemente um dos outros. Assim, pacotes de uma mesma mensagem podem
seguir diferentes caminhos na rede com base em informações de tráfego, compartilhadas
entre os nós, usando protocolos de roteamento. No destino, a mensagem é reordenada com
o auxílio do protocolo de transporte (TCP).
Na técnica de comutação a pacotes denominada circuito virtual, antes de qualquer pacote
ser entregue à rede é feita uma definição da rota, da origem até o destino, por onde todos os
pacotes irão passar, percorrendo os mesmos nós da rede. Nenhuma decisão de roteamento
será feita no caminho. Esta técnica é parecida com a técnica usada pelas redes comutadas a
circuito, porém, aqui não existem canais dedicados e, por tanto, num mesmo enlace da rede
podem trafegar vários circuitos virtuais [PASTOR2, 2005].
2.3.3 Evolução da Demanda de Tráfego
A demanda de capacidade para transmissão de dados (principalmente IP) está se
incrementando rapidamente. Tráfego de dados cresce a uma taxa de 7-20% por mês, de
uma forma geral o crescimento do tráfego de voz ocorre a uma taxa de 13% por ano
19
[PARETA, 2006]. A Figura 2.8 apresenta como a demanda de serviços de dados de banda
larga cresce exponencialmente, com o conseqüente aumento do tráfego na rede.
PSTN
Dados
Tráfego
Centrado
em Voz
Tráfego
Centrado
em Dados
Evolução
Dados
PSTN
Figura 2.8 - Evolução da demanda de tráfego
Neste panorama difícil para as operadoras de telefonia, há fortes cortes de orçamento que
dificultam novos investimentos. Assim, se busca maximizar o uso dos grandes
investimentos já realizados, mesmo com o paradoxo dos preços dos serviços que são cada
vez mais baixos. O maior problema está no fato que a infra-estrutura das redes existentes
não estão habilitadas para suportar as demandas dos novos serviços.
A infra-estrutura de telecomunicações pública tem de ser atualizada para cobrir tal
evolução da demanda de tráfego. Uma solução adotada pelas operadoras vem sendo a
adaptação das redes legadas aos novos serviços para cobrir tanto a demanda crescente de
capacidade como o mercado emergente de serviços puramente ópticos. Assim, se vem
desenvolvendo a camada óptica com funcionalidades de comutação, além das
funcionalidades de transmissão. Como resultado da evolução das tecnologias ópticas nas
redes de transporte se está consolidando a rede óptica comutada por comprimento de onda.
2.4 ARQUITETURA DE REDE MULTICAMADA
Arquitetura de rede multicamada está baseada em múltiplas tecnologias de rede em pilha.
A arquitetura para o transporte de dados mais usada atualmente pelas operadoras é formada
por tecnologia IP/ATM/SDH/OTN, com IP para o roteamento de aplicações e serviços,
ATM (Asynchronous Transfer Mode) para a Engenharia de Tráfego e QoS, SONET/SDH
20
para transporte e proteção de dados, e OTN (Optical Transport Network) com DWDM
(Dense Wavelength Division Multiplexing) para proporcionar altas capacidades de
transporte Isto é apresentado na Figura 2.9.
Figura 2.9 - Arquitetura de rede multicamada
Porém, esta arquitetura vem se mostrando redundante e incapaz de proporcionar o
transporte de grandes volumes de tráfego com eficiência e custo acessível. De fato,
arquiteturas multicamadas tipicamente apresentam efeitos nos quais uma camada pode
limitar a escalabilidade de redes inteiras, tanto quanto aumentar os custos das mesmas.
Estas redes multicamadas foram projetadas inicialmente para comutação de circuitos e
orientadas à transmissão de voz, que constituía o tráfego dominante, como foi visto, porém
não se adeqüa bem a transmissão de dados, principalmente em termos de eficiência e custo.
Cada camada não sabe muito bem o que acontece nas outras, sendo necessário o aumento
do cabeçalho para um melhor controle, existindo ainda a possibilidade de duplicação de
serviços.
No topo desta pilha temos a camada IP, o qual permite a transmissão de datagramas pela
rede com funções de internetworking sem conexão. Uma das razões para sucesso do
protocolo IP é o fato de ter sido projetado para operar sobre uma grande variedade de
camadas inferiores, as camadas de enlace de dados segundo o modelo OSI (Open System
Interconnection) da ISO (International Standardization Organization). Algumas dessas
camadas de enlace estão associadas aos padrões de redes locais mais populares, tais como
Ethernet e Token Ring; aos de redes metropolitanas, por exemplo, FDDI (Fiber
Distributed Data Interface); como também aos protocolos destinados à operação sobre
linhas alugadas das operadoras públicas, como é o caso do HDLC (High Level Data Link
Control).
21
O protocolo IP fornece às camadas superiores apenas serviços em modo datagrama que,
embora mais simples quanto a processamento, não garante a entrega dos pacotes. Por ter
sido concebido para a comunicação de dados, os pacotes IP são de tamanhos variáveis.
Quando montado sobre a infra-estrutura ATM, seus pacotes de tamanhos variáveis são
segmentados em tamanhos fixos correspondentes aos da célula ATM.
Nos primeiros estágios das redes IP, roteadores eram interconectados usando serviços
leased-line (linhas privadas) para produzir configurações ponto-a-ponto, este serviço é
conhecido como IP sobre SDH. Com a contínua expansão do tráfego foi necessário o
aumento das capacidades do nó. Assim, foram desenvolvidos roteadores IP eletrônicos
para roteamento na ordem de Terabits/s a fim de interconectar estes com enlaces WDM de
grande capacidade. Esta técnica é conhecida como IP sobre SDH sobre WDM. O protocolo
IP, embora seja o mais utilizado nas redes de longa distância, não possui qualquer garantia
de qualidade de serviço (QoS - Quality of Service).
Paralelamente, a tecnologia ATM (Asynchronous Transfer Mode) é introduzida em redes
IP de larga escala para permitir conexões de roteadores usando rotas e canais virtuais sobre
redes tipo malha (IP sobre ATM). Isto habilita a capacidade de comutação nos nós e
promove as bases para a engenharia de tráfego e qualidade de serviço (QoS) na rede;
contudo, ainda sem total integração, pois as camadas IP e ATM são gerenciadas
separadamente. Para a sincronização da informação a ser transmitida, para a introdução de
capacidades de sobrevivência à rede e para a gerência de circuitos é utilizada a tecnologia
SDH (ou SONET).
Por fim, a informação será transmitida em grande largura de banda na camada de
transporte óptica (OTN). A OTN é formada por três subcamadas especificadas na
recomendação ITU-T G 709: OCh (Seção de Canal Óptico), OMS (Seção de
Multiplexação Óptica) e OTS (Seção de Transmissão Óptica). Sinais como SONET/SDH,
Ethernet, IP e ATM são mapeados do formato digital para o formato óptico na camada
OCh. Isto é apresentado na Figura 2.10.
A Seção de Canal Óptico (OCh) define uma conexão óptica (lightpath) fim a fim entre
duas entidades cliente para transmitir, de forma transparente, informação com diferentes
tipos de formatos. Esta camada gerencia individualmente os canais ópticos. O OCh é
equivalente a um comprimento de onda na linguagem DWDM.
22
Figura 2.10 - Sub-camadas da camada OTN
A Seção de Multiplexação Óptica (OMS) define a conectividade e o tratamento para a
multiplexação ou agrupamento das conexões do nível OCh, ou seja, multiplexa e gerencia
um conjunto de vários comprimentos de onda. Na seção OMS um grupo de lambdas vão
sobre um cabo de fibra-óptica entre dois multiplexadores DWDM.
A Seção de Transmissão Óptica (OTS) define como os sinais ópticos são transmitidos
sobre o meio óptico. Esta camada provê funcionalidades para a transmissão do sinal óptico
em meios ópticos de vários tipos (distintos tipos de fibras), executando assim o transporte
de um feixe composto de vários comprimentos de onda da camada OMS.
Então, os canais presentes na camada OCh são multiplexados pela camada OMS, e estes
canais multiplexados são transportados opticamente em um segmento de fibra pela camada
OTS. A Figura 2.11 ilustra como estas subcamadas da OTN apresentam-se em um enlace
de uma rede óptica. A estrutura destas camadas é similar às subcamadas de seção, linha e
caminho da arquitetura SONET/SDH [BLACK, 2002].
MUX/
DEMUX
AMPLIFICADORES
CANAIS
ÓPTICOS
MUX/
DEMUX
OTS OTS OTS
OMS
OCh
Figura 2.11- Sub-camadas da OTN em um enlace de uma rede óptica.
23
2.4.1 IP sobre ATM sobre SDH
A configuração IP sobre ATM sobre SONET/SDH é uma das mais usadas atualmente
pelos provedores de transporte, possibilitando taxas de transmissão de 155 Mbps e 622
Mbps, com capacidades de engenharia de tráfego (ATM) e gerenciamento, detecção de
falhas e proteção/restauração (SONET/SDH).
ATM é uma tecnologia de comunicação de dados por comutação de circuitos virtuais
baseados em cell-switched (comutação de células). Uma célula, como mostrado na Figura
2.12, tem um comprimento fixo de 53 bytes (5 de overhead e 48 de payload) para
transmitir informação de usuário e sinalização, diferente de sistemas tais como IP, X.25 ou
Frame Relay que fazem uso de pacotes de dados de comprimento variável.
Figura 2.12 - Célula ATM
ATM foi projetado para operadoras, principalmente para privilegiar o transporte de voz,
porém provê capacidades de integração de Voz + Imagem + Vídeo + Dados, assim como
gerência de tráfego, sinalização e comutação com qualidade de serviço.
A camada ATM, posicionada acima da camada SONET/SDH, provê tecnologia orientada a
conexão que precisa de uma conexão virtual (VC) entre a fonte e o destino antes da
informação ser trocada.
A principal desvantagem de ATM é a pouca eficiência em questões de largura de banda, já
que por cada célula de 53 bytes tem-se uma “penalidade” de 5 bytes de cabeçalho de
informação de controle. Outro problema é a escalabilidade: os protocolos de roteamento IP
não escalam bem com muitos enlaces. Um VC é considerado um enlace e conectando N
roteadores IP em uma topologia em malha serão necessários configurar e gerenciar O(N
2
)
VCs. Além do mais, ATM introduz complexidade a um custo pouco competitivo no
sistema final, uma das razões pelo qual não pode alcançar diretamente aos usuários
residenciais.
24
No mapeamento IP sobre ATM sobre SONET/SDH cada datagrama IP é encapsulado
dentro de um quadro da subcamada AAL-5 (ATM adaptation layer type 5) [GROSSMAN,
1999] usando LLC (logical link control), e encapsulamento SNAP (subnetwork attachment
point). Posteriormente, o quadro AAL-5 é segmentado em células ATM de 48 bytes de
payload. Finalmente, células ATM são mapeadas dentro do quadro SONET/SDH.
2.4.1.1 Encapsulamento LLC (Logical Link Control)
O encapsulamento LLC (RFC2684) é necessário quando diferentes protocolos são
transportados sobre o mesmo enlace. A unidade de dados de protocolo (PDU) LLC/SNAP
(Sub-Network Access Point) é transportada no payload do PDU do protocolo AAL5. Por
sua vez, o PDU LLC/SNAP encapsula os pacotes IP a serem transportados no circuito
virtual ATM.
Na Figura 2.13 se apresenta o modo de encapsulamento para a transmissão de dados entre
um usuário final e um servidor remoto.
HTTP
TCP/IP
I.430
PPP
I.430 I.431
IP
I.431
PPP AAL5
SDH
ATM
SDH
ATM
TCP/IP
LLC/
SNAP
SDH
ATM
HTTP
LLC/
SNAP
IP
AAL5
SDH
ATM
ROUTER
SERVER
CLIENTE
ISDN
ATM
I.430 – Interface ISDN Básico
I.431 – Interface ISDN Primário
Figura 2.13 - Exemplo de uma rede IP/ATM usando encapsulamento LLC.
O usuário acessa a rede via modem usando uma interface básica ISDN (Rede Digital de
Serviços Integrados - I.430). O roteador, implementado também com uma interface ISDN
mas usando uma interface primaria (I.431), recebe os pacotes e os roteia para uma rede de
transporte baseada em ATM sobre SDH. Para o acesso à dita rede os pacotes IP são
encapsulados em LLC/SNAP e logo adaptados via o protocolo AAL5, para usar a
25
tecnologia ATM. Uma vez estabelecido o circuito virtual, a informação é transmitida
usando-se enlaces SDH até o destino.
2.4.1.2 Eliminando a camada ATM
A Tabela 2.4 mostra a distribuição dos cinco predominantes tamanhos de pacotes em um
backbone Internet, a partir de uma amostra de cinco minutos (mais de 18 milhões de
pacotes, totalizando 6,7 GB) tomada pela National Laboratory of Advanced Network
Research, num enlace OC-3/STM-1 (155,52 Mbps) presente no backbone da MCI
Telecommunications Corporation em junho de 1997 [THOMPSON, 1997].
Tabela 2.4 - Distribuição dos tamanhos de pacotes predominantes no backbone Internet.
Tamanho do Pacote
(Bytes)
Total de Pacotes
(%)
Total de Bytes
(%)
40 38,9 4,4
1500 11,5 48,7
552 10,1 15,8
44 6,1 0,8
576 4,9 7,9
As estatísticas apresentadas na Tabela 2.4 mostram que 45% dos pacotes IP são de um
comprimento entre 40-44 bytes. Para este tamanho de pacotes serão necessárias duas
células ATM, com a segunda célula quase vazia. A Figura 2.14 apresenta a medida da
distribuição do tamanho de pacotes num certo enlace, onde aproximadamente 50% dos
pacotes são PDUs muito curtos.
Os provedores de serviço Internet procuram por soluções para ir com IP diretamente sobre
SDH. A razão principal é o excesso de overhead que introduz ATM para o transporte de
IP.
26
Figura 2.14 - Distribuição do tamanho de pacotes num enlace doméstico (Modificado,
[THOMPSON, 1997])
O seguinte exemplo, apresentado na Tabela 2.5, nos mostra o overhead que se alcança com
uma arquitetura de transporte baseada em IP/ATM/SDH, e quanto de carga útil é
desperdiçada (no exemplo, 22%) em relação ao pacote a ser transmitido.
Tabela 2.5 – Calculo do Overhead para IP/ATM/SDH
Os resultados nos mostram que, a partir de uma perspectiva de overhead, o mapeamento
IP/ATM é extremamente ineficiente.
2.4.2 IP sobre ATM diretamente sobre fibra
Nesta proposta, as células ATM não precisam ser encapsuladas em quadros SDH, elas são
enviadas diretamente sobre o meio físico depois do scrambling. Aqui é usada uma camada
física baseada em células ATM.
Tamanho de
Pacote
(Bytes)
Overhead
(OH)
acumulado
Comentários
Pacote IP 350 0% Tamanho típico de pacote IP
LLC/SNAP 358 2% 8 octetos de OH
AAL5 390 10%
8 octetos de OH +
24 octetos (em média para preencher
a ultima célula ATM
ATM 431 19% 5 octetos x cada 48 bytes
SDH 447 22% Overhead SDH ~3% para 431 bytes
Para 1 STM-1 (155 Mbps) ter-se-ia uma capacidade útil de: 121 Mbps
27
2.4.2.1 Benefícios de IP/ATM/fibra com relação a IP/ATM/SDH
• Técnica de transmissão mais simples;
• Overhead de camada física menor (~16 vezes menor);
• Não há um rígido mecanismo de temporização a ser colocado na rede.
A Tabela 2.6 apresenta a quantidade de overhead introduzida por IP/ATM/fibra e quanto
de carga útil é desperdiçada (no exemplo, 19%) com relação ao pacote IP a ser transmitido.
Tabela 2.6 – Cálculo do Overhead para IP/ATM diretamente sobre fibra
As células OAM (Operation Administration and Maitenance) permitem ao administrador
da rede ATM monitorar erros que possam acontecer, determinar a qualidade da conexão e
medir desempenho [SCHULTZ, 2003]. Nesta proposta a célula OAM é usada como
elemento de sincronização e delimitação para a carga que está sendo transportada pelas
células ATM. No exemplo, para os 431 bytes que são transportados nas 9 células (431/53)
é adicionada 1 célula OAM.
Porém, esta proposta não está sendo adotada pela indústria devido à proposta mais atrativa
do MPLS (Multiprotocol Label Switching).
Assim, para alcançar maior eficiência e escalabilidade, a rede precisava reduzir o número
de camadas. Embora o roteamento de nível 3 (IP) tenha sido bastante utilizado, os nós de
comutação operam cada vez mais sobre uma comutação de nível 2, que se mostra mais
eficiente. Para eliminar a camada ATM, a função de engenharia de tráfego executada por
Tamanho de
Pacote
(Bytes)
Overhead
(OH)
acumulado
Comentários
Pacote IP 350 0% Tamanho típico de pacote IP
LLC/SNAP 358 2% 8 octetos de OH
AAL5 390 10% 8 octetos de OH + 24 octetos
(média para preencher a ultima
célula ATM
ATM 431 19% OH ATM: 5 octetos por cada 48
octetos
OAM 432 19% Adiciona 1 célula OAM por cada
431/53 células ATM
Para 1 STM-1 (155 Mbps) teria-se uma capacidade útil de: 126 Mbps
28
ela deveria ficar a cargo da camada IP. Isto pode ser alcançado através da inclusão de
funcionalidades proporcionadas pela tecnologia MPLS, proposta da IETF (Internet
Engineering Task Force) dentro da camada IP [ROSEN, 2001]. A tecnologia MPLS
implementa gerência integrada de camada 2 (enlace) e camada 3 (rede) do modelo OSI.
O MPLS é um modelo híbrido que explora as melhores propriedades do roteamento de
pacotes e da comutação de circuitos. Essa técnica tem, entre outras possibilidades, a
capacidade de criar circuitos virtuais para controlar o roteamento do tráfego, diminuindo o
tempo de encaminhamento de pacotes e evitando o processamento de nível 3, bem como
atualização das tabelas de roteamento, cálculo de métricas e descoberta de rede
[PASTOR2, 2005].
A arquitetura MPLS usa comutação de pacotes no modo circuito virtual. Neste cenário
surge a necessidade de sinalização para esses circuitos. Assim, o MPLS define um plano de
controle e um plano de encaminhamento. O plano de controle utiliza protocolos de
sinalização e roteamento que permitem configurar, de maneira dinâmica, os circuitos
virtuais. O plano de encaminhamento é utilizado basicamente para o transporte dos dados.
Para transporte de pacotes, o MPLS é baseado no paradigma de comutação de rótulos. Um
rótulo é um identificador de tamanho fixo (20 bits) e tem significado local. Um domínio
MPLS é formado por roteadores de núcleo e roteadores de borda, que interligam
subdomínios. Quando um pacote entra no domínio MPLS, a ele é atribuído um rótulo, que,
na prática, permite o desacoplamento entre o roteamento e o encaminhamento. Desta
forma, os roteadores só analisam os rótulos para poder encaminhar o pacote.
Assim, o MPLS permite incorporar as funções de comutação e engenharia de tráfego,
suprimindo a necessidade de camadas intermediárias.
2.4.3 IP sobre SDH ou PoS (Packet over SONET)
SDH tem melhor escalabilidade que ATM em termos de taxa de transmissão. A tecnologia
IP/ATM é limitada a um máximo de 622 Mbps. Já o IP/SDH pode escalar até 10 Gbps.
Porém, um problema que se apresenta quando se deseja implementar IP/SDH são os
processos de encapsulamento. IP não provê sincronização de bit nem delimitação de pacote
(demarcação de pacote). Em IP/LANs, a sincronização de bit e a delimitação de quadro são
providos pela camada MAC. Já na rede de transporte IP/ATM, SDH provê sincronização
29
de byte, ATM provê sincronização de célula e AAL5 delimitação de quadro. Ainda que em
IP diretamente sobre SDH se tem sincronização de bit, mas também é necessário prover
delimitação de pacotes IP. Assim, IP/SDH requer um encapsulamento adicional para a
delimitação de pacotes para o qual é usado encapsulamento PPP/HDLC (RFC 1662).
O PPP (point-to-point protocol) [SIMPSON, 1999] [CAVENDISH, 2000] é um método
padrão para transportar datagramas multi-protocolos multiplexados sobre um enlace
ponto-a-ponto, o qual provê:
– Encapsulamento de pacotes IP (valor máximo default: 1500 bytes);
– Controle de erros (descarta quadros corrompidos);
– Inicialização de Enlace.
O HDLC (High-Level Data Link Control) é um protocolo de comunicação de dados ponto-
a-ponto entre dois elementos da rede. Proporciona recuperação de erros em caso de perda
de pacotes, falhas de seqüência e outros benefícios. É um protocolo de propósito geral, que
opera em nível de enlace de dados, oferecendo uma comunicação confiável entre
trasmissor-receptor. Assim, o HDLC provê:
– Reporte de erros;
– Delimitação dos pacotes IP encapsulados em PPP (usando “byte stuffing”) (ver RFC
1662).
A ordem apropriada de operação durante a transmissão de dados é apresentada na Figura
2.15. A transmissão do quadro SDH é precedida do processo de scrambling padrão de
SDH. Também, a recepção do quadro SDH é seguida do processo de descrambling padrão
de SDH.
Figura 2.15 – Processo de transmissão de um quadro SDH.
30
A Figura 2.16 apresenta um exemplo de uma rede IP/SDH fazendo uso de encapsulamento
PPP-HDLC.
HTTP
TCP/IP
I.430
PPP
I.430 I.431
IP
I.431
PPP
SDH SDH
TCP/IP
SDH
HTTP
PPP/
HDLC
IP
SDH
ROUTER
SERVER
CLIENTE
ISDN
SDH
I.430 – Interface ISDN Básico
I.431 – Interface ISDN Primário
PPP/
HDLC
Figura 2.16 - Exemplo de uma rede IP/SDH usando encapsulamento PPP-HDLC.
A Figura 2.17 mostra algumas configurações de redes PoS.
Figura 2.17 - Configurações de Redes IP sobre SDH.
31
2.4.3.1 Desvantagens de IP sobre SDH
Escalabilidade até 2,4 Gbps (OC-48/STM-16) - O mecanismo de delimitação baseado
em HDLC não escala facilmente acima de 2.4 Gbps [PARETA, 2006]. No lado do
transmissor, cada saída de pacotes precisa ser monitorada e o stuffing chamado. O receptor
precisa monitorar cada entrada de dados e fazer o destuffing.
Capacidade de crescimento incremental - SDH não provê muita flexibilidade em termos
de capacidade de expansão. Esta é uma das motivações para a migração das redes
backbone IP para transporte baseado em tecnologia WDM.
SDH é uma tecnologia circuit switching - Com o desenvolvimento da Internet e o
incremento na transmissão de dados, a tecnologia mudou para serviços packet switching, o
qual cria a necessidade de tecnologias de adaptação para o uso de SDH, o que significa, na
prática, a introdução de maior overhead na rede. A Tabela 2.7 apresenta o cálculo de
overhead para IP/PPP/SDH.
Tabela 2.7 - Cálculo de Overhead para IP/PPP/SDH
Em resumo, a Tabela 2.8 apresenta uma porcentagem de overhead e capacidade de enlace
para os diferentes métodos de encapsulamento considerando um enlace a 2,4 Gbps.
Tabela 2.8 - Porcentagem de overhead - diferentes métodos de encapsulamento a 2,4 Gbps
Encapsulamento/Framing Overhead Capacidade do Enlace (Mbps)
IP/ATM/SDH 22% 1944
IP/ATM/Cell-based 19% 2011
IP/PPP/SDH 6% 2338
Tamanho de
Pacote
(Bytes)
Overhead
(OH)
acumulado
Comentários
Pacote IP 350 0%
Tamanho típico de pacote IP
PPP/HDLC 358 2%
8 octetos de OH para pacotes
menores que 1500 bytes
SDH 371 6%
Overhead SDH: 10 colunas por
cada 270
Para 1 STM-1 (155 Mbps) teria-se uma capacidade útil de: 146 Mbps
32
Para eliminar a camada SONET/SDH, a capacidade de transporte da tecnologia
SONET/SDH (proteção e comutação) deverá ser feita na camada óptica. Esta
funcionalidade é alcançada por comutadores ópticos em conjunto com os sistemas
DWDM.
2.4.4 GFP (Generic Frame Procedure)
O GFP é um protocolo de adaptação de tráfego padronizado [ITU-T- G.7041, 2001], para
aplicações de transporte de banda larga. Provê um mecanismo amigável de QoS e
eficiência para mapear, tanto sinais de camada de enlace lógico ou de camada física, para
um canal sincronizado por Byte. O mecanismo de adaptação usa ponteiros e cabeçalho
CRC para delinear o encapsulado de PDUs de comprimento fixo ou variável. Suporte é
provido para o mapeamento direto tanto de sinais de dados cliente ponto-a-ponto como
multiponto. Todas estas características fazem de GFP particularmente apropriado para
adaptação de dados sobre SONET/SDH bem como transporte de IP sobre OTN/WDM.
A diferença dos mecanismos de delimitação de quadro baseados em padrões codeword, faz
com que o GFP não precise de especial pré-processamento dos streams de bytes cliente.
Em lugar de confiar em bits de dados/controle embutidos, tais como em codificação
8B/10B e 64B/66B, ou delimitação de flags como do framing HDLC, o GFP confia no
comprimento do atual payload e uma verificação de controle de erro (error control check)
para delimitar os limites do quadro. A validação satisfatória destes dois itens, no cabeçalho
do GFP, é usada para determinar a sincronização do enlace de dados adequada e o número
de bytes para a próxima entrada do quadro.
O GFP originalmente apareceu para direcionar algumas limitações do ATM e outras
tecnologias de PoS. Posteriormente foi adotado pela ITU-T e publicado como padrão sob a
Recomendação G.7041 [ITU-T- G.7041, 2001].
No GFP se faz a adaptação dos serviços de dados sobre os payloads de SDH de forma
flexível, robusta e com menor “overhead”. GFP preserva a informação MAC, permitindo
assim suportar múltiplos protocolos de nível 2. Há dois tipos de GFP: o GFP Transparente
(GFP-T) e o GFP Baseado em quadros “Framed-Based” (GFP-F) [HERNANDEZ, 2002].
33
O GFP-T mapeia todo o sinal (todos os bits) em quadros GFP de tamanho fixo, o que faz
com que seja totalmente transparente, com tempos baixos de latência de transmissão de
sinal e fácil implantação, porém com maior consumo de largura de banda.
O GFP-F mapeia, em cada um dos quadros, só os bytes que serão transmitidos, fazendo
assim um melhor uso da largura de banda. Porém, só é capaz de suportar protocolos
orientados a quadros com adaptação particular para cada um dos protocolos suportados
[IGLESIAS, 2004]. A Tabela 2.9 compara as características particulares dos dois tipos de
GFP.
Tabela 2.9 – Comparação das características do GFP-T e GFP-F
Característica Suportada GFP-T GFP-F
Transparência a códigos de controle de quadros Sim Não
Otimização da largura de banda Não Sim
Permite monitorização de cada quadro Não Sim
Minimiza a latência para serviços sensíveis ao retardo Sim Não
Permite opcionalmente correção de erros Sim Não
Permite compartilhar o canal de transmissão entre vários clientes Sim Sim
GFP faz uso de tecnologias de concatenação virtual (VCAS) [ITU-T G.707, 2003], [ITU-
T G.7043/Y.1343, 2004], e LCAS (Link Capacity Adjustment Scheme) [ITU-T G.7042,
2004], para criar canais de transporte de tamanho flexível. Embora GbEthernet apareça
como uma alternativa de transmissão de pacotes para WAN, a conversão desde uma rede
backbone SONET/SDH para uma rede backbone GbEthernet teria um custo muito elevado
pelos equipamentos necessários para a interoperabilidade entre ambas tecnologias. O GFP,
ao contrário, permite eficiente transporte de pacotes dentro do existente backbone
SONET/SDH se tornando muito atrativo para as operadoras [GORSHE_2, 2005]
[EHRHARDT, 2006] [ELANTI, 2005].
2.4.5 IP sobre Gigabit Ethernet
A tecnologia Gigabit Ethernet pode ser usada para estender a alta capacidade das LANs
para redes MANs e WANs.
Em Gigabit Ethernet para WDM [GILARDI, 2002], a funcionalidade CSMA/CD não é
usada. Usa-se simplesmente um método de encapsulamento e framing. Os comutadores
Ethernet podem ser usados para estender a topologia de rede além do enlace ponto-a-ponto
(observar que Ethernet switching é baseado no endereço MAC).
34
No caso de 10-Gigabit Ethernet, este só funciona sobre fibra óptica. Mesmo sendo ao nível
MAC idêntico ao GbEthernet, haverá dois tipos de interfaces físicas diferentes:
1) PHY WAN: Para entornos de área ampla SDHs existentes. Nesta interface se adiciona
uma camada “leve” de SDH (SDH framing). Opera a 9,953 Gbps (OC-192c/STM-64c). É
assíncrona como o SDH.
2) PHY LAN: Para entornos de área local. Opera a 10,3 Gbps, e é similar ao existente.
Placas de linha Gigabit Ethernet podem custar 5 vezes menos que placas de linha SDH
[PARETA, 2006].
2.4.5.1 10-Gigabit Ethernet (10GbE)
IEEE 802.3ae foi adaptado para incluir transmissão full-duplex a 10Gbps sobre cabo de
fibra óptica. As similaridades básicas entre 802.3ae e 802.3 são notórias. Esta tecnologia
foi desenvolvida não só para LANs, mas também para MANs e WANs [HELD, 2005].
Com o formato de quadro e outra especificação Ethernet camada 2, compatível com os
padrões prévios, 10GbE pode prover incrementos de largura de banda interoperáveis com a
existente infra-estrutura de rede.
A compatibilidade com redes SONET/SDH operando acima de velocidades de OC-192
(9,584640 Gbps) faz de 10GbE uma tecnologia WAN viável [ITU-T G.709, 2001]. A
Figura 2.18 apresenta uma configuração típica de rede IP/GbEth/WDM. Interfaces GbE
nos ADMs permitem que comutadores GbE possam inserir/receber dados de roteadores IP.
ADM
ADM
ADM
ADM
ADM
ADM
ADM
ADM
Figura 2.18 - Configuração típica de uma rede IP/GbEth/WDM
35
O 10GbE compete com ATM em algumas aplicações. De uma forma geral, 10GbE
comparado com outras variedades de Ethernet apresenta as seguintes características:
• O formato de quadro é o mesmo, isto permite interoperabilidade entre todos os tipos de
Ethernet: legado, Fast, Gigabit, 10Gigabit, sem re-framing ou conversão de protocolo;
• O tempo de bit (bit time) é de 0,1 nanosegundos;
• Dado que são estabelecidos circuitos baseados em fibra, CSMA/CD não é necessária;
• As subcamadas IEEE 802.3 dentro das camadas 1 e 2 do modelo OSI são preservadas,
com algumas adições, para acomodar enlaces de fibra a 40 km e interoperabilidade
com tecnologia SONET/SDH;
• Redes Ethernet flexíveis, eficientes, confiáveis e de relativo baixo custo fim-a-fim se
tornam possíveis; [JAEGER, 2006]
• TCP/IP pode rodar sobre LANs, MANs, e WANs com um método de enlace camada 2.
Vantagens:
• Multiplexação estatística (eficiente e flexível uso da largura de banda);
• Tamanho de quadro = Tamanho de pacote. Comutação de pacotes mais eficiente e fácil
de implementar;
• Tecnologia Broadcast;
• Formato de dados consistente com formato LAN;
• Gerência padrão SNMP/MIBs, mas também accessível por TMN;
• Padrão interoperável com muitos fabricantes;
• Não scrambling;
A Tabela 2.10 mostra o overhead inserido quando se deseja transmitir pacotes usando-se
esta proposta.
Tabela 2.10 - Overhead inserido pela proposta IP/GbEth
Tamanho de
Pacote
Overhead
cumulativo
Comentários
Pacote IP 350 0%
GbE 388 10% GbE framing: 38 bytes/pacote
Código de Linha 485 28% 8B/10B da 1,25 Gbps
1 GbE link provistos 902 Mbps de capacidade
36
Desvantagens:
• Código de Linha 8B/10B (perda de eficiência de 20%). Porém, 10Gigabit Ethernet usa
codificação mais eficiente (64/66);
• A gerência ou monitoramento “out of band” é não padrão, porém WDM supre a
carência provendo esta funcionalidade;
• As capacidades de proteção/restauração são ineficientes.
Ethernet geralmente confia no protocolo Spanning Tree para eliminar todos os loops de
uma rede comutada. Ainda que o protocolo Spanning Tree possa ser utilizado para alcançar
redundância de caminho, este se recupera lentamente desde uma ruptura de fibra,
comparado com outros mecanismos de recuperação de falha. Link aggregation (802.1ad)
pode prover uma solução, mas é comparativamente lento (~500 ms vs. ~50 ms providos
por SDH/SONET) e não é apropriado para promover proteção a nível de caminho.
Então, para reduzir o número de camadas e redistribuir as suas funcionalidades nas outras
camadas, sempre que possível, se tem propostas de novas arquiteturas baseadas em
IP/WDM, com IP/ASON-GMPLS, IP/OBS (Optical Burst Switching) e IP/OPS (Optical
Packet Switching). A Figura 2.19 mostra uma visão da evolução da arquitetura de
transporte óptica.
Fibra Fibra
OTN/WDM
SDH SDH
ATM
IP
IP+MPLS
Dados
DadosDados
IP
GMPLS?
Figura 2.19 – Evolução da Arquitetura de Transporte Óptica
2.5 IP SOBRE OTN BASEADO EM WDM
A multiplexação estatística de pacotes surge como a tecnologia de multiplexação
predominante para o cada vez mais crescente fluxo de dados, já que permite um melhor
aproveitamento da largura de banda.
37
Como se tem visto, SDH não provê muita flexibilidade em termos de expansão de
capacidade e controle, e ATM se tem mostrado ineficiente em termos de excesso de
overhead. Estes são alguns dos motivos da migração das redes backbone IP para transporte
direto sobre OTN com tecnologia WDM.
WDM é uma tecnologia com maturidade para desenvolver também funcionalidades de
rede por meio de outros elementos de rede óptica tais como OADM e OXC. Através da
tecnologia DWDM, o OTN pode prover uma alta soma de largura de banda suportando a
entrega de grandes volumes de tráfego IP.
2.5.1 Tecnologia WDM (Wavelength Division Multiplexing)
A instalação de mais fibras para suportar a demanda sem precedentes por maior capacidade
originada pela Internet é muito cara. Incrementar a taxa de transmissão do sistema TDM
não provê muita flexibilidade. A multiplexação por comprimento de onda se apresenta
como o caminho mais adequado.
A tecnologia WDM supera muitas dificuldades de implementação e restrições que limitam
o desempenho dos sistemas TDM. Assim, em lugar de incrementar a taxa de dados para
manipular mais informação, WDM simplesmente transporta vários sinais ópticos, cada um
deles em um comprimento de onda e na sua respectiva taxa de transmissão, todos eles
sobre uma mesma fibra.
Esta estratégia é similar aos antigos enlaces de comunicações, os quais utilizavam a
multiplexação por divisão de freqüência (FDM), na qual a multiplexação de canais era
realizada se alocando faixas de freqüência para cada canal e transmitindo-os em um único
meio de transmissão. Na multiplexação por comprimento de onda cada canal é associado a
um comprimento de onda específico e transmitido via uma única fibra, se criando múltiplas
fibras virtuais. Isso proporciona um grande aumento na largura de banda disponível,
mantendo-se a infra-estrutura de fibra existente e maximizando seu uso.
A Figura 2.20 apresenta um sistema óptico típico com tecnologia WDM. Observe que a
tecnologia TDM pode ser usada para multiplexar/demultiplexar dados para cada um dos
canais WDM, otimizando ainda mais a informação a ser transportada.
38
Vantagens de WDM
• Permite incrementos flexíveis de capacidade: Por exemplo,
– Granularidade SONET: 51 Mbps, 155 Mbps, 466 Mbps, 622 Mbps, etc;
– Granularidade SONET/WDM: 51 Mbps, 2x51 Mbps, 3x 51 Mbps, 4x 51 Mbps, etc;
• Maximiza o re-uso e minimiza o custo do ciclo de vida das instalações de fibra
existente. Por exemplo: WDM pode ser usado para prover quatro interfaces OC-12
(622 Mbps) IP/ATM/SDH num único par de fibras. Para alcançar a mesma capacidade,
sem WDM, seriam necessários quatro pares de fibra.
• Provê solução de transporte para sinais TDM de alta capacidade. Para roteadores
Gigabit emergentes com interfaces de alta velocidade (ex. OC-48 ), a existente infra-
estrutura de transporte pode se transformar num gargalo.
Figura 2.20 - Sistema óptico com tecnologia WDM típico
• WDM é uma solução de excelente custo-benefício que toma vantagem da capacidade
comercial da fibra. Uma fibra servindo como meio de transporte para um circuito OC-
12 (622 Mbps) está usando só 0,4% da capacidade da fibra para 16 comprimentos de
onda e 0,2% para 32 comprimentos de onda.
• Permite a co-existência de múltiplos tipos de interface na mesma fibra:
– IP/ATM/SDH;
– IP/PPP/HDLC/SDH;
– Alguma tecnologia futura.
Estas e outras vantagens têm levado ao dramático incremento do número de comprimentos
de onda no mesmo cabo, resultando em um espaçamento entre canais cada vez mais
39
estreito que caracteriza uma nova classe dentro da tecnologia WDM denominada “WDM
densa” (DWDM), apresentando acima de 16 canais com os respectivos comprimentos de
onda, ampliados para 32 canais no final da década dos 90 [ALFERNESS, 1999].
Maiores capacidades de transmissão alcançáveis com DWDM vêm sendo experimentadas
pela academia e pela indústria. Em [GNAUCK, 2006] é conseguida uma taxa de 12,3 Tbps
de capacidade de transmissão, com uma eficiência espectral de 3,2 bps/Hz, sobre 77 canais
WDM espaçados de 50 GHz, e só usando a banda C, sobre 240 Km de fibra.
Em [FABREGAS, 2006] tecnologia Ultra-Dense WDM, com espaçamento entre canais de
3GHz e 1 Gbps de capacidade por canal, com potencialmente 1280 portadoras por fibra
sobre 25Km de enlace é apresentada e experimentalmente demonstrada.
A multiplexação por divisão “grossa” de comprimento de onda (CWDM: Coarse WDM) é
outra classe dentro da tecnologia WDM. Foi utilizada no início dos anos 80 para aplicações
em redes Metro, como no transporte de sinais de vídeo (CATV) sobre fibra multimodo. Foi
padronizado pela ITU-T sob a norma ITU-T G.694.2 no ano 2002. Possui um intervalo
freqüencial de 2.500 GHz (20nm), o qual permite um máximo de 18 comprimentos de
onda, definidos no intervalo de 1270 a 1610 nm. Os CWDM atualmente tem seu limite em
2,5 Gbps, tendo um alcance típico de cerca de 80 Km. Suas aplicações estão nos serviços
de curto alcance como: SDH, CATV, ATM, FTTH–PON, 10GibagitEth, entre outros.
2.5.2 Evolução da Tecnologia de Transporte sobre WDM
De maneira similar às redes de transporte sobre cobre, uma das primeiras topologias de
Transporte sobre WDM foi a configuração ponto-a-ponto. Esta topologia é caracterizada
por velocidades de canal ultra-altas, confiabilidade e proteção. O uso de amplificadores
ópticos permite a transmissão de sinais ópticos em enlaces com milhares de quilômetros
sem qualquer conversão eletro-óptica.
Posteriormente, topologias de redes ópticas em anel baseadas em tecnologia WDM
passaram a fazer parte do cenário das redes de transporte. Configurações em anel podem
ser desenvolvidas com um ou mais nós OADMs (multiplexadores add/drop ópticos), que
fazem a seleção dos comprimentos de onda a serem inseridos ou retirados do anel. A
Figura 2.21 ilustra a chamada “primeira geração” das redes de transporte sobre WDM
[SATO, 2002].
40
Rede em Anel
WDM
OADM
MUX/
DEMUX
AMPLIFICADORES
CANAIS
ÓPTICOS
MUX/
DEMUX
Transmissão WDM Ponto-a-Ponto
1999
2001
Figura 2.21 - Primeira geração das redes de transporte fotônicas.
Na geração seguinte, Figura 2.22, foram introduzidos os OXCs ou chaves ópticas,
fundamentais na arquitetura de uma rede totalmente óptica. O OXC pode comutar um sinal
óptico, desde N portas de entrada para N portas de saída, sem fazer qualquer tipo de
conversão eletro-óptica.
Um outro sistema orientado a IP, o roteador fotônico é também uma grande opção para a
nova geração de redes ópticas. Dois tipos são possíveis: o roteador fotônico MPLS
[SATO2, 2002], que usa o comprimento de onda como rótulo para bit-streams de camada
física; e o roteador fotônico que usa comprimentos de onda para rotular cada rajada (burst)
ou cada pacote de informação.
Assim, três tecnologias de comutação óptica têm sido propostas para o transporte de
tráfego IP sobre WDM: Comutação de Circuitos Ópticos (Optical Circuit Switching –
OCS), Comutação de rajadas Ópticas (Optical Burst Switching – OBS) e Comutação de
Pacotes Ópticos (Optical Packet Switching – OPS).
A Comutação de Circuitos Ópticos (OCS) é uma tecnologia já madura que usa lightpaths
como circuitos ópticos estabelecendo um caminho roteado em comprimento de onda. Este
caminho permite a transmissão e comutação de capacidades fixas, não fazendo uso de
multiplexação estatística e tirando assim pouco proveito das enormes capacidades
(2,5Gbps, 10Gbps ou 40Gbps) que oferece a largura de banda dos sistemas ópticos (pouca
41
granularidade). Se o aprovisionamento de rotas requer intervenção manual do
administrador da rede, a rede é dita “estática”.
OXC
Rede Malha
Baseada em OXC
Plano de Controle Centralizado
OXC
Plano de Controle Distribuido
2001
2003
ASON/GMPLS
Router MPLS
Fotônico
Rede MPLS Fotônica
Com Controle Distribuido
λ
3
λ
1
λ
1
λ
2
λ
2
λ
3
Optical Burst
Switching (OBS)
Comutação de Rajadas Ópticas
2003
Multiplexação
Estatística
Estado da Arte
Optical Packet
Switching (OBS)
Comutação de Pacotes Ópticos
Figura 2.22 - Segunda geração das redes de transporte fotônicas.
Um avanço significativo é a automatização do processo de estabelecimento de rota.
Processos de sinalização precisam ser introduzidos no domínio óptico para viabilizar estas
redes ditas “dinâmicas”, e conhecidas também como ASON ou ASTN (Automatic
Switched Transport Nework) [NORTEL, 2001]. A introdução de um Plano de Controle é
necessária para permitir o transporte de IP diretamente sobre WDM. Este trabalho de Tese
tem como cenário uma rede do tipo OCS.
Na comutação óptica de pacotes [XU, 2001], a informação contida em cabeçalhos
específicos (rótulos) pode ser usada para que se decida como o pacote será comutado em
cada nó da rede. O comprimento do payload define a quantidade de dados que está sendo
42
transmitida em cada pacote, o que resulta numa granularidade mais fina. Assim, a
tecnologia WDM está evoluindo para tecnologias como OBS e OPS, as quais suportam
diretamente IP sobre WDM. Ambas tecnologias de comutação têm sido testadas como
protótipos e estão em processo de otimização contínua, sendo ainda bastante custosa a sua
implementação. Em compensação, estas redes utilizam eficientemente os recursos de
largura de banda quando comparado com o OCS, pelo uso da multiplexação estatística.
Em redes OPS [RENAUD, 1997], a entidade de comutação básica é o pacote. A
comutação de pacotes ópticos requer memória óptica. A memória óptica efetiva ainda não
existe, e isto representa uma séria dificuldade para o desenvolvimento desta técnica. A
carga útil é opticamente retardada usando fibras de retardo (FDL), segmentos de fibra, de
comprimento proporcional, para emular os processos de memória [JUNYENT, 2006].
Posteriormente, a informação é comutada desde a porta de entrada para a porta de saída do
nó. No momento, redes OPS suportam pacotes de tamanho fixo devido a problemas de
sincronismo. Aqui o cabeçalho e a carga útil são enviados juntos. Ao alcançar um nó, o
cabeçalho é extraido e processado eletronicamente.
Em redes OBS, a entidade de comutação básica é a rajada (burst) o qual contém um certo
número de pacotes IP com destinos comuns. Um caminho óptico existe só pela duração do
burst. O cabeçalho e a carga útil (payload) são transmitidos em separado com um intervalo
de tempo pequeno entre ambos, permitindo que a parte de controle reserve primeiro os
recursos a serem utilizados pelo burst de carga útil. Usualmente comutação óptica de
rajadas requer um mecanismo de gerência de recursos rápido para minimizar as colisões de
rajadas em um nó.
2.5.3 Evolução dos mecanismos de Encaminhamento sobre WDM
Acima da OTN, porém, os esforços estão focados principalmente nos mecanismos de
encaminhamento. Como temos visto, nos primeiros estágios, roteadores IP eram
interconectados usando serviços leased-line para produzir configurações ponto a ponto (IP
sobre SDH). Posteriormente, foram desenvolvidos roteadores IP eletrônicos para taxas da
ordem dos terabits por segundo, para interconectar estes com enlaces DWDM de grande
capacidade (IP sobre SDH sobre DWDM). Logo, foi interessante ter conexões de
roteadores usando rotas e canais virtuais sobre redes do tipo malha (IP sobre ATM), o qual
colocou as bases para a engenharia de tráfego na rede.
43
Para implementar gerência integrada de camada 2 e 3, e assim integrar IP com ATM e
outras tecnologias de camada de enlace, foi desenvolvido o MPLS, que oferece capacidade
de comutação orientada à conexão com base em protocolos de roteamento e sinalização IP.
O próximo passo na evolução do backbone IP envolve IP sobre DWDM e MPLS fotônico.
Comprimentos de onda são usados como rótulos, acomodando pacotes IP que trafegam
pela mesma rota. O roteador MPLS fotônico comuta os caminhos ópticos. Assim,
roteadores IP reconhecem roteadores MPLS fotônicos [CINCOTTI, 2006] [YAMANAKA,
2003], e integram operações de roteamento e sinalização. A Figura 2.23 mostra a evolução
dos diferentes mecanismos de encaminhamento para permitir IP diretamente sobre WDM.
IP sobre
IP sobre
ATMATM
MPLS MPLS
(IP+ATM)(IP+ATM)
IP sobre
IP sobre
rota
rota
Optica
Optica
MPLS MPLS
FotônicoFotônico
IP sobre
IP sobre
ATMATM
MPLS MPLS
(IP+ATM)(IP+ATM)
IP sobre
IP sobre
rota
rota
Optica
Optica
MPLS MPLS
FotônicoFotônico
Figura 2.23 - Evolução dos mecanismos de encaminhamento (Modificado [Sato, 2002]).
2.5.4 Arquitetura da rede IP sobre WDM
Para a transmissão e comutação de datagramas IP, de natureza assíncrona e de tamanho
variável, sobre uma rede todo-óptica baseada em comutação de circuitos ópticos (canais
ópticos ou comprimentos de onda), de capacidades fixas e de natureza síncrona, é
necessário atender certos requisitos.
As características que são desejáveis para adaptar datagramas IP a serem transmitidos
sobre redes OTN baseadas em WDM são:
• Delimitação e sincronização da informação;
• Mecanismos de Proteção;
• Eliminar o excesso de overhead;
• Capacidades de monitoração de desempenho e erro;
• Engenharia de Tráfego e QoS.
44
Desempenho através de engenharia de tráfego inclui dois aspectos: orientado ao tráfego e
orientado a recursos. Na orientação ao tráfego se objetiva minimizar o número de pacotes
perdidos, maximizar a vazão (troughput) da rede e introduzir QoS. Quando a engenharia
de tráfego está mais orientada a recursos procura-se aperfeiçoar a eficiência no uso dos
recursos da rede. Um balanço entre tais objetivos é o desejado.
A Figura 2.24 apresenta a desejável eliminação de overhead pela supressão de camadas
intermediárias e alguns benefícios que podem ser obtidos ao transmitir IP diretamente
sobre OTN.
Figura 2.24 – Arquitetura IP sobre OTN
Como temos visto, a infra-estrutura de transporte está se movimentando na direção dos
serviços da Internet e das respectivas necessidades de largura de banda. Embora WDM
tenha sido muito utilizada para incrementar a capacidade de transporte, em cenários
IP/OTN algumas funcionalidades de rede são implementadas diretamente sobre a camada
óptica através de um Plano de Controle responsável pelas funções de roteamento e
sinalização. É consenso entre fabricantes, provedores e pesquisadores que um plano de
controle, centrado em IP, é necessário para a rede óptica dar suporte de aprovisionamento
dinâmico, engenharia de tráfego e recuperação de caminho óptico. Contudo, ainda
permanece a questão de como os roteadores IP devem interagir com a OTN para alcançar
conectividade fim-a-fim.
2.5.5 Plano de Controle IP/WDM
Em redes ópticas comutadas por circuitos cada elemento da rede que pertence ao plano de
transporte pode ser controlado por um plano de controle. Os protocolos associados estão
sendo padronizados pela OIF, IETF e ITU-T [SAHA, 2003]. O plano de controle pode ser
45
configurado como centralizado, onde todo o controle está centralizado numa única
entidade administrativa; ou distribuído, onde o controle é distribuído em cada um dos nós
da rede. As Figuras 2.25 e 2.26 apresentam estas configurações.
Figura 2.25 - Plano de Controle Centralizado.
Figura 2.26 - Plano de Controle Distribuído.
2.5.5.1 Funções do Plano de Controle
As principais funções do plano de controle são:
• Descoberta do vizinho: Função pela qual um elemento de rede determina
automaticamente os detalhes de sua conectividade a todos seus vizinhos do plano
de dados. Esta informação inclui a identidade dos vizinhos, a identidade das
terminações do enlace, etc.
• Encaminhamento: O encaminhamento cobre dois aspectos:
1. Estabelecimento automático da topologia e a descoberta de recursos, que
permite aos agentes de controle ter uma visão local da conectividade do plano
de dados e a disponibilidade dos recursos na rede. Este procedimento implica
num mecanismo para inundar a informação de conectividade do enlace para
todos os agentes de controle da rede.
46
2. O cálculo do caminho, que é um procedimento pelo qual um agente de controle
determina um caminho para uma conexão usando a topología disponível e a
informação dos recursos.
• Sinalização: Indica a sintaxe e a semântica da comunicação entre agentes de
controle no estabelecimento e manutenção das conexões. Para tal, se faz uso de
protocolos de comunicação. Tais protocolos, atualmente, buscam ser abertos e
padronizados.
• Gerência de recursos locais: Encarregado da administração dos recursos
localmente disponíveis e controlado por um agente específico, que também tendem
a serem padronizadas por protocolos específicos (por exemplo, SNMP).
A OTN é incapaz do processamento individual de pacotes. A interação entre roteadores IP
e a OTN demanda uma interface de roteamento e sinalização bem definida conhecida
como Interface Usuário-Rede (UNI: User-Network Interface). Por outro lado, sub-redes
ópticas de diferentes domínios e provedores, pertencentes à OTN, interagem por meio de
uma interface de roteamento e sinalização bem definida conhecida como Interface Rede-
Rede (NNI: Netwok-Network Interface) [RAJAGOPALAN, 2000] [METZ, 2000] [OIF,
2000]. Estes aspectos de arquitetura são apresentados na Figura 2.27
Subrede
Optica
Subrede
Optica
Subrede
Optica
Rede
Optica
OXC
UNI
NNI
Rota fim-a-fim
Lightpath
Figura 2.27 - Interfaces na Arquitetura IP/OTN-WDM
A base para a infra-estrutura todo-óptica é construída sob o conceito de roteamento de
comprimento de onda (wavelength routing) [ROUSKAS, 2002]. Uma rede deste tipo
consiste de comutadores de comprimento de onda OXCs (optical cross-connects)
47
interconectados por um conjunto de enlaces de fibra formando uma topologia malha
arbitrária. Os serviços que esta rede oferece a redes clientes estão sob a forma de conexões
lógicas que são implementadas usando lightpaths.
A OTN, em síntese, provê conectividade ponto-a-ponto entre estes roteadores cliente,
geralmente IP, com lightpaths de largura de banda fixa. O conjunto de lightpaths define a
topologia da rede virtual interconectada. Esta topologia pode ser estática, que neste caso
pode ser provisionada manualmente pelo administrador, não sendo necessários protocolos
de sinalização para a interface IP-OTN.
Para a topologia mudar dinamicamente serão necessários protocolos de sinalização tanto
para a UNI quanto para a NNI. Outro serviço que a OTN oferece ao cliente é a recuperação
automática de caminho óptico nos casos de falhas de rede, tema que será abordado em
extenso no Capítulo 4 e centro deste trabalho de Tese.
2.5.6 Modelos de Implantação de Rede Óptica
Tem-se três modelos de rede: o modelo Overlay, o modelo Peer e o modelo híbrido
[RAJAGOPALAN, 2000] [METZ, 2000] [COMELLAS, 2003].
No modelo overlay os protocolos de roteamento e sinalização das redes IP são
independentes dos correspondentes protocolos da OTN. Este modelo apresenta uma
relação cliente-servidor, onde a rede IP (cliente) requisita serviços de transporte da rede
OTN (servidor). A vantagem do modelo overlay é a sua implementação relativamente
simples. Sua desvantagem é que requer a criação e gerência de adjacencias de roteamento
sobre a rede óptica. A Figura 2.28 apresenta a arquitetura deste modelo.
Figura 2.28 - Arquitetura do Modelo Overlay
48
No modelo Peer, as redes IP e óptica são tratadas como uma única rede integrada, com
gerência e engenharia de tráfego unificada. Os OXC são tratados como qualquer outro
roteador pelo plano de controle. Do ponto de vista de roteamento e sinalização, não existe
diferença entre as interfaces UNI e NNI ou qualquer outra interface roteador-roteador
[METZ, 2000].
No modelo Peer, um único protocolo de roteamento roda sobre ambos os domínios das
redes (IP e óptico), assim cada camada tem pleno conhecimento da outra. Esse plano de
controle único é possível a partir do advento do GMPLS. A colaboração de ambas camadas
nos processos de roteamento leva a otimização do desempenho da rede. A desvantagem
desse modelo é a necessidade de informação de roteamento específica para redes ópticas a
ser conhecida pelos roteadores. A Figura 2.29 apresenta a arquitetura do modelo Peer.
Figura 2.29 - Arquitetura do modelo Peer.
No modelo híbrido (interdomínio ou augmented), há instâncias de roteamento separadas
nos domínios IP e óptico, porém a informação de uma instância de roteamento é repassada
por meio da outra instância de roteamento. Por exemplo, endereços IP serão transportados
pelos protocolos de roteamento ópticos para permitir que a informação seja alcançada
pelos clientes IP. Este modelo combina o melhor dos modelos de interconexão Peer e
Overlay. É mais simples de implementar que o modelo Peer e não requer gerência de
interfaces de roteamento sobre a rede óptica, como acontece no modelo Overlay.
2.5.7 Serviços de Transporte Ópticos
Os serviços de transporte ópticos podem ser classificados como Permanent, Soft
Permanent e Comutado. É chamado de Permanent quando os serviços são estabelecidos a
partir do sistema de gerência da rede com protocolos de gerência (NMI). É dito Soft
Permanent quando os serviços são estabelecidos desde o sistema de gerência, o qual utiliza
49
protocolos de sinalização e roteamento (NNI e NMI). Por último, é dito comutado
(Switched) quando os serviços são estabelecidos pelo cliente sob demanda, através de
protocolos de sinalização e roteamento (UNI e NNI).
2.6 REDES ÓPTICAS COMUTADAS AUTOMATICAMENTE (ASON)
Os organismos de padronização em redes ópticas definiram um primeiro modelo de rede
chamado de ASON (Automatic Switched Optical Network), desenvolvido pelo grupo de
estudo 15 da ITU-T na Rec.8080, em resposta à demanda dos membros da ITU para criar
uma definição completa da operação das redes de transporte comutadas automaticamente,
principalmente no que diz respeito a seu plano de controle [JAJSZCZYK, 2005] [BLACK,
2002] [TOMSU , 2002].
Enquanto redes baseadas em tecnologia SDH oferecem só capacidade de transporte, a
ASON permitirá o estabelecimento e liberação de canais ópticos de forma automática. Para
atingir esta funcionalidade a definição de um plano de controle óptico é necessária, o qual
será o responsável por realizar as funcionalidades de sinalização e roteamento.
Diferente das propostas da IETF (MPλS, GMPLS), onde os padrões para o plano de
controle evoluem a partir de protocolos já existentes, a ITU projetou a arquitetura desde o
princípio. Assim, enquanto GMPLS está fortemente associado com as redes IP, os
membros da ITU, que vêm do mundo das operadoras, agregam em seus projetos os
conceitos de protocolos usados em redes de transporte de telecomunicações, tais como
SDH e ATM.
ASON não é um conjunto de protocolos, é uma arquitetura que define os componentes
num plano de controle e as interações entre esses componentes. Sendo uma arquitetura de
referência, ASON não é diretamente implementada [LARKIN, 2002].
Os padrões relacionados com ASON são:
• Arquitetura para ASON (G.8080, formalmente conhecida como G.ason);
• Controle de conexão e chamada (G.7713 - G.dccm), o qual também da cobertura
aos aspectos de sinalização;
• Arquitetura e requisições para roteamento na ASON (G.7715 - G.rtg);
• Técnicas de descoberta automática (G.7714 - G.disc).
50
2.6.1 Arquitectura lógica ASON
A arquitectura lógica de uma rede ASON é formada por 3 planos funcionais: o Plano de
Transporte, o Plano de Controle e o Plano de Gerência.
Plano de Transporte (Transport Plane)
Este plano é formado por uma rede de transporte óptica (OTN) que provê canais ópticos
unidirecionais ou bi-direcionais entre usuários e detecta informação do estado das
conexões (detecção de falhas, qualidade do sinal, etc).
Plano de Controle (Control Plane)
Suporta o estabelecimento/eliminação das conexões como resultado de uma requisição dos
clientes da rede (conexão comutada) ou de uma solicitação do sistema de gerência (NMS:
Network Management System), em conexões soft-permanents.
Plano de Gerência (Management Plane)
Faz as funções de gerência (gerência de falhas, configuração, contabilidade e segurança)
para os planos de transporte e de controle.
A arquitetura ASON é apresentada na Figura 2.30.
Clientes
(IP, ATM,
TDM, etc)
OCC
CCI
I-NNI
UNI
controle
Sinalização
Usuário
E-NNI
Plano de Controle ASON
Plano de Transporte (OTN)
UNI
Dados
NMI-A
NMI-T
Sistema de
Gerencia de
Rede
(NMS)
OCC
OCC
OCC
Plano de Gerencia (NMS)
CCI - Interface de Controle de Conexão UNI – Interface Usuário-Rede
OCC – Controlador de Conexão Óptica NNI – Interface Rede-Rede
NMI-A – Network Management Interface para ASON
NMI-T – Network Management Interface para Rede de Transporte
Clientes
(IP, ATM,
TDM, etc)
OCC
CCI
I-NNI
UNI
controle
Sinalização
Usuário
E-NNI
Plano de Controle ASON
Plano de Transporte (OTN)
UNI
Dados
NMI-A
NMI-T
Sistema de
Gerencia de
Rede
(NMS)
OCCOCC
OCCOCC
OCCOCC
Plano de Gerencia (NMS)
CCI - Interface de Controle de Conexão UNI – Interface Usuário-Rede
OCC – Controlador de Conexão Óptica NNI – Interface Rede-Rede
NMI-A – Network Management Interface para ASON
NMI-T – Network Management Interface para Rede de Transporte
Figura 2.30 - Arquitetura ASON
51
2.6.2 Plano de Controle ASON
O plano de controle óptico de uma ASON tem como função principal dotar de inteligência
a rede de transporte óptica [ITU-T - G.872, 2001], permitindo, através de protocolos de
roteamento e sinalização, o aprovisionamento (estabelecimento e eliminação) dinâmico e
flexível de canais ópticos, engenharia de tráfego (TE) para RWA, proteção/restauração
óptica automática, qualidade de serviço e redes privadas virtuais ópticas (OVPN)
[JUNYENT, 2004].
O plano de controle pode estar baseado em protocolos IP ou em ATM. A IETF sugeriu
basear o plano de controle em protocolos de roteamento e sinalização IP, particularmente
no plano de controle MPλS. Posteriormente foi proposto o GMPLS [MANNIE, 2004], o
qual tomou como base os protocolos Link Management Protocol (LMP) [LANG, 2005]
como protocolo de descoberta do vizinho; o Open Shortest Path First (OSPF)
[KOMPELLA, 2005], ou Intemediate System-Intermediate System (IS-IS) [KOMPELLA2,
2005] como protocolos de descoberta de recursos e topologia da rede óptica; e o Resource
Reservation Protocol-Traffic Engineering (RSVP-TE) [DRAKE, 2005] ou Constraint-
Based Routing Label Distribuition Protocol (CR-LDP) [ASHWOOD-SMITH, 2002],
como protocolos de sinalização. Também, se tem proposto basear o plano de controle em
protocolos ATM, como o Private Optical NNI (PONNI ou PNNI) [PARETA, 2002]
[SÁNCHEZ, 2003].
2.6.3 Multiprotocol Lambda Switching (MPλS)
Para viabilizar a conjugação do MPLS e da tecnologia de transporte óptica em uma única
rede são necessárias adaptações nos comutadores MPLS (chamados de LSR: Label Switch
Router) e nos comutadores ópticos (OXC). Desta forma, as redes tendem a convergir para
o modelo de duas camadas com uma adaptação conveniente do IP para inclusão de QoS,
características de engenharia de tráfego e mecanismos de proteção e restauração, através de
um plano de controle [MURTHY, 2002].
O MPλS [AWDUCHE, 2001] descreve um plano de controle ASON centrado em IP
baseado numa extensão do MPLS direcionado para redes DWDM, tornando os elementos
da rede aptos a suportar altas taxas de dados. MPλS fornece também uma estrutura
orientada à conexão para o protocolo IP, tornando mais fácil a incorporação de QoS e
engenharia de tráfego na Internet e outros serviços IP.
52
Sob a influência das técnicas desenvolvidas para o MPLS, esta proposta considera a
tecnologia OXC para administrar o aprovisionamento em tempo real dos canais ópticos e
permitir o uso de semântica uniforme para gerência de rede e operações de controle em
redes híbridas, com elementos de rede OXCs e roteadores de comutação de rótulos. MPλS
permitirá gerência da largura de banda no canal óptico e o seu aprovisionamento dinâmico,
assim como sobrevivência da rede por meio de capacidades melhoradas de proteção e
restauração.
Da mesma forma que MPLS, MPλS se baseia apenas em rótulos para definir o próximo
salto. Assim, não é necessário subir até a camada de rede para processar endereços IP. Esse
rótulo funciona como um índice na tabela de roteamento e é muito mais eficiente que as
tabelas tradicionais. O comprimento de onda, usado como rótulo, é o identificador único e
possibilita a roteadores e comutadores realizar as funções de encaminhamento.
O plano de controle MPλS tem topologia fixa e é separado do canal de dados. O plano de
controle para OXC usa protocolos IP estendidos para distribuir a informação de estado
relevante da rede de transporte óptica, incluída a informação de estado da topologia. Esta
informação de estado é usada por um sistema de roteamento baseado em restrições, para
calcular os caminhos dos canais ópticos ponto a ponto. O plano de controle de OXC usa
um protocolo de sinalização de MPLS para os canais ópticos ponto a ponto. Dessa forma,
pacotes IP podem ser diretamente transportados sobre redes DWDM.
Uma diferença básica entre MPLS e MPλS é o nível de granularidade: MPλS controla
lambdas, enquanto que MPLS controla fluxos de pacotes, que podem ser transportados em
lambdas.
Posteriormente ao MPλS, surgiu o GMPLS (Generalized MultiProtocol Label Switching)
como uma solução de convergência tecnológica, de engenharia de tráfego e QoS para a
rede de transporte.
2.6.4 Generalized Multiprotocol Label Switching (GMPLS)
O GMPLS [MANNIE, 2004] é um conjunto de protocolos estendidos de MPLS e MPλS
em um plano de controle comum, tanto para redes ópticas como eletrônicas, que é
necessário para a convergência na próxima geração de redes IP sobre DWDM. GMPLS é
um desenvolvimento da IETF e, como tal, usa um plano de controle baseado em IP. O
53
Grupo de trabalho CCAMP (Common Control and Management Plane) cuida das
atualizações e melhorias deste paradigma.
GMPLS estende MPLS e MPλS incluindo também a comutação por divisão no tempo para
dar suporte a tecnologias como SONET/SDH [PAPADIMITRIOU, 2003]; além de
aprimorar o plano de controle para tecnologias de comutação de comprimentos de onda
(lambdas), espacial (porta/fibra) e pacotes/células.
A generalização proporciona um plano de controle ASON comum e padronizado,
necessário para a evolução de redes ópticas abertas e interoperáveis. Um plano de controle
comum simplifica as operações e a gestão, o que reduz o custo das operações e
proporciona uma ampla faixa de cenários de desenvolvimento.
O principal foco de GMPLS é o plano de controle das diversas camadas de comutação, que
permite hierarquias para o transporte da informação. O plano de controle e o plano de
transporte de dados se encontram fisicamente desagregados, como mostrado na Figura
2.31.
Figura 2.31 - Plano de controle e plano de transporte de dados.
Para incluir os diferentes tipos de comutação (TDM, lambda e porta/fibra), foram
estendidas certas funções providas por MPLS para incorporar um novo conjunto de
interfaces nos LSR. Estas interfaces se classificam em:
54
• Interfaces PSC (packet switch capable), que reconhecem os limites de pacotes e
enviam dados com base na informação do cabeçalho do pacote. Por exemplo,
interfaces de roteadores que encaminham dados baseados no cabeçalho do pacote
IP ou cabeçalho shim MPLS;
• Interfaces L2SC (layer-2 switch capable), que reconhecem os limites de
quadros/células e podem enviar dados em função do conteúdo do seu cabeçalho.
Como as interfaces Ethernet que usam o cabeçalho MAC ou interfaces ATM
baseados na informação dos VPI/VCI;
• Interfaces TDM (time-division multiplexer capable), que encaminham os dados em
slots de tempo, como as interfaces cross-connect (XC) SDH/SONET, os
multiplexadores add/drop (ADM), as interfaces TDM G.709, as interfaces PDH
etc;
• Interfaces LSC (lambda switch capable), que encaminham dados em comprimentos
de onda, como as interfaces photonic cross-connect (PXC) ou optical cross-connect
(OXC);
• Interfaces FSC (fiber-switch capable), que encaminham dados com base na posição
em que são recebidos no espaço físico (porta), como as interfaces PXC/OXC
operando ao nível de uma ou múltiplas fibras.
Os domínios das interfaces usadas em GMPLS são apresentados na Figura 2.32.
Figura 2.32 - Domínios das interfaces em GMPLS (Modificado [BANERJEE1, 2001]).
55
Em GMPLS, um circuito só pode ser estabelecido entre interfaces do mesmo tipo.
Genericamente, todos os distintos tipos de circuitos que podem ser estabelecidos entre duas
interfaces do mesmo tipo são denominados LSP. Um LSP pode se aninhar dentro de outro
criando uma hierarquia de LSPs, como apresentado na Figura 2.33. No alto da hierarquia
encontram-se as interfaces FSC, seguidas das interfaces LSC, as interfaces TDM, as
interfaces L2SC e, por último, as interfaces PSC.
Fibra
λ
32
λ
1
OC-192
OC-48
10 Mbps
100 Mbps
Pacotes
TimeSlots
Wavelengths
Fibras
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
Figura 2.33 - Hierarquia de LSPs
Os LSPs que entram e saem do domínio do transporte óptico nos mesmos LSR podem ser
agregados e encapsulados em um único LSP. Esta agregação permite conservar o número
de lambdas utilizados no domínio MPLS. A hierarquia de LSPs também ajuda a tratar a
natureza discreta da largura de banda óptica, o qual permite aproveitar melhor a capacidade
do canal óptico.
Um LSR e um OXC exibem várias relações isomórficas, as quais permitem reutilizar
algoritmos do modelo do plano de controle MPLS-TE. A distribuição da informação de
estado da topologia, o estabelecimento dos caminhos óptico, as funções de engenharia de
tráfego, as capacidades de proteção e restauração seriam facilitadas pelo plano de controle
de engenharia de tráfego do MPLS generalizado.
Assim, um OXC com um plano de controle MPLS-TE se parece com um LSR. A fibra
física entre um par de OXCs representaria um único enlace na topologia da rede. Os
comprimentos de onda ou canais individuais seriam análogos aos rótulos. Protocolos de
roteamento, como IS-IS ou OSPF, com extensões de engenharia de tráfego adicionais
específicas de redes ópticas, podem ser usados para distribuir a informação sobre a
56
topologia óptica, assim como a informação sobre a largura de banda disponível e os canais
disponíveis por fibra. Um protocolo de sinalização de MPLS, tal como RSVP estendido,
pode ser usado para a gestão dos caminhos de canal óptico [BANERJEE2, 2001].
Existem algumas diferenças e limitações, como a fusão de rótulos no domínio óptico. Um
OXC não pode ainda unir vários comprimentos de onda em um único comprimento de
onda. Outra diferença é que um OXC não pode realizar o equivalente das operações de
trocar rótulos no domínio óptico.
Um exemplo de implementação de uma arquitetura ASON com plano de Controle GMPLS
é a rede CARISMA implementada pelo Grupo CCABA e o Grupo de Comunicações
Ópticas (GCO) da Universitat Politecnica de Catalunya [CARISMA, 2006], e apresentada
na Figura 2.34. A arquitetura desta rede está baseada num anel dual de fibras ópticas (fibra
de serviço e fibra de proteção) com 12 comprimentos de onda disponíveis no anel e três
nós ópticos com capacidade OADM de 4 canais WDM add-drop. Cada canal WDM tem
capacidade de até 2,5 Gbps e três destes canais podem alcançar até 10 Gbps.
TRANSPORT PLANE
Optical
Node
CONTROL PLANE
Gigabit
Links
DWDM Link
Electric and
optical links
Campus Terrassa
INTERNET
GigabitEth.
Switch/Router
CCABA (BCN)
10.10.10.1/24
DCN
MANAGEMENT PLANE
10.10.10.3/24
10.10.10.2/24
NNI
NNINNI
CCI
CCI
CCI
147.83.130.66/24
NMI
NMINMI
NMS
CCI
CCI
CCI
TRANSPORT PLANE
Optical
Node
CONTROL PLANE
Gigabit
Links
DWDM Link
Electric and
optical links
Campus Terrassa
INTERNET
GigabitEth.
Switch/Router
CCABA (BCN)
10.10.10.1/24
DCN
MANAGEMENT PLANE
10.10.10.3/24
10.10.10.2/24
NNI
NNINNI
CCI
CCI
CCI
147.83.130.66/24
NMI
NMINMI
NMSNMS
CCI
CCI
CCI
Figura 2.34 – Arquitetura da Rede CARISMA [CARISMA, 2006]
57
2.7 COMENTÁRIOS E CONCLUSÕES
Neste Capítulo foi apresentada uma visão geral das redes de transporte de
telecomunicações com uma descrição básica dos sistemas de comunicações ópticas, sua
evolução histórica, tanto nos aspectos de arquitetura como de tecnologias, para concluir
com o estado da arte da arquitetura.
Dentro deste contexto se apresentaram as arquiteturas multicamada, baseadas em múltiplas
tecnologias
de rede em pilha que se têm mostrado ineficientes e que as operadoras ainda
mantêm
por tentar preservar o investimento feito em equipamentos e tecnologia.
Neste cenário são analisados parâmetros de rendimento. Esta análise revela que, desde uma
perspectiva de overhead, a arquitetura IP/ATM/SDH (~22% de overhead), apresenta um
mapeamento extremamente ineficiente, além da necessidade de gerenciar duas redes com
tecnologia dissimilar (IP e ATM). No entanto, ATM permite engenharia de tráfego e QoS,
características que muitas operadoras de redes ainda consideram suficiente para compensar
o alto overhead inserido.
Embora a arquitetura IP/SDH apresente menos overhead (~6%), e tenha melhor
escalabilidade (10 Gbps) que IP/ATM (622 Mbps), SDH precisa de encapsulamento
adicional para a delimitação de pacotes (PPP/HDLC), além de não prover muita
flexibilidade em termos de capacidade de expansão. Esta é uma das motivações para a
migração das redes backbone IP para transporte baseado em tecnologia WDM. Para
eliminar a camada SDH, a sua capacidade de transporte com suas características de
proteção e multiplexação, deverão ser feitas na camada óptica.
A disponibilização da tecnologia MPLS, com sua capacidade de gerenciamento de tráfego
e de comutação orientada à conexão com base em protocolos de roteamento e sinalização
IP poderá ser empregada na substituição da camada ATM e permitirá que redes IP sem
conexão se orientem a conexão através dos LSPs e da adição de um rótulo no cabeçalho do
pacote. Assim, alguma camada de adaptação é ainda necessária entre as camadas IP/MPLS
e OTN para negociar questões como framing, controle de fluxo, correção de erro, etc., e
assim eliminar por completo a camada SDH. Neste contexto, o protocolo GFP se apresenta
como uma proposta viável.
58
Nesse sentido, a OTN permitirá acomodar diferentes clientes (IP, ATM, etc) em redes
WDM, através de um Plano de Controle ASON, na rede óptica para facilitar os processos
de internetworking entre o cliente e a rede de transporte. Uma ASON com plano de
controle GMPLS é uma das soluções que permitirão um tráfego fluido de IP sobre WDM,
e que incorporará capacidades de networking (roteamento e sinalização), gerenciando-as de
maneira unificada.
Aspectos relativos ao roteamento e à sobrevivência ante falhas, de alta importância para a
consolidação da proposta IP/WDM com ASON/GMPLS sobre OTN, também vêm sendo
propostos
e discutidos nos fóruns de padronização e na academia e serão desenvolvidos em
detalhe
nos próximos capítulos.
59
Capítulo 3
“Onde está o caminho para a morada da luz?...”
Jó 38:19a
3 ALOCAÇÃO DE ROTA E COMPRIMENTO DE ONDA (RWA)
3.1 INTRODUÇÃO
A rede WDM pode ser descrita como um modelo em duas camadas: a camada OTN,
constituída pelos elementos de rede ópticos (topologia física) e pelo conjunto de
“lightpaths” (topologia virtual); e a camada Cliente, formada por qualquer tecnologia que
possa utilizar-se da rede WDM como tecnologia de transporte (Figura 3.1). A camada
OTN fornece transparência ao cliente no serviço de comutação de circuito.
Camada OTN
Camada Cliente
IP
ATM
SONET
IP
ATM IP
Figura 3.1 - Modelo de camadas da rede de transporte
Uma das funções principais da camada OTN é providenciar requisições de lightpaths das
aplicações da camada superior, definindo as rotas e reservando os comprimentos de onda
para tais solicitações, bem como configurar apropriadamente os estados de todos os
dispositivos ópticos envolvidos. Assim, a alocação de rota e comprimento de onda
(Routing and Wavelength Assignment - RWA) é um problema extremamente relevante a
considerar em redes roteadas por comprimento de onda (wavelength-routed network)
60
especialmente quando não existe conversão de comprimento de onda na rede [GONG,
2003].
3.1.1 Redes roteadas por comprimento de onda
A arquitetura de redes roteadas por comprimento de onda consiste de dois tipos de nós:
optical cross-connects (OXCs), o qual interconecta as fibras na rede, e os nós edge, os
quais provêm a interface entre sistemas não-ópticos (routers IP, switches ATM, etc) e o
núcleo da rede (Figura 3.2), como também foi apresentado no Capítulo anterior.
Figura 3.2 - Arquitetura de redes roteadas por comprimento de onda
Os serviços que as redes roteadas por comprimento de onda oferecem a sistemas finais
conectados aos nós edge estão na forma de conexões lógicas implementadas usando
lightpaths [ROUSKAS, 2001]. Nestas redes o conceito de caminho óptico descreve uma
rota óptica estabelecida entre dois nós, criado pela alocação de um comprimento de onda
por toda a rota [CHOI, 2000]. Para todo este trabalho consideraremos que:
CAMINHO ÓPTICO (lightpath) = ROTA + COMPRIMENTO DE ONDA
O caminho óptico provê um circuito comutado (circuit-switched) entre dois nós da
topologia de rede. Porém, em redes WDM, o número de comprimentos de onda disponível
nos enlaces de fibra limita o número de conexões fim-a-fim. Cada comprimento de onda é
alocado a um canal sem consideração da largura de banda requerida. A granularidade de
largura de banda é restrita à utilização de largura de banda de um comprimento de onda.
61
Assim, o comprimento de onda ocupado desde a fonte até o destino depende da
disponibilidade dos comprimentos de onda nos enlaces intermediários. Nas redes sem
conversão de comprimento de onda, o caminho óptico deve usar o mesmo comprimento de
onda desde a origem até o destino. Isto é chamado de restrição de continuidade de
comprimento de onda (wavelength-continuity constraint) [MUKHERJEE, 1997]
[THIAGARAJAN, 1999] [RAMASWAMI,1997]. Para as conexões cujas rotas
compartilham um enlace comum são alocados diferentes comprimentos de onda
[RAMASWAMI, 1995].
Então, redes WDM impõem restrições adicionais na alocação do comprimento de onda. Se
um nó é equipado com conversores de comprimento de onda, então a restrição de
continuidade de comprimento de onda desaparece, e o problema de roteamento só se limita
ao número de canais disponíveis em cada enlace. Porém, se um caminho óptico opera no
mesmo comprimento de onda através de todos os enlaces de fibra que percorre, um
algoritmo de RWA é indicado para satisfazer as restrições de continuidade de comprimento
de onda. Estas restrições levam a uma ineficiente utilização dos canais e resultam numa
alta probabilidade de bloqueio (taxa entre o número de conexões bloqueadas pelo número
total de conexões solicitadas).
3.2 FUNDAMENTOS SOBRE ALGORITMOS DE RWA
O objetivo do algoritmo de RWA é a seleção de uma rota e de um comprimento de onda de
maneira a satisfazer uma dada requisição de conexão, visando maximizar o vazão e
otimizando a alocação de rotas e comprimentos de onda para um dado padrão de tráfego,
mantendo um bom desempenho para a rede como um todo.
De uma forma geral, os algoritmos de RWA baseiam-se em três princípios de
funcionamento distintos (MURTHY, 2002):
1 - Escolher, inicialmente, a melhor rota e logo selecionar o comprimento de onda mais
adequado disponível, considerando-se a rota estabelecida. Se não houver nenhum
comprimento de onda disponível para a rota em questão, repete-se o procedimento anterior
para a “segunda melhor” rota, e assim por diante, até especificar um par
“rota/comprimento de onda” de modo a atender à requisição do cliente. Se não for
possível, nega-se o atendimento da mesma por indisponibilidade de recursos.
62
2 – Selecionar em primeiro lugar o comprimento de onda mais adequado, para só então
escolher a melhor rota disponível para alocação com tal comprimento de onda. Seguindo o
mesmo raciocínio do algoritmo anterior, tenta-se primeiro efetuar a alocação com a melhor
rota e, caso isso não seja possível, continua-se a tentar, sucessivamente, com as outras
rotas. Caso não se tenha rota disponível para atender a requisição com o comprimento de
onda determinado, repetem-se os mesmos passos anteriores para o segundo comprimento
de onda mais adequado, e assim por diante. Se, após estas tentativas de atendimento da
requisição com os diversos comprimentos de onda, não for possível estabelecer um par
“comprimento de onda/rota” válido, a requisição deve ser negada por indisponibilidade de
recursos.
3 – Considerar, simultaneamente, de acordo com alguma ponderação específica, as
determinações da rota quanto do comprimento de onda a ser alocado de modo a se atender
a requisição, não realizando, assim, a determinação inicial de qualquer um deles. Apesar de
esta última abordagem tender a uma alocação mais racional dos recursos da rede, uma vez
que leva ambos em consideração (com as devidas ponderações) simultaneamente, tem-se
que ela, geralmente, acarreta uma maior sobrecarga de processamento e,
conseqüentemente, maior demora no atendimento das requisições.
Algoritmos de RWA baseados em controle centralizado não são muito adequados para
redes mais amplas. Para esse tipo de redes, o controle distribuído mostra-se como uma
alternativa viável capaz de superar as deficiências apresentadas pelos algoritmos
centralizados [MURTHY, 2002]. Existem vários protocolos de controle distribuído para a
realização do roteamento de comprimento de onda. De uma maneira geral, tem-se que os
pedidos de conexão que, necessariamente, devem fazer uso de caminhos (rotas) mais
longos, com maior número de saltos para serem atendidos, estão sujeitos a uma
probabilidade de bloqueio (não atendimento por indisponibilidade de recursos) maior do
que aqueles que utilizam caminhos mais curtos (menor número de saltos). Assim, a justiça
no atendimento às diversas requisições de conexão, com diferentes comprimentos de rota
(número de saltos), é um problema de relativa importância nas redes WDM, devendo ser
levado em consideração na elaboração de um algoritmo eficiente de RWA.
Um outro parâmetro que pode ser utilizado como base de comparação entre diferentes
algoritmos de RWA é a eficiência com que estes atendem a um mesmo conjunto de
63
requisições de conexão, o qual, por sua vez, pode ser representado por uma matriz de
demanda de requisições (matriz de tráfego).
Dentro os muitos algoritmos existentes, um algoritmo que estabeleceu as bases para
algoritmos de roteamento mais sofisticados foi o algoritmo de Dijkstra.
3.2.1 O Algoritmo de Dijkstra
O Algoritmo de Dijkstra (1959) é um algoritmo que calcula o caminho de custo mínimo
entre nós (vértices) de um grafo. Escolhido um nó como raiz da busca, este algoritmo
calcula o custo mínimo deste nó para todos os demais nós do grafo. Ele é bastante simples
e com um bom nível de desempenho [DIJKSTRA, 1959] [UFSC, 2005] [DROZDEK,
2002] [GOLDBARG, 2000].
Este algoritmo parte de uma estimativa inicial para o custo mínimo e vai sucessivamente
ajustando esta estimativa. Ele considera que um nó estará fechado quando um caminho de
custo mínimo já tiver sido obtido desde o nó tomado como raiz da busca até ele. Caso
contrário o nó estará aberto.
3.2.1.1 Estrutura do Algoritmo de Dijkstra
Uma versão do algoritmo de Dijkstra é dada na Tabela 3.1:
Tabela 3.1 - Algoritmo de Dijkstra
DijkstraAlgorithm (digraph
ponderado simples
, first
vértice
)
for
todos os vértices
v
currDist
(v) = ∞;
currDist
(first) = 0;
toBeChecked =
todos os vértices
;
while toBeChecked
não esta vazio
;
v =
um vertice em
toBeChecked
com
currDist(v)
mínimo
;
remove
v
de
toBeChecked;
for
todos os vértices
u
adjacentes a
v
e em
toBeChecked
if
currDist(u)
>
currDist(v)
+
peso (aresta(vu))
currDist(u)
=
currDist(v)
+
peso (aresta(vu))
;
predecesor (u) = v
;
Uma maneira mais simples de apresentar o algoritmo de Dijkstra é apresentado a seguir:
64
Seja G(V,A) um grafo orientado, onde V são os vértices de G, e A seus arcos. Seja s um
vértice de G:
a).Atribua valor zero à estimativa do custo mínimo do vértice s (a raiz da busca) e infinito
às demais estimativas;
b).Atribua um valor qualquer aos precedentes (o precedente de um vértice t é o vértice que
precede t no caminho de custo mínimo de s para t);
c).Enquanto houver vértice aberto:
• Seja k um vértice ainda aberto cuja estimativa seja a menor dentre todos os vértices
abertos;
• Feche o vértice k;
• Para todo vértice j ainda aberto que seja sucessor de k faça:
• Some a estimativa do vértice k com o custo do arco que une k a j;
• Caso esta soma seja melhor que a estimativa anterior para o vértice j, substitua-
a e anote k como precedente de j.
A seqüência da Figura 3.3 ilustra o Algoritmo de Dijkstra [UFSC, 2005]:
a) Inicialmente todos os nodos tem um custo infinito, exceto s (raiz da busca) que tem
valor 0:
b) Selecione s (vértice aberto de estimativa mínima), feche s e recalcule as estimativas de
u e x
c) Selecione x (vértice aberto de estimativa mínima), feche x, e recalcule as estimativas
de u,v e y.
Nós
s u v x y
Estimativas
0 ∞ ∞ ∞ ∞
Precedentes
- - - - -
Nós
s u V x y
Estimativas
0 10 ∞ 5 ∞
Precedentes
s s - s -
Nós
s u v x y
Estimativas
0 8 14 5 7
Precedentes
s x x s x
65
d) Selecione y (vértice aberto de estimativa mínima), feche y, e recalcule a estimativa de v
e) Selecione u (vértice aberto de estimativa mínima), feche u, el recalcule a estimativa de
v
f) Selecione v (vértice aberto de estimativa mínima), e feche v
Figura 3.3 - Funcionamento do Algoritmo de Dijkstra
Quando todos os vértices tiverem sido fechados, os valores obtidos serão os custos
mínimos dos caminhos que partem do vértice tomado como raiz da busca até os demais
vértices do grafo. O caminho propriamente dito é obtido a partir dos vértices chamados
acima de precedentes. Para exemplificar, considere o caminho de custo mínimo que vai de
s até v, cujo custo mínimo é 9. O vértice precedente de v na última das tabelas acima é u.
Sendo assim, o caminho é:
s
→
...
→
u
→
v
Por sua vez, o precedente de u é x. Portanto, o caminho é:
s → ... → x → u → v
Por último, o precedente de x é o próprio vértice s. Logo, o caminho de custo mínimo é:
s → x → u → v
Nós
s u v x y
Estimativas
0 8 13 5 7
Precedentes
s x y s x
Nós
s u v x y
Estimativas
0 8 9 5 7
Precedentes
s x u s x
Nós
s u v x y
Estimativas
0 8 9 5 7
Precedentes
s x u s x
66
Como apresentado, o algoritmo de Dijkstra computa apenas um único caminho de custo
mínimo entre um dado par de vértices. Para se obter todos os caminhos de custo mínimo
entre dois vértices é necessário modificar a forma de anotação dos precedentes. A
modificação no passo 3 indicada a seguir é suficiente para permitir o cálculo de todos os
caminhos por um processo similar ao descrito acima
Para todo vértice j ainda aberto que seja sucessor de k faça:
• a soma da estimativa do vértice k com o custo do arco que une k a j;
• caso esta soma seja melhor que a estimativa anterior para o vértice j, substitua-a e
anote k como precedente único de j;
• caso esta soma seja igual à estimativa anterior para o vértice j, adicione k ao
conjunto dos precedentes de j;
Supondo que o peso do arco (y,v) no grafo acima fosse 2, haveriam dois caminhos de custo
mínimo do vértice s para v. Esta duplicidade resulta em dois precedentes para o vértice v:
Nós s u v x y
Estimativas
0 8 9 5 7
Precedentes
s x u,y s x
Sendo assim, os dois caminhos são dados por:
(s → ... → u → v) e (s → ... → y → v)
Seguindo as precedências para u e y nestes dois casos são obtidos os dois caminhos:
(s → x → u → v) e (s → x → y → v)
3.3 CLASSIFICAÇÃO DOS ALGORITMOS DE RWA
As redes WDM roteadas por comprimento de onda são, por natureza, redes comutadas a
circuitos. Nessas redes, uma requisição ou pedido de conexão cria a necessidade de que um
canal de comunicação (conexão) seja estabelecido desde um nó, chamado de nó origem,
até um outro nó, chamado de nó destino. Tal conexão, então, é utilizada para a transmissão
de dados da origem para o destino e vice-versa, sendo liberada quando não é mais
necessária.
67
Em uma rede WDM sem conversão de comprimento de onda, uma conexão é estabelecida
por meio de um caminho óptico, identificado por um caminho físico (rota) e um
comprimento de onda. A imposição de continuidade no comprimento de onda determina
que deve ser alocado o mesmo comprimento de onda ao longo de todos os links da rota
origem-destino.
Tal imposição degrada o desempenho da rede como um todo, na medida em que aumenta a
probabilidade da ocorrência de bloqueio de pedidos de conexão. A probabilidade de
bloqueio de conexão é definida, como foi visto, como a porcentagem de conexões
rejeitadas por número de requisições de conexão [MURTHY, 2002]. Assim, uma conexão
pode utilizar uma rota apenas se a mesma for contínua no comprimento de onda. Em um
ambiente de tráfego dinâmico, no qual conexões são solicitadas e encerradas
dinamicamente de maneira aleatória, pode ser que, porventura, ocorra que se tenha uma
rota disponível para atender a uma determinada requisição, porém a mesma acabe sendo
bloqueada por não possuir um comprimento de onda que esteja disponível em todos os
links ao longo do caminho.
Sempre que surge uma nova requisição de conexão é utilizado um algoritmo de RWA para
determinar um caminho óptico que atenda à mesma. Nesse momento, um bom algoritmo se
faz necessário para aumentar o desempenho da rede em termos da diminuição da
probabilidade de bloqueio de conexões.
De acordo com o exposto acima, os algoritmos de RWA possuem, basicamente, duas
partes independentes: um módulo de seleção de rotas e um módulo de seleção de
comprimentos de onda. A escolha da rota é baseada em algum critério de custo como a
quantidade de saltos, por exemplo. A determinação do comprimento de onda é feita tendo
por base algum critério, por exemplo, o fator de uso (porcentagem de uso) dos diferentes
comprimentos de onda na rede como um todo.
Dado que existem vários algoritmos distintos tanto para a escolha das rotas quanto para a
seleção do comprimento de onda, existem também, conseqüentemente, enorme variedade
de propostas para a realização de ambos, ou seja, algoritmos de RWA. Tais algoritmos
procuram determinar o melhor par “rota/comprimento de onda” de modo a atender
adequadamente uma requisição de conexão, diferenciando-se, basicamente, em suas
políticas para escolha de cada um desses elementos individualmente. Assim, tem-se que os
68
algoritmos de roteamento de comprimento de onda (WR) podem ser classificados com
base em seus métodos de:
• Algoritmos de seleção de rotas, e
• Algoritmos de alocação comprimentos de onda.
Tais métodos podem ser realizados um após o outro, em qualquer ordem ou, ainda, pode-se
calcular ambos (rota e comprimento de onda) conjuntamente. Em qualquer caso, a ordem
de seleção determinada acarreta diferenças quanto aos seus desempenhos.
3.4 ALGORITMOS DE SELEÇÃO DE ROTA
De um modo geral, os algoritmos de seleção de rota podem ser classificados em três
categorias [MURTHY, 2002]:
• Roteamento Fixo (fixed routing – FR),
• Roteamento Alternativo (alternate routing – AR), e
• Roteamento à Exaustão (exhaust routing – ER).
• Roteamento Adaptativo (adaptive routing)
Tal classificação é baseada na restrição (caso exista) sobre a escolha das rotas dentro do
universo de todas as possíveis.
No método de rotas fixas, apenas uma rota é fornecida para cada par de nós e a rota mais
curta é a escolhida. Quando uma solicitação de conexão chega a um par de nós, este
procura em sua rota pré-definida qual o comprimento de onda está disponível.
No método de roteamento alternativo, duas ou mais rotas são fornecidas para cada par de
nós. Ao haver uma solicitação de conexão a um par de nós, é feita uma verificação da
disponibilidade de cada uma dessas rotas, em uma ordem pré-definida.
No método de roteamento por exaustão, todas as rotas possíveis são verificadas para o par
de nós. O estado da rede é representado por meio de grafos e o algoritmo do caminho-
mais-curto é utilizado para encontrar a melhor rota. O método por exaustão apresenta
69
melhor desempenho que os outros dois, mas apresenta uma complexidade bem maior.
Abaixo são apresentados mais detalhes destes algoritmos de seleção de rota:
3.4.1 Roteamento Fixo (FR)
Nos algoritmos do tipo roteamento fixo (FR), para cada par de nós p, apenas uma rota
candidata R
p
é fornecida. Tem-se que as rotas candidatas para cada um dos pares de nós da
rede são fixas e previamente determinadas (isto é, são calculadas off-line), não podendo,
portanto, ser alteradas de acordo com mudanças nas condições de tráfego da rede.
3.4.2 Roteamento Alternativo (AR)
Nos algoritmos do tipo roteamento alternativo (AR), para cada par de nós p, é fornecido
um conjunto de K rotas candidatas, as quais são denotadas por R
0
p
, R
1
p
, ... , R
K-1
p
e
correspondem a um subconjunto de todas as possíveis rotas para o par de nós em questão.
Estas rotas são, também, calculadas a priori (off-line). Quando uma solicitação de conexão
é feita para um par p, uma das rotas candidatas em R
p
será selecionada, a menos que a
requisição seja negada.
3.4.3 Roteamento à Exaustão (ER)
Ao contrário dos anteriores, nos algoritmos do tipo roteamento à exaustão (ER) não há
restrição sobre a rota a ser selecionada. Para um dado par de nós p, é escolhida uma rota
dentre todas as possíveis.
3.4.4 Roteamento Adaptativo (adaptive routing)
Nos algoritmos do tipo roteamento adaptativo, lighpaths são estabelecidos adaptativamente
baseados no estado presente da rede. Este algoritmo é mais tolerante a falhas e apresenta
uma baixa probabilidade de bloqueio.
3.5 ALGORITMOS DE ALOCAÇÃO DE COMPRIMENTO DE ONDA
Dependendo da ordem em que os diferentes comprimentos de onda são testados, os
algoritmos de seleção de comprimento de onda podem ser genericamente separados em
quatro tipos:
• Mais Utilizado (most used – MU),
70
• Menos Utilizado (least used – LU),
• Ordem Fixa (fixed order – FX), e
• Ordem Aleatória (ramdom order – RN).
De acordo com o tipo de algoritmo, tem-se que a ordem de busca dos comprimentos de
onda pode, ou não, depender do fator de uso dos mesmos na rede.
Pelo método “mais utilizado”, o comprimento de onda livre é definido fazendo uma busca
do mais utilizado para o menos utilizado. De forma contrária, o método “menos utilizado”
busca encontrar o comprimento de onda livre começando a busca pelo menos utilizado,
aumentando assim a chance de rapidamente encerrar a busca. No método de ordem fixa, os
comprimentos de onda podem receber índices e a busca obedecer a ordem deste índice. No
método de ordem randômica, é feita uma busca em todos os comprimentos de onda livres
de forma aleatória.
Os dois primeiros métodos são preferidos quando se trata de uma rede de controle
centralizado. Os dois outros métodos são utilizados em redes com controle distribuído. O
método que apresenta melhor desempenho é o “mais utilizado” [MURTHY, 2002].
3.5.1 Mais Utilizado (MU)
O algoritmo MU prioriza a alocação do comprimento de onda mais utilizado, ou seja,
aquele que está sendo usado no maior número de links na rede. Desta forma, os
comprimentos de onda são testados na ordem decrescente de sua utilização. Desse modo, o
algoritmo MU procura alocar os lightpaths, sempre que possível, com o mesmo
comprimento de onda, deixando, assim, um bom número de rotas contínuas no
comprimento de onda (devido aos comprimentos de onda não alocados) disponíveis para
os próximos pedidos de conexão. Para funcionar corretamente, tal algoritmo necessita
conhecer informações reais ou estimadas a respeito do estado global da rede, de modo a
determinar o fator de uso de cada um dos diferentes comprimentos de onda. Com isso,
tem-se que o algoritmo MU mostra-se mais apropriado para implementações centralizadas,
sendo mais facilmente adaptável que para implementações distribuídas.
71
3.5.2 Menos Utilizado (LU)
De maneira oposta, o algoritmo LU dá preferência para que seja alocado o comprimento de
onda menos utilizado, ou seja, aquele que é usado no menor número de links na rede.
Desse modo, tem-se que os comprimentos de onda são testados em ordem crescente de
utilização. Com isso, tal algoritmo procura balancear o fator de uso dos diferentes
comprimentos de onda, distribuindo uniformemente a carga entre os mesmos.
A idéia intuitiva por trás deste algoritmo é que, por meio da tentativa de alocação da
conexão com o comprimento de onda menos utilizado, poder-se-á encontrar uma rota mais
curta (com menor número de saltos) do que se fosse empregado o comprimento de onda
mais utilizado, deixando, assim, um maior número de links disponíveis para uso pelas
requisições de conexão futuras. Assim, como o algoritmo anterior (MU), o LU também
precisa que sejam conhecidas informações reais ou estimadas acerca do estado global da
rede, de modo a comparar os fatores de uso dos diferentes comprimentos de onda. Tal
algoritmo é, igualmente, mais adequado para implementações centralizadas do que para
implementações distribuídas.
3.5.3 Ordem Fixa (FX)
O algoritmo FX procura o universo de comprimentos de onda em uma ordem fixa. Todos
os comprimentos de onda são indexados e testados na ordem crescente de seus índices,
sendo alocado, assim, o primeiro que estiver disponível na rota em questão (para o caso de
se determinar, em primeiro lugar, a rota que será utilizada) ou, então, o primeiro que
possuir uma rota que seja nele contínua (para o caso de se escolher, primeiramente, o
comprimento de onda). Assim, algoritmo FX não depende dos fatores de uso dos
comprimentos de onda e, conseqüentemente, não tem a necessidade de que se tenham
disponíveis informações sobre o estado global da rede. Pela escolha do primeiro
comprimento de onda disponível, este algoritmo procura alcançar um desempenho
comparável à do MU, podendo, porém, ser facilmente implementado em arquiteturas tanto
centralizadas quanto distribuídas.
3.5.4 Ordem Aleatória (RN)
Por último, tem-se o algoritmo RN, o qual testa o conjunto de comprimentos de onda em
uma ordem aleatória, por meio da atribuição de índices aos mesmos e do sorteio,
igualmente provável, dos índices dos comprimentos de onda que tentará se alocar quando
72
da tentativa de atendimento de uma requisição de conexão qualquer. Tal algoritmo também
é independente dos fatores de uso dos comprimentos de onda (não precisa de informações
a respeito do estado global da rede) e, nesse sentido, mostra-se adequado tanto para
implementações centralizadas quanto distribuídas. A idéia do RN é, de maneira similar à
que acontece no algoritmo LU, distribuir uniformemente a carga sobre os diferentes
comprimentos de onda.
3.6 ALGORITMOS DE RWA
Tendo visto os vários algoritmos individuais existentes para seleção de rotas e de
comprimentos de onda, poderemos compreender mais claramente os algoritmos de
alocação de rotas e comprimentos de onda (RWA), responsáveis por desempenhar ambas
as funções.
Nos quatro primeiros algoritmos, apresentados a seguir, é estabelecida inicialmente a rota
com base em alguma métrica relativa ao custo da mesma, para logo selecionar, dentre o
universo de comprimentos de onda disponíveis, aquele que será alocado ao longo desta
rota, utilizando, para tal, algum algoritmo de seleção de comprimento de onda.
O último algoritmo de RWA descrito, por sua vez, realiza a determinação simultânea da
rota e do comprimento de onda associado. Nesse caso, tem-se que a métrica utilizada na
determinação do custo de uma rota apresenta certa dependência, também, com o
comprimento de onda que está sendo considerado. Assim, é associado um valor de custo a
cada par “rota/comprimento de onda” e aquele, dentre todos os pares, que possuir o menor
valor é o escolhido para a alocação.
3.6.1 Roteamento Fixo (Fixed Routing – FR)
O algoritmo de roteamento fixo (FR) é o mais simples dentre todos. Para cada par de nós p
na rede, é calculada, a priori, uma rota fixa R
p
(normalmente a menor rota). Desse modo,
quando ocorre uma requisição para que seja estabelecida uma conexão entre o par de nós p,
o algoritmo verifica se há algum comprimento de onda que esteja disponível ao longo de
todos os links de R
p
. Se não houver comprimento de onda disponível, a requisição é
bloqueada. Se houver apenas um comprimento de onda disponível, a requisição é, então,
atendida com o mesmo. Caso contrário se houver mais de um comprimento de onda
73
disponível, a seleção de qual comprimento de onda será alocado dentre eles é feita por
meio de algum algoritmo específico de seleção de comprimento de onda.
A principal vantagem deste algoritmo está na sua rapidez de execução, a qual faz com que
as conexões demorem menos em ser estabelecidas. Por outro lado, o mesmo resulta,
geralmente, em um desempenho de rede muito baixa, uma vez que testa uma única rota
para cada par de nós p dado, mesmo tendo em vista que podem existir várias rotas para
esse par. Desse modo, quando ocorre a solicitação de uma conexão, podem não existir
comprimentos de onda disponíveis na rota R
p
, podendo, existir outras rotas ligando o
mesmo par de nós que disponham de comprimentos de onda não utilizados. Em tal caso,
entretanto, se tem que o pedido de conexão seria negado.
Em condições de baixas requisições de conexão (carga leves), com pouco uso dos recursos
da rede, o algoritmo FR apresenta um resultado melhor, à medida que a probabilidade de
se achar um comprimento de onda disponível na rota fixa é alta. Todavia, com o aumento
da carga submetida à rede, o desempenho do algoritmo começa a decair. Com relação a
esse aspecto, ocorre que o desempenho da rede é bastante influenciada por fatores como a
topologia e a conectividade da mesma. Em uma rede densamente conectada, na qual há
várias rotas possíveis para se ligar um par de nós, o algoritmo FR alcança um resultado de
desempenho muito pobre.
3.6.2 Roteamento Fixo Alternativo (Fixed Alternate Routing – FAR)
O algoritmo de roteamento fixo alternativo (FAR) é uma combinação do algoritmo FR,
com o algoritmo de roteamento alternativo (AR). Para cada par de nós p, é estabelecido um
conjunto de K rotas candidatas, calculadas a priori (off-line), as quais correspondem a um
subconjunto de todas as possíveis rotas para o par de nós em questão e são denotadas por
R
0
p
, R
1
p
, ... , R
K-1
p
. Quando é feita uma requisição para o par de nós p, tem-se que as rotas
candidatas do mesmo são testadas, em uma ordem fixa, até que se encontre alguma com
um custo finito (as métricas mais utilizadas são a quantidade de saltos e o atraso). Se não
houver nenhuma rota com custo finito dentre as candidatas, isto é, se não houver nenhum
comprimento de onda disponível em qualquer das rotas, então a solicitação de conexão
será bloqueada. Caso contrário, se houver mais de um comprimento de onda disponível na
rota escolhida, um deles é especificado por meio de um algoritmo de seleção de
comprimento de onda.
74
Apesar de ser um algoritmo um tanto mais complexo que o FR, o FAR ainda mantém as
características relativas à simplicidade e rapidez do tempo de estabelecimento de conexões.
Apresenta, ainda, desempenho superior à do algoritmo FR, uma vez que tem a
possibilidade de efetuar uma escolha, para cada par de nós, dentre mais de uma rota
candidata. Entretanto, devido ao fato de que as rotas fornecidas para um dado par de nós
poderem não incluir todas as rotas possíveis, tem-se que o desempenho deste algoritmo não
é a melhor possível.
3.6.3 Roteamento à Exaustão (Exhaust Routing – ER)
Teoricamente, a utilização do algoritmo de roteamento à exaustão resulta em um
desempenho maior do que a dos algoritmos anteriores (FR e FAR). Em tal algoritmo, não
se determina previamente as rotas candidatas a testar para cada par de nós. Ao invés disso,
mantém-se a informação de estado da rede na forma de um grafo. Tal informação de estado
é dinâmica, mudando continuamente de acordo com as condições dinâmicas de tráfego.
Quando surge uma nova requisição de conexão para o par de nós p, o algoritmo determina
a melhor rota, baseado em algum critério de custo, dentre todas as candidatas.
Assim, devido ao fato de explorar o universo das possíveis rotas, o algoritmo procura
elevar a taxa de aceitação das conexões. A rede pode ser modelada como um grafo com W
subgrafos, cada um correspondendo a um comprimento de onda específico. Assim, um
algoritmo convencional de determinação do menor caminho (por exemplo, o Algoritmo de
Dijkstra) pode ser utilizado para se estabelecer a rota de menor custo em cada um dos
subgrafos de modo que a melhor possa ser escolhida, que junto com o comprimento de
onda correspondente atenderá a requisição.
Se o custo de uma rota é mensurado exclusivamente pelo número de saltos, tem-se que o
algoritmo de procura pela menor distância (breadth-first search algorithm) pode ser
utilizado para se determinar o menor caminho. Dado que o algoritmo ER leva em
consideração todas as rotas possíveis, o mesmo resulta em um melhor desempenho da rede.
Apesar de tal mérito, ele possui algumas desvantagens. A complexidade de tempo para o
pior caso (worst-case time complexity) do algoritmo é maior e, conseqüentemente, a
execução do mesmo é mais lenta. Este algoritmo mostra-se mais adequado à
implementação centralizada do que à distribuída.
75
3.6.4 Roteamento pelo Caminho Menos Congestionado (LCR)
O algoritmo de roteamento pelo caminho menos congestionado (Least Congested Path
Routing – LCR) seleciona a rota com o menor nível de congestionamento entre um par de
nós p. O congestionamento de uma rota é determinado pelo número de comprimentos de
onda disponíveis para uso ao longo da rota como um todo. Quanto maior o número de
comprimentos de onda livre, menos congestionada é a rota. O algoritmo a seguir é baseado
na abordagem de roteamento alternativo.
Para cada par de nós p, é selecionado um conjunto de K rotas candidatas (um subconjunto
de todas as rotas possíveis para o par de nós em questão), as quais são calculadas
previamente e denotadas por R
0
p
, R
1
p
, ... , R
K-1
p
. Quando é feita uma solicitação de conexão
para o par de nós p, calcula-se o custo de cada uma das K rotas candidatas, onde o custo de
uma rota é definido com base no seu grau de congestionamento. Caso mais de uma rota
apresente o mesmo custo, tem-se que a rota com o menor número de saltos é preferida.
Uma vez selecionada a rota, pode-se utilizar um dos algoritmos de seleção de comprimento
de onda de modo a determinar o comprimento de onda a ser alocado na mesma. A razão
intuitiva por trás da seleção da rota menos congestionada é a seguinte: o algoritmo tenta
manter tantas rotas contínuas em comprimento de onda quantas possíveis, o que irá ajudar
a satisfazer várias requisições futuras. Espera-se que tal algoritmo apresente um
desempenho superior ao dos algoritmos FR e FAR. Entretanto, devido ao fato do mesmo
basear-se no roteamento alternativo, tem-se que o seu desempenho, em termos da
probabilidade de bloqueio de conexões, é pior do que a apresentada pelos algoritmos
baseados na abordagem de roteamento à exaustão.
3.6.5 Seleção Conjunta de Rota e Comprimento de Onda (JWR)
Todos os algoritmos anteriores revistos selecionam a rota e o comprimento de onda de
maneira independente, um após o outro. Apesar dos algoritmos expostos efetuarem a
seleção, inicialmente, da rota, para só então determinarem o comprimento de onda a ser
utilizado no caminho, tem-se que o contrário também é possível (primeiro o comprimento
de onda e, logo, a rota a ser alocada), levando a um novo conjunto de algoritmos.
Ao contrário de todos esses, o algoritmo de seleção conjunta de rota e comprimento de
onda (Joint Wavelength-Route Selection – JWR) atribui um custo a cada par “rota –
comprimento de onda”, selecionando, então, aquele com o menor custo dentre todos. Tem-
76
se que a função de atribuição de custo a esses pares de rota/λ leva em consideração fatores
como o status de utilização do comprimento de onda na rede, a quantidade de saltos e o
nível de congestionamento (número de comprimentos de onda disponíveis) na rota.
O algoritmo JWR também utiliza uma abordagem baseada no roteamento alternativo. Para
cada par de nós p, é calculado off-line um conjunto de K rotas candidatas, denotadas por
R
0
p
, R
1
p
, ... , R
K-1
p
, as quais representam um subconjunto de todas as rotas possíveis para
esse par de nós. Denota-se por A(
ω
i
) o número de links nos quais o comprimento de onda
ω
i
está disponível no momento. Adicionalmente, denota-se por L(R
j
p
) o número de saltos e
por F(R
j
p
) o número de comprimentos de onda disponíveis na rota R
j
p
. Assim, tem-se que o
custo de cada um dos pares “rota – comprimento de onda” é dado pela expressão (1).
112 2 12
(,) ()(1 ){ [ ()](1 )()},0 1(1)
ppp
if i f f
CR A WFR LR e
ωαωαα α αα
=⋅+−⋅⋅−+−⋅ ≤≤
Valores adequados para as constantes
α
1
e
α
2
podem ser escolhidos de modo a se obter
diferentes funções de custo. O estabelecimento de um valor alto para
α
1
(
α
1
= 1), por
exemplo, dará preferência à escolha do comprimento de onda mais utilizado primeiro. Por
outro lado, um valor pequeno para
α
1
(
α
1
= 0) irá preferir a rota de menor custo, ignorando
o nível de utilização atual dos comprimentos de onda. Assim, o JWR tenta combinar as
vantagens dos algoritmos MU, FAR e LCR.
3.7 CONSIDERAÇÕES NO PROJETO DE RWA
Considerações tais como o custo das rotas, a justiça e eqüidade no atendimento de
requisições e a forma como o plano de controle está constituído são importantes no projeto
de RWA em uma rede roteada por comprimento de onda, e são tratadas a seguir.
3.7.1 Considerações acerca do Custo das Rotas
Fatores como a quantidade de saltos, o atraso ou, ainda, o congestionamento são
considerados como o custo de uma rota. Se não há nenhum comprimento de onda
disponível em todos os links de uma dada rota, então o custo da mesma é definido como
sendo infinito; caso contrário, tal custo é finito. A quantidade de saltos de uma rota
corresponde ao número de links que a mesma possui. No caso de atraso, associa-se a cada
link um valor de custo proporcional à distância (ou atraso) do mesmo. Desse modo, para a
77
obtenção do custo total de uma rota, então, basta somar os custos de cada um de seus links
componentes. Por sua vez, o congestionamento de uma rota tem como parâmetro o número
de comprimentos de onda utilizados na mesma. Tem-se que quanto maior o número de
comprimentos de onda disponíveis, menor será o congestionamento.
3.7.2 Justiça / Eqüidade no atendimento de requisições
Uma importante preocupação a levar em conta no atendimento de uma requisição em uma
rede WDM é a diferença existente entre as probabilidades de bloqueio de conexões cujas
rotas apresentam tamanhos diferentes (diferente número de saltos). Geralmente, tem-se que
um algoritmo de RWA favorece o estabelecimento das conexões com um menor número
de saltos. Dito de outra maneira, as solicitações de conexão com rotas grandes são
bloqueadas com maior freqüência do que as rotas de menor tamanho, o que leva a uma
condição de assimetria no atendimento das requisições (problema da injustiça).
De modo a otimizar a eqüidade/justiça no atendimento dos pedidos de conexão com
diferentes tamanhos de rota, é necessária a implementação de mecanismos apropriados de
controle para regular a admissão das requisições. Para esse objetivo, associa-se uma
probabilidade de bloqueio a cada par origem-destino de nós (a cada pedido de conexão).
Define-se, ainda, um índice de desempenho global para a rede, o qual consiste em uma
média entre todas as probabilidades de bloqueio de conexão, ponderadas pelas respectivas
intensidades do tráfego de requisições referente aos diferentes pares origem-destino da
rede. Essa medida global, denominada probabilidade média de bloqueio da rede, reflete o
desempenho da rede como um todo, ao passo que as probabilidades de bloqueio
individuais de cada solicitação correspondem ao grau de serviço oferecido a um cliente em
particular. Logo, tem-se que todas as medidas (globais e individuais) devem ser levadas em
consideração na avaliação de um algoritmo de RWA.
Um algoritmo que resulta em uma alta variância entre as probabilidades de bloqueio
individuais é dito injusto. Devido ao problema da injustiça, tal algoritmo não é desejável,
mesmo que seja capaz de proporcionar um bom desempenho de bloqueio à rede como um
todo. Por outro lado, tem-se que, à medida que se aumenta a taxa de aceitação das
requisições com rotas maiores, é esperada uma degradação na resposta global da rede. Em
outras palavras, a melhoria da justiça no atendimento às diferentes solicitações de conexão
pode ser alcançada ao custo de uma perda no rendimento global. Desse modo, qualquer
78
algoritmo que atue no sentido de aumentar a eqüidade/justiça no atendimento às diversas
requisições deve assegurar que a perda no desempenho global seja a mínima possível.
No caso de se tratar de um algoritmo distribuído, tem-se que o problema gerado pela
reserva de recursos (reserva de um comprimento de onda em um link, por exemplo) que é
efetuada pelas diferentes requisições de conexão, é responsável por aumentar ainda mais a
diferença entre as performances das conexões individuais. O problema da reserva de
recursos surge enquanto se procura alguma rota com comprimento de onda disponível para
atender uma determinada solicitação. Nesse sentido, mostra-se imperativo que um
algoritmo de roteamento distribuído utilize algum mecanismo para aumentar a justiça no
atendimento aos pedidos de conexão com diferentes tamanhos de rota.
Comutadores OXC com conversão de comprimento de onda podem ser empregados em
nós estratégicos da rede de modo a reduzir a probabilidade de bloqueio das conexões com
muitos saltos. Um conversor de comprimento de onda, dispositivo capaz de substituir o
comprimento de onda de um sinal de entrada por um outro, ameniza a imposição de
continuidade no comprimento de onda nos nós conversores. Apesar dos conversores
proporcionarem um aumento no desempenho das conexões com rotas mais longas, tem-se
que tais dispositivos não resolvem o problema da injustiça de um modo geral. Isso devido
ao seu posicionamento não ótimo, além do fato de que os pedidos de conexão que utilizam
rotas mais curtas beneficiam-se, igualmente, da presença dos mesmos. Além disso, esses
dispositivos influenciam significativamente no aumento tanto do custo quanto da
complexidade da rede.
Uma outra abordagem que pode, possivelmente, aumentar o desempenho das requisições
com maior quantidade de saltos é o re-roteamento de comprimento de onda. Tal
mecanismo movimenta um pequeno conjunto de lightpaths existentes para novos
comprimentos de onda de modo a liberar uma rota contínua em comprimento de onda para
o atendimento de uma nova requisição de conexão. Do mesmo modo que os conversores
de comprimento de onda, a utilização do re-roteamento resolve o problema da injustiça
apenas parcialmente. Além disso, tem-se que tal abordagem também aumenta a
complexidade e o custo de operação da rede. Quando se utiliza um algoritmo de
roteamento distribuído, então, esses dois fatores (complexidade e custo) tornam-se ainda
maiores.
79
Além da característica de aumentar o grau de justiça no atendimento às diferentes
solicitações de conexão da rede, tem-se que um algoritmo de melhoria da justiça deve,
preferencialmente, possuir as seguintes propriedades:
• A perda no desempenho global deve ser mantida dentro de limites aceitáveis;
• A utilização dos canais de comprimento de onda (links com comprimento de onda
associado) deve ser alta;
• O algoritmo deve mostrar-se adequado às redes com diferentes graus de
conectividade. Em particular, o mesmo deve ser útil para redes esparsamente
conectadas, nas quais o problema da injustiça é mais gritante.
• O algoritmo deve ser necessariamente flexível para permitir a escolha de um
determinado compromisso (trade-off) entre o nível de justiça pretendido e a perda
no desempenho global da rede;
• A penalidade acarretada nas requisições de rotas curtas não deve ser tão alta que
torne as suas probabilidades de bloqueio mais altas do que as das requisições de
rotas longas. Em outras palavras, tem-se que as conexões de tamanho (número de
saltos) mais reduzido não devem ser sobrepenalizadas;
3.7.3 Controle Centralizado e Controle Distribuído
Os algoritmos RWA podem ser projetados para Planos de Controle estabelecidos de forma
centralizada ou distribuída.
No caso do controle centralizado, assume-se que um elemento que centraliza o controle na
rede está disponível. O controlador faz um acompanhamento do estado da rede e é
responsável por selecionar as rotas e comprimentos de onda das requisições, assim como
enviar sinais de controle para os nós envolvidos nos processos de estabelecimento e
liberação dos “lightpaths”. Nenhum dos nós da rede sabe qual é o estado atual de toda a
rede em um determinado momento. Os algoritmos centralizados normalmente são
utilizados em pequenas redes, não sendo escaláveis para redes maiores.
Um nó pode usar um esquema distribuído de busca rápida na seleção da rota e do
comprimento de onda para atender uma requisição. Podem ser usadas também, rotas pré-
80
definidas e realizada a busca de comprimentos de onda livres nos enlaces da rota
selecionada. Os nós enviam mensagens de controle aos seus vizinhos, solicitando reserva
de comprimento de onda dos enlaces diretamente conectados a eles. Estando a rota
definida e o comprimento de onda reservado, um sinal de controle é enviado a vários nós
para configurar o chaveamento nos nós de roteamento para o estabelecimento dos
“lightpaths”. Da mesma forma, para liberar um “caminho óptico”, um sinal de controle é
enviado do nó origem para os demais. Os protocolos de controle distribuído são utilizados
com o propósito de se obter simplicidade e escalabilidade.
Requisições de conexões com grandes saltos demoram mais para ser atendidas. Isso ocorre
principalmente quando o controle distribuído é usado, devido a maior possibilidade de
haver conflito na reserva de comprimentos de onda e pela falta de justiça entre conexões
com diferentes números de saltos envolvidos na conexão.
3.8 OUTRAS PROPOSTAS PARA RWA
Na prática, muitos algoritmos de RWA estão baseados no método de roteamento
alternativo (alternate routing) para prover diversas possíveis rotas entre um par de nós e
melhorar a resposta de bloqueio.
Existem propostas algorítmicas que consideram outros fatores que influenciam o
rendimento da rede que, às vezes, são negligenciados, tais como o número de saltos das
outras possíveis rotas alternativas e a posição de cada enlace na rede. Com base nestes
fatores, um novo algoritmo de RWA denominado Less Influence Path First (LIPF) é
proposto em [GONG, 2003].
Outra proposta [KRISHNASWAMY, 2001] considera o problema de maximizar o número
de lightpaths que podem ser estabelecidos em uma rede óptica, dada uma matriz de
conexão (um conjunto estático de demandas) e o número de comprimentos de onda que a
fibra suporta em uma rede sem conversão de comprimento de onda. O problema de
estabelecer todas as conexões da matriz de tráfego usando poucos comprimentos de onda
também foi tratado por [BANERJEE, 1996] e [BARONI, 1998]. Assim, este problema de
maximização do número de lightpaths (Max-RWA) e o posterior problema de minimizar o
número de comprimentos de onda (Min-RWA), é formulado como um Programa Linear
Inteiro (integer linear programme – ILP) para redes de tamanho pequeno (alguns nós).
81
Para redes de dezenas de nós foram desenvolvidos algoritmos baseados em soluções
obtidas por Relaxação LP (LP-relaxation) da formulação ILP. Redes tais como NSFNET e
EONNET serviram de cenário para esta proposta.
Modelos com programação linear inteira (ILP) são populares na literatura, pois eles
permitem a descrição formal dos problemas. Na prática, entretanto, escalabilidade para
redes com dezenas de nós e centenas de demandas surgem constantemente. Em muitos
casos os ILP´s são computacionalmente intratáveis [WALDMAN, 2004]. No trabalho de
Karcius [KARCIUS, 2004], em uma rede de grande dimensão como a NSFNET, usando-
se, por exemplo, software de otimização CPLEX numa Intel Pentium IV/1,6 Ghz, foi
excedida a capacidade de memória do equipamento. Então, para o atendimento destes
casos deverão ser desenvolvidas heurísticas para encontrar soluções a estas características,
problemas normalmente encontrados na realidade das redes ópticas.
3.9 ALGORITMOS DE RWA ESTÁTICOS E DINÂMICOS
Algoritmos de RWA disponíveis na literatura podem ser classificados segundo a forma
como o tráfego é assumido. Assim temos:
a) Tráfego Estático (off-line)
No caso da demanda de tráfego estático, um conjunto de conexões para o par fonte-destino
é pré-estabelecido. Estes pares são escolhidos baseados na estimativa de requisitos de
tráfego entre um nó e outro. O objetivo é fazer as alocações de rotas e de comprimentos de
onda da demanda existente de tal forma que seja minimizado o número de comprimentos
de onda utilizados. O grande desafio é maximizar o número de solicitações satisfeitas,
mantendo-se um número de comprimentos de onda fixo. Este problema é conhecido como
o problema do estabelecimento dos “lightpaths” estáticos (Static Lightpath Establishment –
SLE). Tem-se mostrado que o problema SLE é intratável, ou seja, o único algoritmo
conhecido que encontra uma solução otimizada requer um tempo exponencial não factível
para uma situação de alocação de comprimentos de onda em uma rede de alta velocidade.
b) Tráfego Dinâmico,
No caso da demanda de tráfego dinâmico, as requisições de conexões chegam a, e partem
desde a rede uma-a-uma de maneira randômica. Este tipo de tráfego gera os mais variados
82
modelos de situações em uma rede de transporte. Durante a operação da rede pode ser
necessário retirar algum caminho óptico já existente e estabelecer novos lightpaths em
resposta à mudança do padrão de tráfego da rede ou falha de algum componente.
Diferentemente do problema colocado no caso do RWA estático, as soluções para o
problema do RWA dinâmico devem ser computacionalmente simples, já que a requisição
deve ser processada em tempo real. Quando surge uma nova requisição, a rota e o
comprimento de onda devem ser alocados de tal forma que seja maximizado o número de
requisições futuramente atendidas. Em geral, os esquemas de roteamento dinâmico
acarretam em maiores probabilidades de bloqueio. Os algoritmos para RWA dinâmico são
bem menos sofisticados do que os algoritmos para RWA estático, já que não se tem
conhecimento das requisições futuras, enquanto que no RWA estático todas as conexões
são conhecidas a priori.
Para o caso estático, as métricas de desempenho geralmente usadas são consideradas em
uma das seguintes categorias [CHOI, 2000]:
• Número de comprimentos de onda requeridos;
• Probabilidade de bloqueio de conexão;
• Custo do enlace;
Assim, para os algoritmos de RWA off-line, o interesse é focado em minimizar o número
requerido de comprimentos de onda de maneira a maximizar o número de conexões
acomodadas se o número de comprimentos de onda é limitado.
Para os algoritmos de RWA dinâmicos, o objetivo é minimizar a probabilidade de
bloqueio. É necessário que estes algoritmos sejam simples e rápidos. A proposta desta Tese
pertence a esta classificação, sendo aqui desenvolvido um algoritmo de RWA dinâmico
orientado a sobrevivência baseado em heurísticas simples e um algoritmo genético rápido.
No paper de [CHOI, 2000], é feito um overview de algoritmos RWA sob condição de
tráfego estático, e realizada uma classificação por algumas de suas características
funcionais. A Figura 3.4 apresenta esta classificação. O problema de RWA é dividido em
dois sub-problemas: roteamento e alocação de comprimento de onda, e cada um deles é
sub-dividido em duas funções: procura e seleção.
83
Em problemas de roteamento, tomar todos os possíveis pares fonte-destino não é prático,
pois o número de espaços de estado aumenta exponencialmente com o número de nós e
enlaces. Aqui, a função busca é usualmente realizada por técnicas conhecidas, tais como
algoritmos de caminho mais curto (shortest-path algorithm) e suas variações. Em k-
shortest path algorithm (na qual mais de uma rota é disponível), a função de seleção é
realizada por algoritmos de otimização seqüenciais ou combinatórios. Algoritmos
seqüenciais (greedy algorithm) são dos mais simples, nos quais a seleção para cada
caminho óptico é feita seqüencialmente. Esta técnica precisa de duas funções: ordem de
seleção e regra de seleção.
Figura 3.4. Classificação funcional de algoritmos de RWA (modificado [CHOI, 2000])
A ordem de seleção é a seqüência de seleção de lightpaths a ser roteado (ou a ser alocado).
A regra de seleção é o critério de decisão para escolher um dos candidatos disponíveis. Por
outro lado, técnicas de seleção combinacional consideram a interdependência de
roteamento de caminho óptico.
Os métodos combinacionais são divididos em duas aproximações: mecanismos ótimos e
heurísticos. A aproximação ótima usa todas as possíveis combinações da interdependência.
Os métodos Heurísticos reduzem o espaço de combinação. A seleção ótima alcança o
melhor resultado, mas o custo da complexidade computacional é crítico.
84
Um número de algoritmos heurísticos tais como algoritmos genéticos, Simulated
Annealing (ou arredondamento aleatório - random rounding), e TABU tem sido propostos
e provêm bom desempenho, enquanto o tempo de computação não é exponencialmente
incrementado [CHOI, 2000].
Em trabalhos considerando algoritmos genéticos, Sinclair [SINCLAIR, 1993] usa uma
codificação bit-string compacta das tabelas de roteamento com operadores convencionais,
mas empregando uma função de penalidade para eliminar loops de roteamento infinito.
Em [SHIMAMOTO, 1993] é abordado o roteamento dinâmico em redes de circuitos
comutados. Um indivíduo, no seu algoritmo, é representado como uma cadeia (string) de
índices em uma tabela de busca dos k-caminhos mais curtos (k-shortest paths) para cada
par de nós. No trabalho de Mann [MANN, 1995], roteamento estático é abordado usando
uma representação similar ao de Shimamoto, mas codificado como bits antes que como
inteiros.
Em trabalhos sobre alocação de comprimentos de onda, em [TAN, 1995] se descreve
algumas aproximações de solução baseadas em GA (Genetic Algorithm) para redes de
transporte transparentes multi-comprimento de onda, no qual combina-se um bit-string GA
para a seleção de rota com uma heurística para alocação de fibra e comprimento de onda.
Posteriormente, em [SINCLAIR, 1998] e [SINCLAIR2, 1998] é desenvolvido um GA
híbrido para roteamento, escolha de fibra e alocação de comprimento de onda usando uma
representação orientada a objetos e operadores específicos ao problema. Em contraste,
Abed [ABED, 1996] aplica um bit-string GA para projetar a topologia lógica de uma rede
LAN ou MAN usando alocação de comprimento de onda em uma única fibra óptica.
3.10 RWA COM CONVERSÃO DE COMPRIMENTO DE ONDA
O desempenho das redes WDM pode ser melhorado se os nós intermediários da rede
possuírem recursos de conversão de comprimento de onda [RAMAMURTHY, 1998],
[BARRY, 1996], [SUBRAMANIAN, 1996]. Uma rede que suporta conversão plena em
todos os nós (conversão ubíqua) é funcionalmente equivalente a uma rede comutada por
circuito. Ou seja, a requisição de caminhos ópticos é rejeitada somente quando não há
capacidade disponível no caminho.
85
Como foi dito, este trabalho só enfocará a problemática de RWA nas redes sem conversão
de comprimento de onda já que, em muitos casos, não é viável economicamente ter
conversores em cada um dos nós por ser estes muito onerosos. Para amenizar a viabilidade
econômica, projetistas consideram ter alguns nós com recursos de conversão. Então, as
questões neste tipo de redes são:
a) Quantos nós de uma rede devem ter capacidade de conversão?
b) Onde estes conversores devem estar localizados na rede?
c) Que tipo de conversão o nó deve ter?
d) Quantos conversores deve um nó ter?
86
3.11 COMENTÁRIOS E CONSIDERAÇÕES FINAIS
Neste Capítulo foram vistos diferentes propostas para RWA em redes WDM roteadas por
comprimento de onda. Para redes IP/OTN com WDM um caminho dinâmico é
estabelecido pelo plano de controle com base na execução de um algoritmo de RWA, o
qual, de maneira geral, se encarrega de selecionar a “melhor” rota e um canal óptico
disponível. Porém, a imposição de continuidade no comprimento de onda aumenta a
probabilidade de bloqueio das conexões, degradando, conseqüentemente, o desempenho da
rede.
Outra importante preocupação a levar em conta no atendimento de uma requisição é a
diferença existente entre as probabilidades de bloqueio de conexões cujas rotas apresentam
tamanhos diferentes (número de saltos). Aspectos tais como justiça/eqüidade precisam ser
considerados.
Assim, para um algoritmo de RWA selecionar a “melhor” rota é necessário levar em conta
a combinação de diversos fatores (número de saltos, largura de banda, tráfego, qualidade
de serviço, etc.). Estes fatores “administrativos” definem o chamado “custo” dos enlaces,
que fará parte determinante na seleção da rota. Um adequado comprimento de onda
disponível estabelecerá, assim, o caminho solicitado. Esta informação deve ser logo
distribuída para todos os nós da rede através de protocolos de roteamento e sinalização no
plano de controle, para o estabelecimento do caminho óptico e atualização de tabelas. Cada
um destes passos precisa ser cuidado e otimizado.
87
Capítulo 4
“E há de ser que todo aquele que invocar o nome do Senhor será salvo; ....
e entre os SOBREVIVENTES aqueles que o Senhor chamar”.
Jl 2:32
4 SOBREVIVÊNCIA
4.1 INTRODUÇÃO
A sobrevivência de redes, particularmente no contexto das redes ópticas, tem motivado
forte interesse em operadoras e pesquisadores pela necessidade de implementação de
mecanismos que agreguem confiabilidade à rede. Hoje em dia a transmissão de aplicações
críticas tais como a transmissão de mídias em tempo real, negócios sobre a rede, tele-
medicina, operações bancárias e financeiras, etc. precisam, além de segurança, de sistemas
de proteção/restauração adequados que garantam continuidade do serviço.
Sobrevivência (Survivability) se refere à capacidade da rede de transferir o serviço
interrompido sobre a capacidade de reserva da rede para driblar uma contingência de falha
[CHOI, 2005]. Isto é um requisito crítico para as redes IP sobre WDM.
O projeto de uma rede de telecomunicações que permita manter um nível aceitável de
serviço quando a ocorrência de uma falha é um dos mais importantes desafios para os
operadores de redes. O objetivo principal da sobrevivência de uma rede é restaurar o
tráfego afetado por uma falha. Assim, a relevância da sobrevivência está relacionada com a
confiabilidade do serviço que se fornece.
Nos EE.UU, por exemplo, se uma rede tiver uma queda do serviço por mais de 30 minutos,
que afete a 30.000 ou mais clientes deve ser reportado à FCC [MANCHESTER2, 2004].
Além do descrédito que isto representa para o provedor do serviço, a insegurança nos
clientes levará à busca de novas soluções. Logo, operadoras vêm dando muita importância
a este tema, oferecendo sobrevivência como importante valor agregado na sua estratégia de
mercado.
88
A eleição de um esquema de sobrevivência é uma negociação entre a utilização dos
recursos da rede (custo) e o tempo de interrupção do serviço. Para ajudar nesta negociação,
os provedores dos serviços de rede esperam oferecer diferentes ofertas de serviços ou
níveis dos mesmos.
Assim, pode-se classificar os caminhos num pequeno conjunto de níveis de serviço. Entre
outras coisas, estes níveis de serviço definem as características de confiabilidade do
caminho. O nível de serviço associado com um caminho dado mapeia-se com um ou mais
esquemas de proteção e restauração durante o estabelecimento do caminho. Um
diferenciador entre estes níveis de serviço é o tempo de interrupção do serviço no caso de
falhas da rede, que se define como o tempo transcorrido entre a aparição da falha e a
restauração do mesmo. A eleição do nível de serviço (ou esquema de proteção/restauração)
pode ser dada pelos requisitos de serviço das distintas aplicações.
Os contratos feitos com sistemas digitais síncronos consideram 0,01% do tempo (~52
minutos por ano) como tempo máximo permitido para que o sistema fique inoperante entre
um cliente e uma central de telefonia. O dobro deste tempo pode ser aceito para a
interconexão entre dois clientes passando por uma central.
Os possíveis componentes que podem falhar nas redes WDM são enlaces, fibras, nós e
canais (comprimentos de onda). O corte de uma fibra causa uma falha de enlace. Quando
um enlace falha, todas as fibras que o constituem falharam. Uma falha de nó pode ser
causada devido a falhas no OXC e um canal pode falhar devido a falhas nos comutadores
associados ao OXC [MURTHY, 2002] ou a falhas nos lasers de emissão de um
comprimento de onda dado.
As falhas encontradas com mais freqüência em sistemas de comunicações ópticas são as
rupturas acidentais de condutores de fibra e os defeitos nos dispositivos de comutação
[DONGYUN, 2000]. Para superar estas contingências, a técnica mais usada é a pré-
configuração de reserva de capacidade para cada caminho de trabalho e comutar para estes
recursos reservados, para manter a continuidade do serviço quando acontecer uma falha. O
procedimento parece intituivo, porém o desenvolvimento de uma efetiva e eficiente
aproximação para alocar reserva de capacidade é ainda uma questão aberta para os
pesquisadores.
89
A Tabela 4.1 apresenta dados típicos de taxas de falhas em elementos de rede (transmissor,
receptor, fibra, etc.), e os respectivos tempos para a sua reparação segundo estatísticas
levantadas pela Telcordia e apresentadas nos trabalhos de Zhang e To, [ZHANG, 2004]
[TO,1994].
Tabela 4.1 – Taxas de Falhas e Tempos de reparação.
Métrica Estatísticas Telcordia
Equipamento MTTR 2 h
Corte de fibra MTTR 12 h
Taxa de corte de fibra 4,39/ano/1000 milhas
Taxa de falha do TX 10.867 FIT
Taxa de falha do RX 4311 FIT
Onde MTTR (Mean Time To Repair) é o tempo médio para reparos, e FIT (Failure-in-
Time) é a média do número de falhas que acontecem em 109 horas. Atributos de qualidade
costumam ser apresentados na forma de MTTR e no Tempo Médio entre Falhas (MTBF:
Mean Time Between Failure).
Na nomenclatura de sobrevivência, o caminho óptico que transporta o tráfego numa
operação normal é conhecido como caminho óptico primário, caminho óptico de trabalho
ou caminho óptico de serviço. Quando um caminho primário falha, o tráfego é re-roteado
sobre um novo lightpath conhecido como caminho óptico backup ou caminho óptico de
proteção.
4.1.1 Ameaças ao Sistema da Rede
Os termos “falhas”, “acidentes” ou “ataques” [FISHER, 1997], são eventos que
representam uma possível ameaça ao sistema, geralmente difícil de diferenciá-los entre si.
As falhas são eventos potencialmente destrutivos causados por deficiências no sistema ou
em elementos externos do qual o sistema é dependente. Falhas podem ser causadas por
erros de software, problemas no hardware ou dados corrompidos.
Os acidentes correspondem a toda gama de desastres geralmente causados por eventos
externos ao sistema. Desastres naturais e erros humanos estão nesta categoria. É o maior
problema nas redes de comunicações.
90
Os ataques ao sistema geralmente são causados por pessoas. Os problemas que mais se
destacam incluem intrusões, escutas (probes) e interrupção do serviço (denial of service).
A técnica adotada para solucionar os ataques é o emprego de mecanismos de segurança,
que restringem os recursos oferecidos pelo sistema. Este tipo de problema concerne mais à
área de segurança de rede e não serão abordados neste trabalho.
De qualquer maneira os sistemas nem sempre podem esperar pela identificação da causa
do problema para tomar alguma medida devido à urgência em restabelecer o fluxo de
transmissão da informação à sua normalidade. A função dos sistemas sobreviventes é
reagir e se recuperar do problema ocorrido independentemente da identificação da causa.
O sistema deve ter a capacidade em manter os serviços essenciais e atender seus requisitos,
mesmo que parte do sistema fique incapacitada. Uma estratégia seria manter os serviços
mais importantes durante um problema, enquanto que os serviços não essenciais podem ser
interrompidos e recuperados posteriormente. Nesta abordagem é importante a
diferenciação dos serviços.
4.1.2 Controle do Mecanismo de Sobrevivência: Centralizado ou Distribuído
Um esquema de sobrevivência pode ser controlado de maneira centralizada ou distribuída.
Um controle distribuído é preferido quando a rede de transporte é muito extensa. Um
protocolo de controle distribuído precisa necessariamente de algumas mensagens de
controle para a troca de informação entre os nós. Um controle centralizado é uma boa
alternativa quando as dimensões da rede não são muito longas e a quantidade de nós é
reduzida.
4.1.3 Demanda de Tráfego Estática ou Dinâmica
A demanda de tráfego pode ser estática ou dinâmica. Numa demanda de tráfego estático
um conjunto de demandas de conexão é dado a-priori. O objetivo é alocar caminhos com
capacidade de proteção para todas as demandas minimizando a capacidade reserva
requerida. Este problema é relevante na fase de planejamento para determinar a capacidade
necessária no futuro com base nas demandas atuais e as esperadas.
No caso de tráfego dinâmico as demandas chegam à rede de uma maneira aleatória. Uma
vez estabelecida a proteção para a requisição esta é mantida por um tempo aleatório antes
91
de ser terminada. Aqui, o objetivo é minimizar a probabilidade de bloqueio das demandas
do cliente.
4.2 CRITÉRIOS DE SELEÇÃO DE ESQUEMAS DE SOBREVIVÊNCIA
Para fazer uma adequada escolha entre vários mecanismos de recuperação devem ser
observados os seguintes critérios:
Robustez: Os esquemas de recuperação com caminhos pré-estabelecidos, não poderão
recuperar as falhas da rede que afetem simultaneamente os caminhos de trabalho e de
proteção. Assim, se deve eleger idealmente estes caminhos para que sejam tão disjuntos
quanto possível, de maneira que qualquer caso de falha simples não afetará a ambos
caminhos [MANNIE, 2002].
A robustez de um esquema de recuperação também se determina pela quantidade de
largura de banda reservada para recuperação – a medida que a quantidade compartilhada
de largura de banda de proteção se incrementa usando os métodos clássicos (a largura de
banda reservada diminui), o esquema de recuperação chega a ser menos robusto às falhas.
Claramente, é necessária uma maior capacidade se pretende-se um maior grau de
recuperação da falha. Assim, o grau em que a rede está protegida é determinado pela
política que define a quantidade de largura de banda reservada.
Tempo de recuperação: Em geral, são desejados esquemas de proteção e restauração que
possam agir rapidamente ante a contingência de uma falha. A proteção local (de enlace)
será geralmente mais rápida que os esquemas fim-a-fim.
Os objetivos do tempo de recuperação para a comutação de proteção SONET/SDH (não
inclui o tempo de detecção de falha) está especificado em 50 ms de acordo com [ITU-T
G.841, 1996] levando em conta as restrições quanto à distância, número de conexões
implicadas, e no caso de proteção melhorada em anel, o número de nós do anel.
Compartilhamento de Recursos: A proteção de enlace 1+1 e 1:N, e a proteção do
caminho extremo-a-extremo, requerem caminhos de recuperação dedicados com limitada
possibilidade de compartilhar recursos: o 1+1 não permite compartilhamento, 1:N permite
algum compartilhamento de recursos de proteção e suporte de tráfego extra. A
flexibilidade está limitada devido às restrições da topologia [MANNIE, 2002].
92
4.3 ETAPAS NA SOBREVIVÊNCIA DE UMA REDE
A recuperação de uma falha da rede tem lugar em várias etapas que incluem a detecção da
falha, a localização da falha, a notificação, a recuperação (proteção/restauração) e o
restabelecimento do tráfego.
A detecção da falha depende da tecnologia e sua implementação. Em geral, as falhas são
detectadas por mecanismos de nível mais baixo (p.e. SONET/SDH usa Loss-of-Light
(LOL)). Quando um nó detecta uma falha, pode-se enviar um alarme até uma entidade, a
qual tomará as ações apropriadas, ou o alarme pode-se propagar a um nível mais baixo
(p.e. SONET/SDH AIS).
A localização da falha pode-se conseguir via protocolos. Por exemplo, no plano de
controle GMPLS (Generalized Multiprotocol Label Switching), é usado o protocolo LMP
para a localização do problema.
A notificação da falha também pode-se obter via protocolos de sinalização. Por exemplo,
no mesmo GMPLS, usando a notificação GMPLS RSVP-TE/CR-LDP.
Na recuperação basicamente se tem dois tipos de mecanismos: proteção e restauração.
4.3.1 Mecanismos de Recuperação
Se recursos backup (rotas e comprimentos de onda) para um caminho óptico são pré-
calculados e reservados, então temos estabelecido um esquema de proteção para o
respectivo caminho óptico. Por outro lado, se uma falha acontece e recursos backup têm de
ser obtidos dinamicamente para cada conexão interrompida, então nesse caso temos um
esquema de restauração [RAMAMURTHY, 2003].
Os mecanismos de restauração utilizam os recursos da rede mais eficientemente que os
mecanismos de proteção, pois não necessitam alocar recursos previamente. Neste
mecanismo, o canal óptico de restauração será estabelecido somente quando a falha de um
enlace afetar o caminho primário da conexão. Os mecanismos de proteção alocam
previamente os recursos e, conseqüentemente, prejudicam a aceitação de conexões futuras.
Apesar disto, os mecanismos de proteção oferecem um tempo de recuperação
consideravelmente menor do que os de restauração e garantem a respectiva recuperação,
coisa que os esquemas de restauração não podem garantir completamente.
93
Em proteção, capacidade reserva é estabelecida geralmente durante a alocação do caminho.
Em restauração, a capacidade reserva que ainda é disponível depois da ocorrência da falha,
é usada para re-roteamento da conexão perdida [WANG, 2002].
Proteção e restauração podem ser aplicadas localmente (enlace) ou extremo-a-extremo
(caminho). Tratada localmente, a proteção e restauração se enfocam na proximidade local
da falha com o objetivo de reduzir o retardo no serviço de recuperação. Por exemplo, na
proposta extremo-a-extremo no GMPLS, os nós origem e destino do caminho LSP (Label
Switched Path) se encarregam de controlar a recuperação.
4.3.1.1 Esquemas de Proteção
Esquemas de proteção podem ser classificados como proteção em anel (ring protection) e
proteção em malha (mesh protection). Esquemas de proteção em anel incluem APS
(Automatic Protection Switching) e SHR (Self-Healing Rings) [ZHANG, 2004]. Tanto
proteção em anel como em malha podem ser divididos em dois grupos: proteção de
caminho e proteção de enlace.
Na proteção de caminho (path protection), o tráfego é re-roteado através de um caminho
backup toda vez que acontece uma falha de enlace no caminho de trabalho. Os caminhos
backup e de trabalho devem ser disjuntos para que uma única falha de enlace não possa
perjudicar ambos os caminhos.
Na proteção de enlace (link protection), o tráfego é re-roteado só ao redor do enlace
afetado. A proteção de caminho leva a um eficiente uso dos recursos backup e baixo
retardo de propagação fim-a-fim. Para a recuperação do caminho, proteção de enlace provê
um curto tempo de comutação para proteção.
Tem-se também introduzido o conceito de sub-caminho de proteção (sub-path protection)
numa rede em malha, dividindo um caminho primária numa seqüência de segmentos e
protegendo cada segmento separadamente. A proteção de sub-caminho óptico é um
mecanismo alternativo que reduz o tempo de restauração da conexão. Esta proteção,
proposta por Ou [OU, 2002] e Zhang [ZHANG, 2003], proporciona tempos de restauração
menores, pois a sinalização da falha não necessita percorrer todo o caminho óptico para
iniciar os procedimentos de recuperação. Em contrapartida, este mecanismo prejudica a
eficiência dos recursos da rede.
94
Outra técnica é feita dividindo a rede em diferentes domínios, no qual um segmento de
caminho óptico num domínio deve ser protegido pelos recursos do mesmo domínio
[ANAND, 2002]. Comparado com proteção de caminho, proteção de sub-caminho pode
alcançar alta escalabilidade e tempos de recuperação rápidos com um pequeno sacrifício no
uso de recursos [ZHANG, 2004].
Os esquemas de proteção de caminho, sub-caminho e enlace podem ser dedicados ou
compartilhados. Em proteção dedicada são usados comprimentos de onda backup
dedicados só para o caminho de trabalho a ser protegida. Já quando são usados caminhos
backup compartilhados, comprimentos de onda podem ser usados por diferentes caminhos
de trabalho desde que estes não formem parte do mesmo grupo de enlaces com risco
compartilhado.
4.3.1.2 Esquemas de Restauração
Restauração dinâmica pode também ser classificada como restauração de caminho, sub-
caminho ou enlace [WANG, 2002].
Na restauração de caminho quando um enlace falha, os nós fonte e destino de cada
conexão que atravessa o link em falha são informados do problema. Os nós fonte e destino
de cada conexão independentemente descobrem um caminho backup fim-a-fim. Na
restauração de sub-caminho, quando um enlace falha o nó upstream do respectivo enlace é
quem detecta a falha e descobre um caminho backup desde ele (o nó upstream) até o
correspondente nó destino, para cada conexão interrompida. Na restauração de enlace os
nós finais do link que tem falhado, dinamicamente, descobrem um caminho ao redor do
enlace para cada conexão que atravessa o link.
Os esquemas de recuperação são apresentados na Figura 4.1.
95
Figura 4.1 - Esquemas de recuperação: Caminho, Sub-Caminho e Enlace.
Entre estes três tipos de recuperação, a recuperação de enlace é a mais rápida e a de
caminho é a mais lenta. A Figura 4.2 apresenta um resumo dos esquemas de sobrevivência.
Figura 4.2 - Esquemas de Proteção e Restauração para redes em malha WDM
Geralmente, esquemas de restauração são mais eficientes no uso da capacidade da rede
devido ao fato que este tipo de esquema não aloca capacidade reserva e provê resiliência
contra diferentes classes de falhas; porém esquemas de proteção têm rápido tempo de
recuperação e garante a respectiva recuperação, coisa que os esquemas de restauração não
podem como um todo garantir.
96
4.4 EVOLUÇÃO DA SOBREVIVÊNCIA NA REDE DE TRANSPORTE
Redes de Transporte legadas compreendem a funcionalidade para prover transporte,
multiplexação, comutação, supervisão e sobrevivência da camada de serviço. O núcleo da
rede de transporte está atualmente num período de transição, evoluindo desde redes
SONET/SDH baseados em TDM, para redes ópticas baseadas em WDM com transporte,
multiplexação, roteamento/comutação, supervisão e sobrevivência suportados na camada
óptica [ZHENG, 2004]. Os serviços de rede também estão em transição, migrando de
serviços baseados em voz para serviços baseados em pacotes.
Estes acontecimentos têm levado os operadores de rede a reconsiderar os seus mecanismos
de sobrevivência tradicionais. Arquiteturas de rede com sobrevivência foram
desenvolvidas com base no paradigma Circuit-Switched/TDM. Com a expansão da Internet
e aplicações multimídia tem sido necessária a migração para redes comutadas por
pacotes/DWDM, com a necessária evolução para novos esquemas de sobrevivência na
rede.
4.4.1 Sobrevivência baseada em APS (Automatic Protection Switch)
A classe mais simples de mecanismos para sobrevivência de uma rede no evento de uma
falha num elemento de rede ou link é o APS. O esquema APS envolve a reserva de um
canal de proteção (dedicado ou compartilhado) com a mesma capacidade do canal primário
a ser protegido. As diferentes técnicas APS são caracterizadas pelos seguintes critérios:
• A topologia: Linear ou Anel (malha não é suportada por APS);
• Se o canal de proteção transporta uma cópia backup do tráfego
permanentemente ou só quando requerido para proteção;
• Se o canal de proteção é compartilhado entre canais de trabalho que podem
potencialmente necessitar proteção;
• Se ambas as direções de transmissão comutam (comutação bidirecional)
para canais de proteção quando uma falha acontece numa direção, ou só a
direção afetada comuta (comutação unidirecional); e
• Se a rede automaticamente reverte o tráfego para os canais de trabalho
depois de esta ter sido restaurada (revertive switching), ou continua a seguir
usando o canal de proteção (non-revertive switching).
97
4.4.1.1 APS em Topologias Ponto-a-Ponto
As topologias Ponto-a-Ponto são usualmente utilizadas num sistema que precisa só de
caminhos que conectem dois nós entre si. Na proteção linear a entidade a ser protegida
segue uma rota ponto-a-ponto.
No paradigma Circuit-Switched/TDM, o APS é o protocolo usado para proteção em redes
SONET/SDH contra falhas de nós e enlaces em redes ponto-a-ponto.
Em qualquer esquema APS, o elemento de rede que detecta a condição de falha também
inicia a ação de comutação de proteção, e é chamado de tail-end node. O outro extremo da
proteção é chamado de head-end node. A função principal do nó head-end é dividir o sinal
elétrico do enlace de trabalho afetado (faz uma cópia duplicada do sinal) e alimentá-lo no
canal de proteção. Esta operação é chamada de função bridge. Assim, o APS provê
proteção por redirecionamento automático do tráfego afetado pela falha para rotas
alternativas. Tem-se aqui três tipos de mecanismos básicos de proteção: 1+1 , 1:1 e 1:N
Em proteção 1+1 o bridge está sempre presente. Em proteção 1:1 ou 1:N o nó tail-end faz
um upstream requisitando o bridge. Em SONET/SDH esta sinalização é transmitida em 2
bytes de overhead, os quais constituem o canal de sinalização APS. Os critérios típicos
para iniciar um APS são:
• Detecção de uma falha (LOS: Loss-of-signal, LOF: Loss-of-Framing);
• Falha de Sinal (excessiva taxa de erro de bit – BER);
• Degradação de sinal (Alto BER relativo);
• Comandos iniciados externamente desde o OSS (Sistema Operativo).
Estes critérios formam uma hierarquia de prioridades, com comandos desde o OSS
(funções de manutenção, por exemplo) com a maior prioridade, seguida de detecção de
falhas.
Proteção 1+1
Aqui, um sinal SONET/SDH é transmitido através de dois caminhos disjuntos desde uma
fonte até um destino. O destino decide qual sinal vai receber baseado no melhor entre os
dois sinais, estas indicações são providas pela subcamada de seção (multiplex section
sublayer). Na prática, cada caminho fica protegido por um outro caminho dedicado
98
(protection section). Comutação de proteção unidirecional não precisa de um canal de APS
para coordenar endpoints; porém, um canal de APS é necessário para comutar proteção
bidirecional [CAVENDISH, 2000] [ITU-T G.841, 1996].
Tipicamente, em SONET/SDH, o canal de proteção é um OC-n completo. Como
apresentado na Figura 4.3, quando o elemento de rede detecta que o tráfego que chega a
partir do canal de proteção é melhor do que o do canal de trabalho, este comuta para tomar
o tráfego desde o canal de proteção.
Figura 4.3 - Proteção 1+1 APS
Proteção 1:1
Em proteção 1:1, dois caminhos disjuntos são também usados, com a diferença que o sinal
SONET/SDH é transmitido só por uma via, o chamado caminho de trabalho (working
section). O outro caminho, chamado de caminho de proteção, fica ocioso, porém pode
também ser usado para transporte de tráfego não protegido, conhecido como tráfego extra
(extra traffic), o qual é interrompido quando a fibra de proteção é necessária quando
acontecer uma queda de enlace. O processo de retirar o tráfego extra é chamado de traffic
squelching.
Proteção 1:N
Em proteção 1:N, N fibras de serviço são protegidas por um único caminho de proteção.
Dado que N caminhos primários compartilham um único caminho de proteção, um canal
de APS é necessário para coordenar a comutação quando acontecer uma falha. Aqui
também tráfego extra pode ser transportado pelo caminho de proteção.
Quando uma falha acontece o tail-end informa ao head-end que precisa da operação de
comutação para a linha de proteção. Este examina o estado atual do sistema de proteção e a
99
prioridade da condição para cada enlace de trabalho requisitando proteção, logo faz a
comutação para o enlace de proteção. A Figura 4.4 apresenta este esquema.
O esquema 1:N APS amplia grandemente a disponibilidade do sistema contra falhas de
uma única fibra. Este esquema é muito mais eficiente do que 1+1. Uma limitação existe,
porém, quando é aplicado a algumas fibras que formam o sistema 1:N no mesmo cabo, ali
não haverá sobrevivência quando acontecer o corte desse cabo.
Figura 4.4 - Proteção 1:N APS
4.4.2 Sobrevivência em Topologias em Anel
Com a normalização da tecnologia SONET/SDH são também estabelecidas novas
topologias de sobrevivência baseadas em anéis de proteção. Tecnicamente os anéis são
extensões da tecnologia APS e são muito mais simples de entender do que os esquemas de
sobrevivência para as redes em malha, embora estas últimas sejam mais eficientes. Uma
estimação da arquitetura instalada de 1990 a 2004 nos diz que mais de 100.000 terminais
ADM para anel SONET foram implantadas só nos Estados Unidos [GORSHE, 2005]. Isto
nos mostra que esta topologia é de muita importância e estará ainda presente como uma
tecnologia legada por um longo tempo. Têm-se dois tipos de proteção em anéis SDH:
• Anel de proteção dedicado MS (multiplex section (MS) dedicated protection
Rings), chamado também de SNCP (Sub-Network Connection Protection)
[MANCHESTER1, 1999]. Em SONET a denominação muda para UPSR
(Unidirectional Path Switched Ring
) [BLACK, 2002]. É usado roteamento unidirecional
e proteção em nível de caminho;
e,
100
• Anel de proteção compartilhada MS (MS shared protection rings), conhecida
também como MSPRings. Em SONET a denominação muda para BLSR
(Bidirectional Line Switched Rings) [BLACK, 2002]. É usado roteamento bi-
direcional e proteção em nível de linha do tipo loopback.
4.4.3 Sobrevivência em Redes em Anel com MultiplexaçãoWDM
Os mecanismos de proteção em anel da arquitetura SONET/SDH tem sido considerado
satisfatórios devido ao seu sistema simples de controle ante falhas e ao rápido serviço de
recuperação [MURTHY, 2002]. Isto motivou que algumas operadoras continuassem com
as redes anel, porém agora introduzindo tecnologia WDM. Conceitualmente o panorama é
o mesmo, os comutadores de comprimento de onda são interconectados numa topologia
anel similar. A maior diferença está nas capacidades de roteamento, comutação e
conversão de comprimento de onda das redes em anel WDM [CAVENDISH, 2000].
Uma das propostas para sobrevivência em redes anel com multiplexação WDM é um
padrão desenvolvido pelo grupo da IEEE 802.17 [IEEE 802.17, 2004] chamado de RPR
(Resilient Packet Ring). Este protocolo de nível 2 foi desenvolvido para proporcionar
serviços de transmissão de pacotes não orientados a conexão entre elementos de um anel
SDH. Apresenta duas opções para recuperação de falhas:
• Faz um curto-circuito físico ao detectar uma falha;
• Avisa as estações que tomam as medidas para não encaminhar tráfego pela rota
afetada.
4.4.4 Sobrevivência em Redes Malha com multiplexação WDM
Uma das vantagens de redes em malha WDM sobre as redes em anel baseadas no legado
SONET/SDH é que as redes em malha WDM são capazes de suportar diferentes esquemas
de proteção e podem ser mais eficientes. Particularmente, usando-se proteção de caminho
compartilhado, as redes em malha WDM podem requerer só 40-60 % de capacidade extra
para proteger a rede de qualquer falha simples, comparado com o 100% de capacidade de
reserva usado pelos esquemas de proteção baseados em anéis SONET/SDH
[RAMAMURTHY, 2003].
Num esquema de proteção compartilhado, os recursos de rede ao longo da rota backup
podem ser compartilhados entre vários caminhos primários de diferentes conexões (sempre
101
que não compartilhem os mesmos enlaces). Assim, só uma rota primária (do conjunto de
rotas primárias capazes de compartilhar o caminho backup), em caso de uma falha,
desviará seu tráfego para o caminho de proteção. Da maneira geral, é assumido que
[ZHANG, 2004]:
• Falhas de enlace é o cenário dominante em falhas de rede;
• Tem-se uma única falha de enlace num determinado tempo, e esta é reparada
antes que a próxima falha aconteça. A probabilidade de múltiplas falhas
acontecerem num determinado intervalo de tempo é remota.
4.5 PROTEÇÃO COMPARTILHADA EM REDES EM MALHA WDM
As atuais e grandes necessidades de largura de banda para o transporte de dados vêm sendo
suportadas pelo avanço da tecnologia fotônica, com destaque nas tecnologias WDM e
Optical Cross-connects (OXC). A tecnologia WDM permite a centenas de lightpaths
serem multiplexados numa mesma fibra se alcançando capacidades efetivas na ordem dos
Terabits por segundo. A grande quantidade de tráfego de informação é encaminhada pelos
OXCs os quais, quando interconectados em topologia em malha, são controlados por um
Plano de Controle (centralizado ou distribuído).
Nesta topologia, a sobrevivência também tem bastante relevância para o desenho robusto
da rede. Devido ao potencialmente grande volume de informação que é transportado por
um enlace de fibra, a ocorrência de uma falha pode ter desastrosas conseqüências tanto
para a rede de transporte como para as redes clientes. A adoção de proteção compartilhada
em redes WDM com topologia em malha pode alcançar 100% de recuperação ante uma
única falha e com uma considerável redução da redundância em termos de consumo de
capacidade da rede [HO, 2004].
Comparada com as redes ópticas legadas, três características são destacáveis nas redes
ópticas WDM comutadas por comprimento de onda: demanda de tráfego dinâmico,
controle distribuído e topologia em malha. A sobrevivência nestas redes tem muitos
requisitos, incluindo eficiência na capacidade e recuperação rápida ante falhas, existindo
entre ambas sempre um compromisso. Por outro lado, e se considerando uma única falha
num determinado tempo, a capacidade destas redes para compartilhamento backup pode
ser realizada em três níveis [LEI, 2003]:
102
Nível 1: Quando dois caminhos entre a fonte e o destino tem enlaces
completamente disjuntos, eles podem compartilhar os mesmos recursos (o mesmo
comprimento de onda, por exemplo) do mesmo caminho backup.
Isto é apresentado na Figura 4.7, onde os caminhos primários 1 e 2 estão completamente
disjuntos, logo os seus caminhos backup podem compartilhar os mesmos enlaces e o
mesmo comprimento de onda.
Figura 4.5 - Compartilhamento backup Nível 1.
Nível 2: O compartilhamento de recursos backup para requisições distintas que
não têm enlaces comuns nos seus caminhos de trabalho também é possível.
A diferença com o nível 1 é que os caminhos de trabalho não têm os mesmos nós fonte-
destino. Na Figura 4.8 os caminhos de trabalho (1-2, 3-4) não iniciam nos mesmos nós,
mas os seus caminhos backup podem se compartilhar completamente, nos enlaces
necessários.
Figura 4.6 - Compartilhamento backup Nível 2.
103
Nível 3: O compartilhamento de recursos backup, mesmo que estes formem parte
de demandas cujos caminhos de trabalho têm enlaces em comum, também é
possível.
Na Figura 4.9 o caminho backup 1 seria usado para recuperar o enlace 1-3 do caminho
primário 1. O caminho backup 2 seria usado para recuperar o enlace 1-2 do caminho
primário 2.
Figura 4.7 - Compartilhamento backup Nível 3
Embora os caminhos primários 1 e 2 tenham um enlace comum (o enlace 1-2), seus
respectivos caminhos backup podem ainda compartilhar o mesmo enlace 1-4 e o mesmo
comprimento de onda, pois uma única falha de enlace não prejudicará o serviço.
Compartilhamento backup de nível 1 e nível 2 podem ser aplicados tanto em sobrevivência
baseada em caminho quanto em sobrevivência baseada em enlace. O nível 3 só pode ser
aplicado a recuperação baseada em enlace.
O compartilhamento backup de nível 1 pode ser aplicado tanto em esquemas de proteção
como em esquemas de restauração. Já o nível 2, normalmente, pode ser aplicado só para
restauração [LEI, 2003]. Porém, novos esquemas de sobrevivência, como o apresentado
nesta Tese, pretendem aproveitar ao máximo a capacidade de compartilhamento de rota
backup.
104
4.6 RECUPERAÇÃO DE FALHA EM REDES MULTICAMADAS
No caso de multicamada o mecanismo de recuperação deve operar numa escala de tempo
de resposta ascendente. A Tabela 4.2 apresenta vários mecanismos com seus respectivos
tempos de recuperação numa rede multicamada [CAVENDISH, 2000].
Tabela 4.2 – Tempo de Recuperação de vários mecanismos de Sobrevivência.
Tecnologia Detecção Restabelecimento Detalhes
WDM WDM-OMS/OCh 1-10 ms 10-30 ms Anel/P-P
SONET/SDH 0,1 ms 50 ms Anel SONET
/SDH
APS 1+1 0,1 ms 50 ms P-P
FDDI 0,1 ms 10 ms Anel
STM 0,1 ms 100 ms
ATM PV-C/P 1+1 0,1 ms 10 ms * N N=# hopsATM
ATM PNNI SPV-C/P SV-C/P 40 s 1-10 s
BGP 180 s 10-100 s
IGRP e OSPF 40 s 1-10 s
IS-IS 40 s 1-10 s
IP
RIP 180 s 100 s
Da Tabela 4.2 pode se ver que embora o tempo de re-estabelecimento em WDM seja mais
rápido do que na tecnologia SDH, a detecção da falha leva mais tempo a ser feita. A
recuperação de falhas introduzidas desnecessariamente nas camadas altas (ou seja, quando
já se tem um mecanismo nas camadas inferiores) pode originar instabilidade das rotas e
congestionamento de tráfego, devendo ser evitada. A verificação da persistência de
problemas pode ser usada nas camadas superiores para permitir uma reação antecipada das
camadas inferiores ante falhas.
4.7 SOBREVIVÊNCIA EM REDES GMPLS
Uma série de esquemas de sobrevivência tem sido proposta pelo IETF para o projeto de
normalização do plano de controle GMPLS. Os diferentes esquemas têm distintas
capacidades de compartilhamento com seus conseqüentes efeitos na sua eficiência.
105
Para o desenvolvimento de um plano de controle comum, tanto para redes ópticas como
para as redes eletrônicas, são necessários mecanismos que permitam uma gerência
inteligente de falhas por meio de protocolos de sinalização, roteamento e gerência de
enlaces. Em nível de conexão a gerência de falhas em GMPLS é abordada em quatro
passos primários: Detecção, Localização, Notificação e Mitigação.
A detecção de falhas deveria ser realizada na camada mais próxima à falha, a camada
físico-óptica. Uma medida clássica de detecção de falhas nesta camada é a detecção de
perda de luz (LOL, loss of light). Outras técnicas baseadas na relação sinal/ruído óptico
(OSNR), a taxa de erro de bit (O-BER) óptica, dispersão, diafonia e atenuação têm sido
desenvolvidas.
A localização de falhas requer a comunicação entre os nós para determinar onde aconteceu
a falha. Uma conseqüência de se utilizar LOL para a detecção de falhas é que esta se
propaga no sentido de downstream ao longo de todo o caminho da conexão, permitindo a
todos os nós de downstream detectar a falha.
O protocolo LMP inclui um procedimento de localização de falhas projetado tanto para
redes transparentes (all-optical) quanto para opacas (opto-eletrônicas). Este mecanismo se
embasa no envio de mensagens ChannelFail de LMP entre nós adjacentes sobre um canal
de controle, separado dos canais de dados. Esta separação do plano de controle e de dados
permite que se use um único conjunto de mensagens para a localização de falhas,
independentemente do esquema de codificação do plano de dados.
Quando detectada e localizada a falha é utilizada a proteção e restauração para mitigar o
problema. A proteção e a restauração se têm abordado tradicionalmente utilizando duas
técnicas: comutação de caminho e comutação de enlace. Na comutação de caminho a falha
é tratada nos extremos do caminho (nós inicial e final). Na comutação de enlace a falha é
tratada no nó de trânsito no qual se detectou a falha.
A comutação de caminho pode-se sub-dividir em proteção de caminho, com pré-alocação
de caminhos de proteção e em restauração de caminho, onde as conexões são re-roteadas,
tanto dinamicamente como também utilizando caminhos pré-calculados (mas não pré-
alocados). A comutação de enlace pode-se dividir em proteção span, onde se comuta o
tráfego para um canal paralelo alternativo e restauração de enlace, onde o tráfego se
106
comuta para uma rota alternativa entre os dois nós (isto implica atravessar nós
intermediários adicionais).
Para utilizar a proteção devem existir mecanismos que possam:
• Distribuir as propriedades relevantes do enlace, como a largura de banda de
proteção e as capacidades de proteção;
• Estabelecer caminhos secundários através da rede;
• Sinalizar um comutador desde o caminho primário ao secundário e o contrário.
4.7.1 Mecanismos de proteção GMPLS
Os mecanismos de proteção em GMPLS são os seguintes:
• Proteção 1+1: os dados da carga se transmitem simultaneamente sobre dois caminhos
separados e se utiliza um seletor no nó de recepção para eleger o melhor sinal;
• Proteção M:N: são compartilhados M caminhos de backup pré-alocados entre N
caminhos primários; porém, os dados não se replicam no caminho de backup, mas
são alocados e transmitidos por ele só quando falha o caminho primário;
• Proteção 1:N: se compartilha um caminho backup pré-alocado entre N caminhos
primários;
• Proteção 1:1: se pré-aloca um caminho backup dedicado para um caminho primário.
As proteções 1:N e 1:1 são casos especiais da proteção M:N.
4.7.1.1 Proteção Span ou Proteção de Enlace
A Proteção span é aplicada entre dois nós adjacentes e se embasa na comutação para um
canal ou enlace de backup quando acontece uma falha. Como parte das extensões de
roteamento GMPLS, o tipo de proteção do enlace se anuncia para que se possa utilizar a
proteção span no cálculo da rota. Uma vez selecionada a rota, se faz a sinalização da
conexão utilizando RSVP-TE ou CR-LDP.
Cada nó que proporciona uma proteção span dedicada 1+1 deve replicar os dados em dois
canais separados. Isto requer utilizar o dobro da largura de banda da conexão entre o par de
nós e a capacidade de replicar os dados em ambos os canais. Quando se detecta uma falha
no nó de recepção, este deve comutar do canal de trabalho para o canal de proteção.
107
Na proteção span compartilhada M:N se tem que detectar as falhas antes de realizar a
comutação já que os dados não se encontram replicados nos canais primário e de backup.
Quando se localiza uma falha, o nó de downstream pode iniciar uma proteção span local
enviando uma mensagem de refresh RSVP Path. As mensagens de refresh do caminho são
elementos de RSVP que permitem aos nós intermediários atualizar o estado de um LSP.
Isto permite realizar a comutação do canal primário para o de reserva. A troca prévia da
configuração de proteção compartilhada utilizando LMP minimiza a possibilidade de um
conflito no canal de backup (rótulo) quando é feita a comutação de proteção. A Proteção de
Enlace é apresentada na Figura 4.10.
Figura 4.8 - Proteção de Enlace
4.7.1.2 Proteção de Caminho
A proteção de caminho é feita nos nós finais (iniciador e terminador) e requer a comutação
para um caminho alternativo quando acontece uma falha.
Quando se tem calculado os dois caminhos, a fonte gera duas conexões roteadas
explicitamente com os bits «dedicado 1+1» e «não protegido» ativos, respectivamente, no
vetor de bits de proteção da correspondente mensagem de sinalização. O estabelecimento
indica que estes dois caminhos desejam reservas compartilhadas. Para a proteção de
caminho 1+1, a conexão se transmite simultaneamente sobre os dois caminhos separados e
se utiliza um seletor no nó terminador para selecionar o melhor sinal. Em cada nó onde os
dois caminhos se ramificam deve-se replicar os dados em ambos os ramos. Nos nós nos
quais se unem os caminhos deve-se eleger os dados de um caminho com base na
integridade do sinal.
Na proteção de caminho M:N, pré-estabelecem-se M caminhos distintos para a proteção
compartilhada dos N caminhos principais. Estes caminhos secundários são utilizados para
a comutação rápida quando o caminho principal falha. Mesmo que os recursos para estes
108
caminhos de backup estejam pré-alocados, o tráfego de baixa prioridade pode utilizar estes
recursos tendo em conta que o respectivo tráfego será bloqueado se acontecer uma falha no
caminho primário. A proteção de caminho é apresentada na Figura 4.11.
Figura 4.9 - Proteção de Caminho
4.7.2 Mecanismos de restauração em GMPLS
A restauração é projetada para reagir rapidamente ante falhas, utilizando a largura de banda
eficientemente, mas normalmente requer o estabelecimento de recursos e o cálculo de rotas
dinamicamente; por essa razão, leva mais tempo em comutar para um caminho alternativo
do que as técnicas de proteção. A restauração pode ser implementada na fonte ou num nó
intermediário uma vez que o nó responsável tenha sido notificado mediante os mecanismos
de notificação mencionados anteriormente ou utilizando mensagens de erro padrões.
4.7.2.1 Restauração de linha
Para suportar a restauração de linha é selecionado um novo caminho num nó intermediário.
Isto leva o tráfego a atravessar nós adicionais de trânsito. A restauração de linha pode ser
benéfica para as conexões que atravessem múltiplos saltos e/ou longas distâncias, já que a
latência na notificação da falha pode ser consideravelmente reduzida. Neste caso só se re-
roteiam segmentos da conexão em lugar do caminho completo.
A restauração de linha pode romper as requisições caso esteja definida uma rota explícita
para a conexão. As restrições utilizadas para rotear a conexão podem ser enviadas para que
um nó intermediário que faz a restauração de linha possa calcular uma rota alternativa
apropriada.
109
4.7.2.2 Restauração de caminho
A restauração de caminho comuta o tráfego para uma rota alternativa ao redor da falha,
onde o novo caminho é selecionado no nó fonte. Pode-se otimizar o processo de
restauração, por exemplo, pré-calculando rotas alternativas e salvando-as para uso futuro.
Um caminho restaurado pode reutilizar nós do caminho original e/ou incluir nós
intermediários adicionais. Os recursos dos nós de downstream são reutilizados
(compartilhados) sempre que seja possível e os recursos dos nós intermediários que já não
são necessários são liberados. Este compartilhamento de recursos aumenta as
probabilidades da conexão para conseguir os recursos requeridos quando o re-roteamento
está em progresso. Se os recursos são calculados e pré-alocados, o re-roteamento é mais
rápido já que tais recursos estão garantidos, a não ser que falhem ou que estejam utilizados
por conexões de maior prioridade.
Os esquemas de restauração podem ser divididos em 4 categorias [MANNIE2, 2002] em
função do cálculo do caminho de restauração, a reserva de recursos de restauração e a
função de alocação do canal de restauração serem feitos antes ou depois da falha. Os cinco
mecanismos de sobrevivência são apresentados na Tabela 4.3 [LEI, 2003].
O desempenho de um esquema de sobrevivência introduz vários aspectos. Em [LEI, 2003],
as categorias apresentadas na Tabela 4.3 são comparadas em dois aspectos: eficiência de
capacidade e tempo de interrupção do serviço, se considerando uma única falha.
Tabela 4.3 - Alguns esquemas de Sobrevivência para GMPLS
Funções Categoria
Cálculo de
Caminho
Reserva de
recursos
Alocação de
Canal
Crossconnect
Proteção Antes Antes Antes Antes
Restauração1 Antes Antes Antes Depois
Restauração2 Antes Antes Depois Depois
Restauração3 Antes Depois Depois Depois
Restauração4 Depois Depois Depois Depois
Análise do tempo de interrupção do serviço
O tempo de interrupção do serviço consiste, geralmente, de duas partes: Tempo de
gerenciamento da falha (T
M
) que inclui o tempo para detecção, localização e notificação da
falha; e o tempo de recuperação da falha (T
R
), o qual deve incluir o tempo para o nó fonte
110
comutar o tráfego desde o caminho primário com falha para o caminho backup (T
S
) e
incluir o Tempo de cálculo da rota de recuperação (T
C
), assim como o Tempo de
configuração da rota de recuperação (T
setup
), dependendo do esquema de sobrevivência
selecionado.
O T
setup
consistiria do Tempo de alocação de canal (T
A
) e o Tempo de configuração do
OXC (T
O
), dependendo do esquema de recuperação selecionado. Estas relações são
apresentadas na Figura 4.12.
Figura 4.10 – Composição do Tempo de Interrupção de Serviço.
Assim, para Restauração4 o Tempo de Interrupção de Serviço depois de uma falha ocorrer
seria:
T
INTERRUPÇÃO
= T
M
+ T
S
+ T
C
+ T
A
+ T
O
Para Restauração2 e Restauração3, dado que a rota de recuperação tem sido pré-calculada
antes da falha, o Tempo de Interrupção de Serviço depois de uma falha ocorrer seria:
T
INTERRUPÇÃO
= T
M
+ T
S
+ T
A
+ T
O
Para Restauração1, dado que o cálculo da rota de recuperação e a alocação de canal tem
sido pré-calculada antes da falha, o Tempo de Interrupção de Serviço seria:
T
INTERRUPÇÃO
= T
M
+ T
S
+ T
O
Para Proteção, dado que todas as funções têm sido calculadas antes da falha, o Tempo de
Interrupção de Serviço seria:
T
INTERRUPÇÃO
= T
M
+ T
S
T
INTERRUPÇÃO
T
M
T
R
T
setup
T
S
T
C
T
A
T
O
111
Assim, comparando os Tempos de Interrupção de Serviço de cada um destes mecanismos,
se tem que:
Restauração4 > Restauração3 = Restauração2 > Restauração1 > Proteção
Além disto, dado que o tempo de notificação de uma falha de um esquema de
sobrevivência baseado em enlace é geralmente mais curto do que num esquema de
sobrevivência baseado em caminho, o Tempo de Interrupção de Serviço dos esquemas de
sobrevivência baseados em enlace são mais curtos do que os baseados em caminho.
4.8 RWA SOBREVIVENTE (S-RWA)
Numa rede WDM em malha com comprimento de onda contínuo implementando proteção
de caminho fim-a-fim, o problema de se encontrar um par de caminhos primário-backup
com enlaces disjuntos e alocar um adequado comprimento de onda para cada caminho é
conhecido como o problema de Alocação de Rota e Comprimento de Onda Sobrevivente
(S-RWA).
Geralmente, um par de caminhos fonte-destino com o menor custo é estabelecido para o
transporte do tráfego de dados. De maneira similar ao custo de um caminho primário não
protegido, definido como a soma dos custos de todos os enlaces nele contidos, o custo do
par primário-backup é a soma dos custos dos caminhos individuais.
Quando se procura por um esquema de proteção compartilhado, o custo de um par
primário-backup pode apresentar diferentes configurações em função das prioridades e
políticas que são estabelecidas para a criação dos caminhos. Aqui geralmente é priorizada a
diversidade e a capacidade de compartilhamento visando à otimização de recursos ou a
probabilidade de bloqueio, em detrimento de outros critérios (tempo de computação, por
exemplo).
O par pode ser selecionado, tanto a partir de um conjunto pré-planejado de rotas alternadas,
ou calculado dinamicamente. Dependendo das considerações de engenharia de tráfego,
diferentes funções de custo podem ser aplicadas aos enlaces da rede, tais como aplicar
valor constante (para minimizar a distância do salto), pelo comprimento do enlace (para
minimizar o retardo), fração da capacidade disponível nos enlaces (para balanço da carga
na rede), custo de rede (custo operacional, custo do equipamento, etc.) nos enlaces (para
minimizar o custo) e assim por diante [ZHANG, 2004].
112
O problema de alocar o comprimento de onda (WA) pode ser considerado depois de ter
sido estabelecido a rota do par primário-backup. Diferentes heurísticas têm sido propostas.
O problema de WA pode também ser considerado juntamente com o cálculo da rota do par
primário-backup, problema que tem sido provado ser NP-completo [ZHANG2, 2003].
Quando uma rede tem capacidade de conversão total de comprimento de onda, o assunto é
reduzido a um problema de roteamento ótimo, o qual pode ser solucionado usando um dos
diferentes algoritmos já existentes.
Além de heurísticas S-RWA, aproximações baseadas em programação linear (LP) são
também usadas para tratar o problema. Aproximações LP podem ser usadas tanto para pré-
calcular um conjunto de rotas candidatas quanto para calcular um par de rotas primário-
backup em forma dinâmica, on-demand. Embora um esquema baseado em LP não seja
muito escalável, por causa do cálculo intensivo necessário, ele pode ser usado para projetar
eficientes algoritmos heurísticos.
A sobrevivência em redes IP-sobre-WDM, tratada nesta proposta, pode ser implementada
tanto na camada WDM quanto na camada IP/GMPLS. Na camada WDM, cada caminho
óptico primário é protegido por um outro caminho óptico geralmente disjunto. Na camada
IP/GMPLS, cada LSP primário é protegido por um outro LSP. A proteção WDM
proporciona um tempo de restauração menor do que a proteção IP/GMPLS, já que não
depende de sinalização e temporização para a detecção da falha [BICUDO, 2005]. Como o
mecanismo de proteção IP não tem acesso aos sensores/receptores ópticos que monitoram
uma provável interrupção da portadora, estes precisam do envio periódico de mensagens
HELLO para detectar a falha.
Um mecanismo integrado para permitir a sinalização do evento de falha da camada WDM
para a camada IP, foi proposto por Zheng [ZHENG, 2003]. Mesmo assim, o tempo de
restauração da proteção IP será superior ao da proteção WDM. Como um único canal
óptico pode transportar até milhares de conexões LSPs, o desempenho da camada
IP/GMPLS continua prejudicado pela sobrecarga computacional associada ao grande
número de procedimentos necessários à recuperação da falha. A proteção WDM, em
contrapartida, executa o procedimento somente uma vez para cada canal óptico. A
desvantagem da proteção WDM é o isolamento entre recursos primários e de proteção,
dado que, uma vez que um canal óptico é reservado para recuperação, este não será
113
cogitado como um recurso disponível. Na proteção IP/GMPLS este isolamento não ocorre,
pois LSPs primários e de recuperação coexistem em um mesmo canal óptico.
Alcançar um tempo de restauração equivalente às redes SONET/SDH é necessário para a
substituição desta tecnologia, ainda utilizada em telecomunicações. Para este objetivo é
necessário o desenvolvimento de mecanismos de proteção WDM. Apesar de a proteção IP
ser mais eficiente que a proteção WDM, a proteção WDM é a única capaz de atingir os 50
milisegundos das redes SONET/SDH [BICUDO, 2005].
4.8.1 Alocação de Reserva de Capacidade
Como se pode intuir a partir do conteúdo apresentado, o projeto de redes sobreviventes
requer margens de capacidade; ou seja, reserva de recursos (comprimentos de onda e
enlaces de fibra). Assim, qualquer projeto de algoritmo deveria objetivar a minimização
dos recursos reservados. Técnicas de compartilhamento de recursos são muito usadas para
reduzir a capacidade de reserva requerida.
O problema da alocação de reserva de capacidade (spare capacity assignment) tem sido
formulado como um Programa Linear Inteiro (ILP: integer linear program). Dado que ILP
é computacionalmente intratável [MURTHY, 2002], soluções baseadas em rápidas
heurísticas que produzem soluções aproximadas são preferidas. Assim, um modelo de
fluxo multi-objetivo (multicommodity) apresentado em [XIONG, 1999], [GROVER, 1999],
[MURAKAMI, 1995], [IRASCHKO, 1996], [CAENEGEM2, 1997], [HERZBERG, 1995],
[HERZBERG2, 1997], [OH, 2000], [DOUCETTE, 2001], usa um conjunto de caminhos
pré-definidos para todas as demandas formando assim o espaço de busca com o objetivo de
minimizar o custo de alocação de reserva de capacidade.
Um esquema de aproximação de K caminhos curtos para limitar o comprimento do
conjunto de caminhos candidatos é usado em [XIONG, 1999], [GROVER, 1999],
[IRASCHKO, 1996], [CAENEGEM2, 1997]. O método de Relaxamento de Lagrangian é
usado em [DOSHI, 1999], [MEDHI, 2000] visando simplificar o problema original. Muitas
Heurísticas têm sido apresentados na literatura [XIONG, 1999], [GROVER, 1999],
[CAENEGEM, 1998], [CAENEGEM2, 1997], [MEDHI, 2000].
Em [PATEL, 2003] é apresentado um estudo comparativo de custos de mecanismos de
alocação de reserva de capacidade e seu desempenho. A análise experimental mostra que a
114
topologia de rede, o padrão de demanda (ou matriz de tráfego) e o número de saltos por
rota primária tem um significativo impacto no custo econômico da alocação de reserva de
capacidade oferecida por um esquema sobre outro.
Posteriormente foram propostos mecanismos de sobrevivência visando uma rede que possa
combinar as vantagens de redundância e resiliência da topologia em anel e as vantagens de
eficiência e escalabilidade da topologia em malha. Dentre estas propostas, existem as que
oferecem uma abordagem na camada IP/GMPLS como os algoritmos BIRA e HIRA
proposto por Zheng et al. [ZHENG e MOHAN, 2003] e o algoritmo de Kodialam et al.
[KODIALAM e LAKSHMAN, 2001], visando a versatilidade, maior granularidade e
flexibilidade de configuração desta camada. Outras têm um enfoque mais voltado para a
recuperação na camada WDM como em [WANG et al., 2002], [RAMAMURTHY e
MUKHERJEE, 1999] e [ZHANG e MUKHERJEE, 2004], que proporcionam um tempo de
recuperação menor, devido à menor granularidade e por não ser necessário sinalização
extra. No trabalho de Ou et al. [OU et al., 2002] e Zhang et al. [ZHANG, 2003] são
apresentados esquemas de proteção de sub-caminho como uma alternativa viável para
reduzir o tempo de restauração, já que a sinalização não necessita percorrer toda extensão
do caminho óptico para ser iniciado o procedimento de recuperação.
No desenvolvimento de Mohan e Murthy [MOHAN, 1999] [MURTHY, 2002] é
considerado o problema do estabelecimento confiável de conexões para recuperação rápida
de falhas em redes WDM roteadas por comprimento de onda com demanda de tráfego
dinâmico. Aqui é usado o método de roteamento alternativo (alternate routing), onde cada
par fonte-destino usa um conjunto de K rotas alternativas (rotas candidatas) pré-calculadas
off-line. Neste trabalho se tem a seguinte notação:
‘link’ Æ enlace físico
‘wlink’ Æ canal-comprimento de onda num enlace físico
R
p
e R
b
Æ rotas candidatas primária e backup
w
p
e w
b
Æ comprimento de onda usado por um caminho óptico primário e backup
< R
p
; w
p
> Æ lightpath primário (L
p
)
< R
b
; w
b
> Æ lightpath backup (L
b
)
O par rota-comprimento de onda candidato com o menor custo é escolhido. O custo do
lightpath primário (L
p
) é dado pelo número de saltos ou wlinks usados por este.
115
Então, o custo de uma conexão usando o lightpath primário-backup < L
p
; L
b
> é dado por:
C(L
p
; L
b
) = C
p
(L
p
) + C
b
(L
b
; L
p
);
O pseudo-código usado por esta proposta é dado a continuação:
Function C
p
(L
p
)
Begin
custo
Å
0;
Para cada wlink w
l
de L
p
fazer
custo
Å
custo + custo_do_Primário(w
l
)
Return(custo)
End.
Function C
b
(L
b
; L
p
)
Begin
custo
Å
0;
Para cada wlink w
l
de L
b
fazer
custo
Å
custo + custo_do_Backup(w
l
;R
p
)
Return(custo)
End.
Neste contexto, são analisados pelos autores três método de alocação de comprimento de
onda: PDBWA-S, PDBWA-D e PIBWA (primary independent backup wavelength
assignment). Este último é interessante, pois a diferença dos dois primeiros não impõe
restrições no uso dos comprimentos de onda para os lightpaths primário e backup, de
maneira que ambos os caminhos poderiam usar comprimentos de onda diferentes,
oferecendo assim um melhor desempenho em termos de probabilidade de bloqueio que os
dois primeiros, porem introduzindo maior complexidade que estes.
Considerando um lightpath primário L
p
com custo finito, tem-se K-1 possíveis rotas
backup, cada uma com W possíveis comprimentos de onda. Então, para este L
p
há (K-1)W
possíveis caminhos backup. Para calcular C
b
de um lightpath backup para o dado caminho
óptico primário (L
p
), é necessário o custo de cada um dos wlinks no lightpath backup. Se o
wlink é livre, então seu custo é 1. Se não está disponível é infinito, do contrario é 0.
Para definir este custo são necessárias O(H) unidades de tempo. Assim, para um dado
lightpath primário num dado comprimento de onda, escolher o melhor caminho em
qualquer comprimento de onda requer O(KH
2
W) unidades de tempo. Então, processar cada
116
caminho óptico primário em cada comprimento de onda para determinar o mínimo custo
do par primário-backup terá uma complexidade de O(K
2
H
2
W
2
).
Este algoritmo é muito atrativo pelo uso da técnica de multiplexação backup que faz mais
eficiente o uso dos recursos, melhorando o desempenho da rede. O uso do esquema de
roteamento alternativo de alguma maneira reduz a complexidade respeito de outros
esquemas, porem pode limitar o desempenho em termos de probabilidade de bloquieo.
Este desempenho poderia ser melhorado pela adoção de uma aproximação baseada em
roteamento adaptativo (adaptive routing), onde caminhos ópticos são estabelecidos
adaptativamente baseados no estado presente da rede. Mas, instancias de tal problema são
do tipo NP-completo [YUAN, 2004], assim, é desejável ir para soluções baseadas em
aproximações heurísticas com um razoável tempo de computação.
4.9 USO DE HEURÍSTICAS BASEADAS EM ALGORITMO GENÉTICO
Problemas de projeto e otimização para redes sobreviventes freqüentemente requerem
algoritmos de tipo não-polinomiais (NP). Instâncias de tais problemas são difíceis de
abordar com os métodos exatos da programação matemática, devido ao longo tempo de
processamento e requisitos de memória computacional. Assim, pesquisadores têm optado
por técnicas heurísticas.
Por outro lado, algoritmos evolucionários, em especial os Algoritmos Genéticos, tem
chamado grande atenção por sua aplicação na solução de problemas complexos e de
otimização em diferentes campos da ciência, incluindo as Telecomunicações, e em
particular as redes ópticas comutadas por comprimento de onda [SINCLAIR1, 1998]
[SINCLAIR2, 1998] [SINCLAIR3, 1993] [SINCLAIR4, 1999] [BISBAL, 2004], porém,
em algumas aplicações resultam inviáveis pelo tempo de execução que demanda o
processo computacional.
Uma poderosa alternativa para problemas específicos é a modelagem híbrida baseada em
Heurísticas e Algoritmos genéticos, que combina a melhor heurística para a solução do
problema dentro da estrutura robusta que oferece o algoritmo genético.
Aproximações baseadas puramente em GA podem levar a uma longa latência de
configuração devido ao processo randômico para obter a primeira geração de indivíduos
117
toda vez que acontece uma nova solicitação do cliente. O uso de algoritmos heurísticos
pode ajudar a otimizar estes processos, estabelecendo uma base de população de rotas
primárias e de proteção, de maneira a se ter uma convergência rápida na obtenção do par
mais adequado para tal solicitação.
Assim, para cada solicitação de comprimento de onda, e visando reduzir a complexidade
computacional, o algoritmo híbrido procura:
a) Por um conjunto de rotas principais candidatas;
b) Suas correspondentes rotas de proteção (disjuntas das rotas principais);
Estes conjuntos de rotas serão pré-calculadas e usadas para formar o espaço de busca para
o GA. Assim, se pretende que o mecanismo possa distribuir tráfego mais equitativamente e
o compartilhamento de caminhos de proteção possam ser aprimorados.
A Figura 4.14 apresenta um exemplo do que se espera do planejamento de reserva de
capacidade para proteção compartilhada usando heurísticas. Aqui, em caso de acontecer
uma falha, um único caminho de proteção (mecanismos de proteção clássicos 1:1 ou 1:N)
não conseguiria satisfazer todos os requisitos de tráfego. Porém, usando estas heurísticas
seria possível.
Figura 4.11 - Proteção compartilhada para diversas Rotas de Trabalho.
118
No exemplo, para a proteção de rota de trabalho 1-2 têm-se reservadas as rotas backup 1-3-
4-2 e 1-3-5-6-4-2, assim o tráfego pode ser otimamente balanceado nessas duas rotas de
proteção em caso de falha na rota primária. Assim, a proposta deste trabalho pretende ser
mais eficiente quando comparado a um único caminho de proteção. A Tabela 4.4 mostra os
requisitos de tráfego, caminhos de Trabalho, caminhos de Proteção e comprimentos de
onda do exemplo anterior.
Tabela 4.4 - Requerimentos de Tráfego, caminhos de Trabalho e caminhos de Proteção.
Rotas Caminhos
Fonte Destino
Tráfego
(Nº de Lambdas)
Rota de Trabalho
λ
Work
Rota Backup
λ
Prot
1 2 4 1-2, λ
1
1-2, λ
2
1-2, λ
3
1-2, λ
4
1-3-4-2, λ
1
1-3-4-2, λ
2
1-3-5-6-4-2, λ
3
1-3-5-6-4-2, λ
4
3 4 2 3-4, λ
3
3-4, λ
4
3-5-6-4, λ
3
3-5-6-4, λ
4
5 6 2 5-6, λ
1
5-6, λ
2
5-3-4-6, λ
1
5-3-4-6, λ
2
Embora a aproximação híbrida Heurístico/Algoritmo Genética seja promissora, esta tem
algumas limitações. Dado que esta é uma forma de procura estocástica guiada, não existe
garantia de que um valor ótimo global possa ser alcançado. Em compensação, uma boa
solução aproximada pode ser conseguida.
Em [BISBAL, 2004], por exemplo, é proposta uma heurística baseada em roteamento
adaptativo usando um algoritmo genético, chamado de FT-GRWA (fault tolerance GA-
based Routing and Wavelength Assignment), o qual oferece um bom desempenho a um
razoável
tempo de execução, quando comparado com o esquema PIBWA [MOHAN, 1999]
[MURTHY, 2002]. Porem, os processos de busca randômica da primeira população
resultam num significativo retardo.
Em [LE , 2005] é proposto um algoritmo híbrido baseado na técnica de agentes móbiles e
algoritmos
genéticos para proteção de caminho em redes WDM com sobrevivência usando
um
esquema de compartilhamento backup e diferentes comprimentos de onda para os
119
lightpaths primário e backup, como no método PIBWA [MOHAN, 1999] [MURTHY,
2002]. Neste mecanismo, os agentes móbiles, implementados pelo esquema de roteamento
baseado em formigas (ant-based) [NGO, 2004], se encarregam de explorar o estado da
rede, atualizando assim as tabelas de rotas, o qual permite definir a primeira população
para o algoritmo genético sem necessidade de criação aleatória, o qual leva a uma
otimização no tempo de execução e melhora o desempenho do algoritmo FT-GRWA. O
pseudo código deste processo é mostrado a seguir:
{Atualiza tabela de roteamento do nó fonte}
Se o novo ciclo é diferente de qualquer outro disponível no listado de ciclos do nó fonte, Then
Se o número de ciclos no listado de ciclos é menor que P Then
Inserte seu agente novo ciclo no listado
Else
Substitua um ciclo existente com o agente novo ciclo baseado na política FIFO
End if
End if
Aqui, o ciclo é formado por os dois caminhos, primário e backup, disjuntos entre si,
constituindo um individuo da população. Os resultados obtidos na simulação apresentam
uma baixa probabilidade de bloqueio e um relativo curto tempo na execução do algoritmo.
A complexidade deste algoritmo híbrido é O(G.P.N.(P+W)), onde G é o número de
gerações e P a população, ambos parâmetros do GA, N representa o número de nós da rede
e W o número total de comprimentos de onda por enlace. Aqui, os autores não consideram
o tempo de computação gasto pela heurística dos agentes móbiles.
120
4.10 COMENTÁRIO FINAL
O projeto de uma rede de telecomunicações que permita manter um nível aceitável de
serviço quando da ocorrência de uma falha é um dos mais importantes desafios para os
operadores de redes.
A sobrevivência de redes, particularmente no contexto das redes ópticas, tem motivado
forte interesse nos operadoras e pesquisadores pela necessidade de implementação de
mecanismos que agreguem confiabilidade à rede, e isto é um requisito crítico para as redes
IP sobre WDM. Capacidade de recuperação de falhas na camada óptica é conseguida
usando proteção, onde uma requisição cliente é atendida com dois caminhos em lugar de
um: um caminho de trabalho e um caminho backup, ambos disjuntos entre si.
O método de proteção mais simples é conhecido como proteção dedicada, e usa um
caminho óptico backup por cada caminho de trabalho. De maneira a usar os recursos mais
eficientemente, técnicas de multiplexação de caminho backup são introduzidas para
permitir que dois ou mais caminhos de trabalho possam compartilhar o mesmo caminho de
reserva, com a restrição que seus respectivos caminhos de trabalho não pertençam ao
mesmo SRLG.
Problemas de projeto e otimização baseados nesta técnica freqüentemente requerem
algoritmos de tipo NP, porém difíceis de abordar com os métodos exatos da programação
matemática devido ao longo tempo de processamento Assim, pesquisadores tem optado
por técnicas heurísticas específicas.
Por outro lado, algoritmos evolucionários, em especial os GAs, têm ganhado grande
interesse por sua aplicação na solução de problemas complexos e de otimização em
campos como as Telecomunicações, e em particular as redes ópticas. Porém, em algumas
áreas a sua aplicação resulta inviável pelo tempo de execução que demanda o processo
computacional.
Uma poderosa alternativa para problemas específicos relativos à sobrevivência e a RWA é
apresentada neste trabalho, usando modelagem híbrida baseada em Heurísticas e
Algoritmos genéticos, que combinam soluções heurísticas dentro da estrutura robusta que
oferece o algoritmo genético, orientando-o à multiplexação de caminho backup.
121
Capítulo 5
“Porque o Senhor é bom; a sua benignidade dura para sempre,
e a sua fidelidade de GERAÇÃO em GERAÇÃO”.
Sl 100:5
5 ALGORITMOS GENÉTICOS
5.1 INTRODUÇÃO
Algoritmos evolucionários, e muito em especial os algoritmos genéticos, tem despertado
grande interesse por sua aplicação na solução de problemas complexos e de otimização em
diferentes campos da ciência, incluindo as Telecomunicações. Aplicações nesta última área
incluem projeto de redes, roteamento de chamadas, alocação de rota e comprimento de
onda (RWA), gerência de rede etc.
Este Capítulo revisa os fundamentos teóricos dos algoritmos genéticos, ferramenta que será
usada neste trabalho.
5.2 CONCEITOS BÁSICOS
5.2.1 Algoritmo
Um algoritmo é um método repetitivo para resolver problemas, baseado em uma seqüência
codificada de instruções para manipulação de símbolos. Um algoritmo gera um “processo
algorítmico”, projetado intencionalmente ou não e que consiste na obediência a uma
estrutura única, ramificada, recursiva ou iterativa, que vai-se desenvolvendo em
série/paralelo, com rotinas e sub-rotinas invocadas quando necessárias. O nome algoritmo
deriva de al-Jwarizmi, matemático árabe do século IX.
5.2.2 Heurística
Segundo ANSI/IEEE Padrão 100-1984, a heurística trata de métodos ou algoritmos de
busca durante a resolução de problemas; assim, as soluções se descobrem pela avaliação do
122
progresso alcançado na procura de um resultado final. É comum usar o termo como
adjetivo, caracterizando técnicas pelas quais se melhora o resultado de um problema.
5.2.3 Algoritmos Evolucionários
Os algoritmos evolucionários se subdividem em subáreas: algoritmos genéticos (GA)
[MITCHELL, 1993], programação evolucionária (EP), estratégias evolutivas (ES),
programação genética (GP) [SINCLAIR2, 1999], classificação de sistemas (CS), entre
outros [FOGEL, 1998]. Nas últimas décadas, o algoritmo genético (GA) tem mostrado ser
uma ferramenta prática e robusta de otimização e busca. Estes algoritmos estão baseados
nos mecanismos de evolução das espécies, que levam à sobrevivência do mais apto pelo
processo de busca e seleção natural.
5.2.4 Processos Estocásticos
Os processos estocásticos são aqueles onde não se pode ter certeza de que os dados
estimados serão iguais aos dados reais, apenas tem-se uma estimativa dos valores
esperados. Processos estocásticos são caracterizados por serem constituídos de variáveis
aleatórias indexadas pelo tempo. A principal finalidade dos processos estocásticos é a de
compreender o comportamento da trajetória de um sistema objetivando fazer previsões
e/ou controlar o futuro do sistema.
5.3 ALGORITMOS GENÉTICOS
O Algoritmo Genético é um método para a solução de problemas de otimização que é
baseado na seleção natural, o processo que conduz a evolução biológica. Combina a
sobrevivência do mais apto entre estruturas de seqüências com uma troca de informações
estruturada, porém com certa aleatoriedade. Assim, o Algoritmo Genético modifica
repetidamente a população de indivíduos. Sobre sucessivas gerações, a população “evolui”
para uma solução ótima. O Algoritmo Genético pode ser aplicado para solucionar uma
variedade de problemas de otimização que não são adequadamente satisfeitos por
algoritmos de otimização padrão, incluindo problemas no qual a função objetivo é
descontínua, não-diferenciável, estocástica, ou altamente não-linear.
Os GAs foram introduzidos em 1975 por John Holland da Universidade de Michigan
[GOLDBERG, 1989], com o intuito de formalizar matematicamente e explicar
rigorosamente processos de adaptação em sistemas naturais e desenvolver sistemas
123
artificiais (simulados em computador) que reproduzam os mecanismos originais
encontrados em sistemas naturais. O tema central de sua pesquisa em algoritmos genéticos
foi a robustez, isto é, o balanço entre a eficiência e a eficácia.
Um GA gera uma seqüência de populações usando mecanismos de seleção, e aplica
crossover e mutação como mecanismos de busca. Um GA é uma técnica de busca
randômica global no espaço de solução do problema e, usualmente, permite a captura em
uma otimização local [GEN, 2000].
Por serem uma analogia da seleção natural de Darwin, os algoritmos genéticos adotaram
um vocabulário derivado da genética. Assim, um conjunto de soluções candidatas é
denominado de população; cada solução candidata é denominada indivíduo ou
cromossomo, que por sua vez é formada por genes. Cada iteração do algoritmo genético é
chamada de geração; a combinação de dois (ou mais) indivíduos para se criar novos
indivíduos é dito de recombinação ou crossover; e a modificação aleatória de um indivíduo
é chamada de mutação.
O Algoritmo Genético diferencia-se dos algoritmos de otimização padrão em duas
maneiras, como sumariza na Tabela 5.1:
Tabela 5.1 – Paralelo entre um Algoritmo Padrão e o GA
Algoritmo Padrão Algoritmo Genético
Gera um único ponto a cada iteração. A
seqüência de pontos aproxima a uma
solução ótima.
Gera uma população de pontos a cada
iteração. A população aproxima a uma
solução ótima.
Seleciona o próximo ponto na seqüência
por cálculo determinístico.
Seleciona a próxima população por
cálculo que envolve escolha randômica.
5.3.1 Terminologia usada em GA
Os principais termos, a serem utilizados neste trabalho são:
Genes: Parâmetros a serem otimizados. Assim como na evolução natural, formam o bloco
básico de uma otimização por meio de GA. No caso de codificação binária (mais comum),
os genes são formados por alelos (bits).
Cromossomo: ou código-indivíduo Uma solução possível do problema. É formado por um
conjunto de genes. Em cada um estarão representados todos os parâmetros a serem
otimizados.
124
População Inicial: Um conjunto finito de cromossomos ou indivíduos. A partir desta
população os GA tentarão evoluir para uma melhor solução do problema.
Gerações: Populações consecutivas de cromossomos. A partir da população inicial,
sucessivas gerações de cromossomos serão geradas, analisadas, cruzadas e propagadas ou
descartadas.
Pais: A partir da população inicial, pares de cromossomos (pais) serão escolhidos. Suas
características serão combinadas gerando novos cromossomos filhos.
Filhos: A partir dos pais e através do processo de cruzamento genético, uma população de
filhos é gerada, substituindo os pais na próxima geração.
Cruzamento (crossover): ou recombinação. Tendo sido escolhidos os dois pais, há uma
mistura em seus códigos genéticos. Na forma mais comum, cruzamento simples, sorteia-se
um ponto qualquer no cromossomo e troca-se os genes a partir daquele ponto, gerando
assim dois filhos.
Mutação: De forma aleatória, escolhe-se um gene e se altera alguma característica sua.
Para representação binária do cromossomo, inverte-se o valor do bit. Obviamente, a
probabilidade associada a este operador é baixa, do contrário teríamos uma procura
essencialmente aleatória.
Função de Avaliação: também chamada de função fitness, provê uma medida de
desempenho com respeito a um conjunto particular de parâmetros.
Função de Aptidão (custo): define o foco da otimização. Cada indivíduo na população
deve possuir um valor de função de aptidão. Essa função será a responsável pela ligação
entre o problema físico e o Algoritmo Genético.
A função de aptidão e a função de avaliação devem ser distintas. A função de aptidão
transforma a medida da função de avaliação em alocação de oportunidades reprodutivas. A
avaliação de um cromossomo é independente da avaliação de qualquer outro cromossomo.
Já a aptidão é sempre definida de acordo com outros membros da atual população.
5.3.2 Componentes de um GA
Um algoritmo genético para a abordagem de um determinado problema sempre deve
possuir os seguintes componentes [MICHALEWICZ, 1996]
125
1) Uma representação genética (código) para soluções candidatas ou potenciais
(processo de codificação);
2) Uma maneira de criar uma população inicial de soluções candidatas ou potenciais;
3) Uma função avaliação que faz o papel da pressão do ambiente, classificando as
soluções em termos de sua adaptação ao ambiente (sua capacidade de ser uma
solução ao problema);
4) Operadores genéticos para alterar a composição dos indivíduos em uma população
(em geral, crossover e mutação);
5) Valores para os diversos parâmetros usados pelo algoritmo genético (tamanho da
população, probabilidades de aplicação dos operadores genéticos, etc.).
Neste trabalho, por exemplo, a codificação é numérica não binária, onde os números se
correspondem com cada nó da rede. A população inicial de soluções candidatas não é
aleatória, ela é gerada por heurísticas. A função avaliação é linear (embora os problemas a
solucionar sejam de natureza não linear), e simples de maneira a se ter eficiência na
otimização. Os operadores genéticos usados são basicamente os de crossover e mutação.
Os valores para os diversos parâmetros também foram adequadamente definidos. Tudo isto
será tratado no próximo Capítulo.
Bons resultados podem ser obtidos com o uso de algoritmos genéticos, mesmo quando o
problema a ser resolvido é NP - difícil ou NP-completo, ou possui um espaço de busca
descontínuo
, não-linear, não-diferenciável, discreto, multimodo ou com presença de ruído.
É
nesses tipos de problemas que os algoritmos genéticos têm mostrado um desempenho
superior às técnicas convencionais, como o método do gradiente ou busca aleatória
[MICHALEWICZ, 2000].
5.4 IMPLEMENTAÇÃO DE UM ALGORITMO GENÉTICO
O desempenho dos algoritmos genéticos depende de vários fatores, como a codificação das
soluções candidatas, o mecanismo de seleção, os operadores e a configuração dos
parâmetros. A otimização de um problema através de algoritmos genéticos se processa da
seguinte forma:
126
5.4.1 Codificação das Soluções Candidatas
Diferente dos métodos tradicionais de otimização, os algoritmos genéticos trabalham com
a codificação das variáveis em vez das próprias variáveis do problema. Dessa forma, uma
codificação adequada é necessária para o sucesso do algoritmo genético. Além disso, os
algoritmos genéticos trabalham com uma população de soluções ao invés de uma única
solução [GOLDBERG, 1989].
A maioria dos algoritmos genéticos usa soluções candidatas codificadas em um arranjo de
bits com tamanho fixo e ordem dos bits bem definida. A codificação binária é a forma mais
comum de codificação, de fato, no seu trabalho original, Holland e seus alunos
concentraram-se nesse tipo de codificação. Entretanto, recentemente, vários outros tipos de
codificação foram usados, como a codificação usando números reais, caracteres e até
mesmo outros tipos de arranjos, como árvores.
Mecanismo de Seleção
Após decidir sobre a codificação das soluções candidatas, o segundo passo é escolher
como o algoritmo genético fará a seleção, a escolha das soluções candidatas que irão ser
usadas na criação de novas soluções e quantas novas soluções serão criadas.
O propósito da seleção é fazer com que os indivíduos mais aptos na população tenham
algum tipo de prioridade na escolha para reprodução, aumentando a probabilidade de
transmitir seu código genético às próximas gerações. A seleção deve ser balanceada com
os operadores de crossover e mutação. Uma seleção muito forte faz com que indivíduos
sub-ótimos dominem a população, reduzindo a diversidade necessária para progressos
futuros. Por outro lado, uma seleção muito fraca resulta numa evolução muito lenta.
Por conveniência, se decompõe o processo de seleção em três passos [GOLDBERG, 1989]
[BACK, 2000]:
1. Mapear a função aptidão para a função avaliação (fitness);
2. Criar uma distribuição de probabilidades proporcional à avaliação;
3. Selecionar amostras de acordo com essa distribuição.
5.4.2 Função Avaliação
A função aptidão é definida como:
127
ℜ
→
ℑ
x
A:
Onde: A
x
é o espaço das variáveis do problema (espaço de busca). A função aptidão
tipicamente mede algum custo a ser minimizado ou alguma recompensa a ser maximizada.
A definição da função aptidão depende da aplicação, mas há algumas linhas gerais que
devem ser seguidas na escolha da função aptidão:
• A função aptidão deve refletir as características mais relevantes a serem otimizadas.
Os algoritmos genéticos são notoriamente oportunistas e há muitos casos de
algoritmos otimizando uma função aptidão que não representa a característica
desejada;
• A função aptidão deve exibir alguma regularidade no espaço representado pela
codificação das soluções candidatas;
• A função aptidão deve prover informação suficiente para guiar a busca do
algoritmo genético. Funções que dão quase o mesmo valor para cada solução
candidata exceto para o ótimo devem ser evitadas.
A função avaliação (fitness function) mapeia os valores da função aptidão para um
intervalo não-negativo. É a função avaliação que é usada em última análise pelo algoritmo
genético e não a função aptidão. Ela pode ser definida como:
+
ℜ
→
Φ
x
A:
A função avaliação é usada para o ajuste quando se utiliza um método de seleção
proporcional à avaliação do indivíduo. Neste caso, a função avaliação é usada para se
mapear a função aptidão em um intervalo não-negativo.
A função de avaliação deve também ser relativamente rápida. Isto é tipicamente verdade
tanto para um método de otimização como na proposta deste trabalho. Como um algoritmo
genético trabalha com uma população de soluções potenciais, este incorre o custo de
avaliar-se esta população. Além disto, a população é substituída (em parte ou totalmente) a
cada geração. Os membros da população reproduzem e sua cria deve ser então avaliada, e
todos estes processos podem levar a pouca eficiência na solução se não se tem uma
adequada função avaliação.
128
5.4.3 Método de Seleção e Procedimento de Amostragem
Dentre os métodos de seleção mais comuns, pode-se citar:
Roulette Wheel - Método de seleção proposto por Holland, o qual usa uma seleção
proporcional à função avaliação. O número esperado de vezes que um indivíduo será
selecionado para reprodução é proporcional à sua avaliação dividida pela avaliação média
da população. Para cada indivíduo é dada uma fatia de uma roleta (roulette wheel),
proporcional à sua avaliação. Essa roleta é girada N vezes, onde N é o número de
indivíduos da população. A cada giro, o indivíduo marcado na roleta é selecionado para a
reprodução. Este método estocástico resulta no número esperado de filhos para cada
indivíduo, mas de forma estatística. Quando se usa uma população com poucos indivíduos,
o número alocado de filhos para cada indivíduo pode ficar longe de seu valor esperado
[PAVANI, 2003].
Stochastic Universal Sampling - Melhora o método Roulette Wheel, minimizando a
diferença entre o número alocado de filhos para cada indivíduo e o seu valor esperado
[BAKER, 1987].
Rank Selection - Método de seleção proposto para evitar uma convergência prematura do
algoritmo genético. Os indivíduos de uma população são ordenados segundo sua avaliação
e o número esperado de vezes que um indivíduo será selecionado para reprodução depende
da sua posição em relação aos demais indivíduos e não da sua avaliação. Após essa
ordenação, o procedimento de amostragem poderia ser o Stochastic Universal Sampling.
Tournament Selection - Método de seleção proposto para ser computacionalmente mais
eficiente que o Rank Selection, pois não necessita ordenar toda a população de acordo com
a avaliação de cada indivíduo. Dois (ou mais) indivíduos são selecionados aleatoriamente
da população e o “melhor” indivíduo nesse conjunto é selecionado para reprodução.
5.4.3.1 Ajuste
Os mecanismos de seleção que fazem uma seleção proporcional à avaliação do indivíduo,
como o Stocasthic Universal Sampling e o Roulette Wheel, precisam de um mecanismo de
regulação da competição dos indivíduos durante a execução do algoritmo genético,
chamado de ajuste (scaling). Neste caso, a função avaliação é uma composição entre a
função aptidão e a função de ajuste g:
129
(
)
(
)
(
)
(
)
(
)
tafgta
ii
=
Φ
Onde:
()
xi
Ata ∈
()()()
+
ℜ
∈tafg
i
No início da execução do algoritmo genético há uma tendência de alguns super indivíduos
(aqueles que têm uma avaliação muito superior aos demais) dominarem o processo de
seleção.
Neste caso, o ajuste deve reduzir a avaliação desses indivíduos para evitar uma
convergência prematura do algoritmo genético. No final da execução do algoritmo
genético, a população já quase convergiu, de forma que a diferença de avaliação entre os
indivíduos da população é muito pequena, diminuindo assim a velocidade de convergência.
Neste caso, o ajuste deve aumentar a diferença entre as avaliações dos diferentes
indivíduos que compõem essa população, para continuar a recompensar os melhores
indivíduos com maiores probabilidades de seleção para reprodução.
Além disso, esse ajuste também é necessário quando a meta do algoritmo genético é
minimizar a função aptidão, visto que maiores valores da função avaliação correspondem a
menores valores da função aptidão. Portanto, problemas de minimização devem ser
transformados no seu problema de maximização equivalente, dado que a probabilidade de
se selecionar um determinado indivíduo é proporcional à sua avaliação.
5.4.4 Operadores Genéticos
5.4.4.1 Cruzamento
Os indivíduos selecionados pelo mecanismo de seleção são copiados para o mating pool
(lugar de acasalamento). Agora vem a fase da recombinação (crossover), onde os
indivíduos (pais) presentes no mating pool são combinados de alguma forma para gerar
novos indivíduos (filhos). A idéia por trás da recombinação é que dados dois (ou mais)
indivíduos que tem uma avaliação boa, mas por diferentes razões, o ideal seria que se
combinassem as melhores propriedades desses indivíduos em um único.
Em linhas gerais, dois ou mais indivíduos (pais) são selecionados no mating pool. Esses
indivíduos são combinados com uma probabilidade igual a
[
]
1,0
∈
c
P (parâmetro que indica
130
a probabilidade de ocorrer a recombinação) para gerar um ou mais novos indivíduos. Esses
novos indivíduos vão formar a população dos filhos. Com probabilidade igual a (1 − P
c
), os
pais são copiados diretamente para a população dos filhos. O operador de recombinação é
dependente da codificação dos indivíduos.
5.4.4.2 Mutação
Após a fase de recombinação, cada indivíduo da população dos filhos pode sofrer mutação.
A mutação introduz pequenas variações aleatórias nos genes de um indivíduo com
probabilidade
[
]
1,0∈
m
P
. Se os indivíduos usam uma representação binária, a mutação
pode ser alcançada, por exemplo, mudando-se um bit aleatoriamente. Nas outras
codificações, a mutação é um pouco mais complexa e depende dos limites do problema.
5.4.5 Métodos de Substituição de População
Após as fases de seleção, de recombinação e de mutação, os indivíduos presentes na
população dos filhos devem ser inseridos na população, substituindo, de alguma forma,
seus pais. Há basicamente dois métodos em que essa substituição pode ocorrer:
1) A população dos filhos substitui completamente a população dos pais, ou seja, os
filhos não competem com os pais. Esse método é conhecido como
nonoverlapping ou geracional;
2) A população dos filhos compete com a população dos pais pela sobrevivência.
Esse método é conhecido como overlapping. A escolha de quais indivíduos serão
substituídos pode ser aleatória ou determinística.
Nesta última, a quantidade de intersecção entre pais e filhos é chamada de generation gap.
Esse parâmetro controla qual a fração da população será substituída a cada geração. Se o
generation gap é de 100%, então toda a população é substituída.
Além disso, tanto no modelo overlapping como no modelo geracional pode ser interessante
adotar uma estratégia de substituição elitista: sempre se mantém o(s) melhor(es)
indivíduo(s) para a próxima geração. Isso é muito importante se o algoritmo genético é
usado para otimizar uma função e o aptidão é achar o ótimo global dessa função.
5.4.6 Configuração dos Parâmetros
131
A última decisão para se implementar um algoritmo genético é como atribuir os valores
para seus vários parâmetros, tais como o tamanho da população, a probabilidade de
recombinação, a probabilidade de mutação, etc. Esses parâmetros tipicamente interagem
um com outro de maneira não-linear, de forma que não se pode otimizar um
independentemente de outro.
De maneira geral, a maioria das pessoas usa os parâmetros que funcionaram bem em
experiências anteriores. Na literatura, se podem encontrar diversos valores para esses
parâmetros. Por exemplo, em [DE JONG, 1975] se indica que a população deve ter de 50 a
100 indivíduos, a probabilidade de recombinação deve ser de 0,6 e a probabilidade de
mutação por bit deve ser de 0, 001.
Contudo, não existem princípios gerais que podem ser formulados a priori sobre a
configuração dos parâmetros de um algoritmo genético, em vista da variedade dos tipos de
problema, codificações e critérios de desempenho que são possíveis nas diferentes
aplicações. Mais ainda, o tamanho da população, as probabilidades de recombinação e
mutação devem mudar no curso da simulação, caso se busque um desempenho ótimo.
Dado esse problema, existe ainda muita pesquisa voltada para estratégias em que os
parâmetros do algoritmo genético se adaptam durante sua execução [BACK2, 2000].
O ciclo do GA é repetido até que o critério de otimização seja alcançado, conforme pode
ser visto num esquema básico do GA apresentado na Figura 5.1.
Figura 5.1 - Etapas de um algoritmo genético
132
Outro fator importante a destacar é que os algoritmos genéticos não necessitam de
nenhuma informação auxiliar além do valor da função avaliação, embora tais informações
possam ser usadas para acelerar a convergência do algoritmo.
Outra grande diferença é que os algoritmos genéticos usam regras probabilísticas para
guiar a busca, o que possibilita escapar de pontos de ótimo locais, proporcionando uma
robustez em uma vasta gama de problemas de otimização. Ao contrário dos métodos
clássicos, os algoritmos genéticos conseguem obter um equilíbrio entre dois objetivos
aparentemente conflitantes: o aproveitamento das melhores soluções, sem causar uma
convergência prematura, e a exploração do espaço de busca, sem tornar a busca totalmente
cega e aleatória.
5.4.7 Pseudocódigo de um algoritmo genético simples
O pseudocódigo de um algoritmo genético simples é apresentado na Tabela 5.2.
Tabela 5.2 - Pseudocódigo de um algoritmo genético simples
BEGIN /* Algoritmo Genético Simples */
Gerar população inicial e calcular a função de avaliação de cada indivíduo
WHILE NOT Concluído DO
BEGIN /* Produzir nova geração */
FOR Tamanho população/2 DO
BEGIN /*Ciclo Reprodutivo */
Selecionar dois indivíduos da anterior geração para o crossover (probabilidade de seleção
proporcional à função de avaliação do indivíduo)
Cruzamento dos dois indivíduos obtendo dois descendentes
Efetuar mutação dos dois descendentes com certa probabilidade
Calcular a função de avaliação dos dois descendentes mutados
Inserir os dois descendentes mutados na nova geração
END
IF a população tem convergido THEN
Concluído:= TRUE
END
END
No próximo Capítulo será apresentado o Pseudocódigo do algoritmo genético da proposta,
com o detalhe de cada uma das linhas.
5.5 QUANDO NÃO UTILIZAR GA
É importante ressaltar que devido ao fato dos algoritmos genéticos serem uma ferramenta
de busca e otimização de propósito geral, eles somente devem ser usados quando soluções
clássicas ou dedicadas não existem, não se aplicam, não otimizam os processos ou falham
133
quando aplicadas. De maneira geral, os algoritmos genéticos não devem ser usados
quando:
1) O espaço de busca não é muito grande, o que origina uma busca exaustiva da
solução ótima;
2) A solução ótima deve ser necessariamente encontrada, pois não há garantias que o
algoritmo genético encontre a solução ótima;
3) O espaço de busca é suave ou unimodal, pois um algoritmo baseado no método do
gradiente [MICHALEWICZ, 2000] será muito mais eficiente do que um algoritmo
genético para explorar a suavidade do espaço de busca;
4) Se o espaço de busca é conhecido, possibilitando o uso de heurísticas específicas ao
domínio da aplicação;
5) Se uma solução deve ser obtida após um dado intervalo de tempo ou há restrições
de tempo real, pois embora os algoritmos genéticos possam obter uma solução sub-
ótima em um curto intervalo de tempo, não há garantias de que essa solução será
obtida após um certo número fixo de iterações.
5.6 JUSTIFICATIVA PARA A ESCOLHA DO GA NESTA TESE
Existem outros algoritmos inspirados na teoria evolutiva de Darwin, que assim como os
algoritmos genéticos envolvem reprodução, variação aleatória, competição e seleção de
indivíduos na população. Esses algoritmos são por exemplo: Tabu Search (TS) [GLOVER,
1990] e Simulated Annealing (SA) [KIRKPATRICK, 1983]. A escolha do método de
otimização mais adequado para cada problema depende essencialmente das características
do problema em consideração.
Para problemas lineares com restrições lineares, programação linear parece ser o mais
adequado. Se o problema puder ser dividido em diferentes etapas, o mais adequado poderia
ser programação dinâmica. Para problemas não-lineares com restrições lineares ou não
lineares (como são os problemas de RWA com restrições não lineares SRLG, por
exemplo), o melhor seria a escolha de um método de otimização não-linear, tais como
Tabu Search, Simulated Annealing ou Algoritmos Genéticos. Por que então se escolheu
GA para este trabalho?. Características, tais como robustez, versatilidade, eficiência e
simplicidade pesaram para a eleição deste método de otimização.
134
Tratando-se de robustez, ainda que apresentem uma taxa de convergência apenas boa, pois
não se pode garantir a obtenção do máximo, os GAs são normalmente robustos para
convergirem para a região de máximo.
Quanto à versatilidade, GAs são capazes de lidar com diferentes tipos de problemas sem
grandes mudanças no programa principal. Para o programa é transparente a forma como é
calculada a função custo (função fitness). Como não necessita de informações adicionais
da função, pode facilmente ser usado para diferentes funções.
Na eficiência do algoritmo, os resultados são satisfatórios quando comparado com outros
métodos (ILPs por exemplo). Com GAs usando apenas os operadores básicos, problemas
de complexidade média podem ser resolvidos.
A relativa simplicidade, comparada com os demais métodos de otimização, é uma grande
vantagem para a escolha de GA em diferentes áreas. Tanto a simplicidade de entendimento
do processo quanto de programação do algoritmo devem ser destacadas.
135
5.7 CONSIDERAÇÕES FINAIS
Os GAs são ferramentas de otimização, com características marcantes de robustez,
versatilidade, simplicidade e eficiência. Os principais cuidados quanto ao uso deste
algoritmo dizem respeito à escolha da função custo, que orientará a busca por soluções
mais ótimas, e à codificação adotada, a qual irá definir a precisão do algoritmo.
Embora os algoritmos evolucionários tenham sucesso nos problemas de procura de
propósito geral e procedimentos de otimização, e seja uma boa aproximação para
problemas específicos, em algumas aplicações resultam inviáveis pelo tempo de execução
que demanda o processo computacional. Em particular, o GA é um método genérico que
precisa ser customizado para a problemática específica que se deseja abordar. Assim, o
projeto para o mecanismo de codificação dos indivíduos, o tamanho da população, o
número de gerações (iterações), o critério de parada (stopping) e os diferentes operadores
podem ser adaptados às características do problema em questão para otimizar o tempo de
computação.
Nesta proposta é formulado um GA adaptado às necessidades de execução em tempo real
em que são feitas as funções que se desejam otimizar, a saber RWA e Sobrevivência. Além
do mais, a alternativa adotada neste trabalho, que é a modelagem híbrida baseada em
Heurísticas e Algoritmos genéticos, propiciará o estabelecimento de uma rápida
convergência no valor mais ótimo, proposta que será detalhada no próximo Capítulo.
136
Capítulo 6
“e os teus ouvidos ouvirão a palavra do que está por detrás de ti,
dizendo: ESTE É O CAMINHO, andai nele;
quando vos desviardes para a direita ou para a esquerda”.
Is 30:21
6 PROPOSTA DE MECANISMO S-DRWA PARA REDES IP/WDM
BASEADO EM HEURÍSTICA-GA
Em sobrevivência de redes ópticas comutadas por comprimento de onda, a proteção do
caminho óptico se faz crítica pela necessidade de se determinar um caminho backup
apropriado dentro de um curto período de tempo. Aproximações baseadas puramente em
GA podem levar a uma longa latência de configuração devido ao processo randômico para
obter a primeira geração de indivíduos quando acontece uma nova requisição.
O uso de algoritmos heurísticos, juntamente com GAs, podem ajudar a agilizar estes
processos, além de estabelecer uma base de população de rotas primárias e de proteção, de
maneira a ter-se uma convergência rápida para a obter o par adequado para tal requisição.
Com base nessas observações é proposto neste trabalho um novo algoritmo híbrido para
RWA
e proteção de caminho óptico (S-DRWA) baseado em heurística-algoritmo genético.
6.1 PROBLEMÁTICA
Com o rápido crescimento da Internet, o avanço da tecnologia WDM e a integração de
várias tecnologias de comunicação e serviços, as redes de telecomunicações estão
evoluindo para incluir aplicações que fazem uso de uma enorme largura de banda, e que
precisam de ótima utilização dos recursos e capacidade de recuperação ante falhas na rede.
6.1.1 Otimização de Recursos: Problemática de RWA
A otimização no uso dos recursos parte da utilização de um bom algoritmo de RWA, com
a adequada seleção de uma rota e de um comprimento de onda, de maneira a satisfazer
137
uma dada requisição de conexão, visando maximizar o throughput e mantendo um bom
desempenho para a rede como um todo.
O problema de RWA pode ser formulado assim: dado um conjunto de lightpaths que
precisam ser estabelecidos na rede, e dada uma limitação no número de comprimentos de
onda, precisamos determinar as rotas e os comprimentos de onda que devem ser alocados
para os lightpaths de modo que o máximo número de lightpaths possa ser estabelecido (ou
a mínima probabilidade de bloqueio seja atingida). Assim, o desejável é:
a) Estabelecer todos os lightpaths usando o mínimo número de comprimentos de onda,
b) Estabelecer todos os lightpaths usando o mínimo número de saltos na rota;
c) Maximizar o número de lightpaths estabelecidos, sujeito a uma restrição no número de
comprimentos de onda e/ou número de saltos no caminho.
6.1.2 Capacidade de recuperação: Problemática de Sobrevivência
Além da otimização na alocação de rotas e comprimentos de onda, um desafio crítico no
projeto e gerência de redes ópticas é a sobrevivência. Quando uma simples falha acontece,
tal como uma ruptura da fibra ou um defeito numa placa do comutador (switch), o
resultado se traduz numa grande perda de dados e, lamentavelmente, a probabilidade de
ocorrência de falhas não é pequena. Um relatório da FCC (Federal Communications
Commission), por exemplo, reporta a ruptura de 136 fibras nas redes de transporte nos
Estados Unidos em 1997 [FONSECA, 1998].
A sobrevivência
de uma rede óptica depende de dois mecanismos que se encontram
intimamente
ligados entre si: a proteção para o caminho de dados e a recuperação do
transporte de dados sobre o dito caminho de proteção.
Propostas para desenvolver apropriadas arquiteturas e estratégias que minimizem a perda
de dados ante falhas, com uma rápida recuperação (com velocidades comparadas a SDH)
são intensamente trabalhadas atualmente pelos grupos de pesquisa.
6.2 PROPOSTA: ALGORITMO HÍBRIDO HEURÍSTICO-GA (HGA)
Neste trabalho é proposto um novo mecanismo para alocação de rotas e comprimentos de
onda (RWA) para caminhos de trabalho e de proteção compartilhada visando a
138
sobrevivência da rede, usando um esquema integrado baseado em Heurística-Algoritmo
Genético. A aproximação heurística permitirá um menor esforço computacional e,
portanto, um menor tempo de execução. O algoritmo genético oferecerá uma aproximação
robusta e confiável para a solução desejada.
A proposta deste trabalho para a sobrevivência é baseada no planejamento de reserva de
capacidade, visando encontrar o mínimo tamanho de reserva de recursos a ser alocado na
rede óptica, de maneira a sobreviver a falhas dos elementos de rede e dispor assim de
maiores recursos (comprimentos de onda) para o atendimento do maior número de
requisições.
A dependência entre caminhos de trabalho e a correspondente reserva de capacidade no
caso de proteção compartilhada (abordado nesta proposta) insere um maior grau de
dificuldade ao problema.
6.2.1 Premissas
• Neste trabalho será assumida a possibilidade de ocorrência de uma única falha
durante um dado intervalo de tempo, considerando que a probabilidade de duas
falhas acontecerem simultaneamente é muito baixa [XIN, 2002];
• Este trabalho só considera falhas nos enlaces, e estima que os nós possuam
redundância, com pouca probabilidade de falha.
• Dado que um dos interesses desta proposta é a otimização de recursos, assume-
se que depois de uma falha no caminho de trabalho não é prioritário manter a
mesma QoS no caminho de proteção, em termos de latência de propagação;
• Assim que acontecer uma falha na rede, um protocolo de sinalização será
acionado para re-rotear o tráfego para os caminhos de backup;
• Requerimentos de largura de banda serão expressos em termos de
comprimentos de onda.
6.2.2 Desenvolvimento proposto
Um mecanismo dinâmico para RWA visando sobrevivência é formulado em 3 passos para
encarar as problemáticas consideradas:
1. Será desenvolvida uma aproximação heurística para selecionar caminhos
candidatos a rotas de trabalho e suas correspondentes candidatas a rotas de
139
proteção, de maneira a alcançar ótimo desempenho, mantendo viabilidade
computacional;
2. As requisições de tráfego serão distribuídas otimamente, sobre as rotas candidatas
de trabalho e de proteção, usando algoritmo genético (GA);
3. Os comprimentos de onda serão alocados nas rotas de trabalho e nas rotas de
proteção compartilhadas implicitamente pelo GA.
Assim, para cada solicitação de comprimento de onda, e visando reduzir a complexidade
computacional, o algoritmo procura:
a) Por um conjunto de rotas principais candidatas;
b) Suas correspondentes rotas de proteção (disjuntas das rotas principais);
As heurísticas propostas visam simplificar a procura de rotas de trabalho e rotas de
proteção e está baseada num algoritmo de roteamento mixto alternativo-adaptativo. É
definido um conjunto de rotas de trabalho entre um nó fonte e um nó destino como um
conjunto de rotas candidatas pré-calculadas por um esquema de roteamento alternativo.
Logo, comprimentos de onda serão alocados as rotas de uma maneira adaptativa, em
função da sua capacidade de compartilhamento pelo algoritmo genético, satisfazendo
assim a requisição feita.
As heurísticas são executadas uma única vez, ou bem quando se tenha alguma mudança na
topologia ou configuração da rede. O objetivo básico dos algoritmos heurísticos nesta
proposta é
originar um espaço de busca para o GA, eliminando a necessidade de uma
recursiva criação
aleatória da primeira geração, próprio do GA clássico, poupando assim
precioso tempo computacional.
6.2.2.1 Grupo de Enlaces de Risco Compartilhado (SRLG).
Para a abordagem do problema de caminho de proteção compartilhado será usado o
conceito de SRLG (Shared Risk Link Group – Grupo de Enlaces de Risco Compartilhado).
Um SRLG é definido como um grupo de enlaces que compartilham um mesmo
componente de rede, cuja falha vem comprometer todos os links do grupo.
140
No início das redes de transporte óptica, a identificação dos SRLGs não foi tomada com a
devida importância ou não era realizada eficientemente, até gerência e distribuição de
SRLGs ter recebido atenção da IETF [PAPADIMITRIOU, 2001] e dos fabricantes
[SEBOS, 2001].
Através da aproximação por algoritmos genéticos serão consideradas restrições não
lineares, as quais serão introduzidas pelo compartilhamento dos enlaces de proteção entre
os SRLG. Com a consideração de restrições SRLG no planejamento de reserva de
capacidade backup, a alocação de comprimentos de onda em cada rota de proteção
compartilhada será feita antes das falhas acontecerem, visando-se obter uma curta latência
de restauração na rede.
Os caminhos de proteção poderão compartilhar enlaces se e somente se suas
correspondentes rotas de trabalho formem parte de diferentes SRLGs. Um problema será
diferenciar que fibras pertencem a grupos de risco compartilhado, pois caminhos lógicos
disjuntos podem fisicamente não ser disjuntos.
Negligenciar restrições SRLG no projeto de RWA/sobrevivência leva a que a alocação de
comprimento de onda para caminhos backup tenha que ser feita dinamicamente depois de
acontecida uma falha [DOSHI, 1999], fazendo busca de caminhos alternativos para todos
os caminhos pertencentes ao enlace defeituoso. Como conseqüência se terá um elevado
retardo de propagação da sinalização no plano de controle, principalmente nas redes de
transporte
de largo alcance, o qual contribuiria significativamente com a latência da
restauração
. Pretende-se, com a consideração de SRLGs no projeto, que os comprimentos
de onda sejam alocados para cada caminho backup no estágio de criação do caminho
primário, o qual redundará em uma menor latência de recuperação ante falhas.
6.2.3 Cenário de desenvolvimento do trabalho
A problemática da sobrevivência é abordada neste trabalho considerando um cenário
formado por uma rede óptica transparente de transporte de dados IP/WDM, em uma rede
em topologia em malha (mesh). Cada nó óptico da rede caracteriza um roteador-comutador
de comprimento de onda. Cada enlace inclui duas fibras unidirecionais, com uma fibra em
cada direção. Cada fibra tem a capacidade de receber a multiplexação de “n”
comprimentos de onda.
141
O plano de controle da rede OMEGA (CPqD - Brasil), foi emulado em nosso laboratório
da UnB (LABCOM) [PASTOR1, 2004]. Uma versão com plano de controle centralizado
foi desenvolvida e nomeada de SIMOMEGA [CRISPIM, 2006]. Para avaliação e validação
da nossa proposta de Tese foram considerados o testbed SIMOMEGA, e as topologias das
redes OMEGA e NFSNet. Maiores detalhes destas redes são apresentados nos Anexos.
6.3 IMPLEMENTAÇÃO DAS HEURÍSTICAS
1) É pré-estabelecido um conjunto de rotas de trabalho para cada par fonte-destino, para o
qual será usado um algoritmo de roteamento fixo Alternativo (vide Capítulo 3),
baseado no algoritmo de Dijkstra modificado ou k-shortest path first;
2) Para cada rota de trabalho serão procuradas rotas disjuntas que conformarão o conjunto
de rotas de proteção. Para tal será usado um algoritmo de busca de rotas de proteção
baseado em árvores de busca.
Na prática, o tamanho do conjunto de rotas de proteção pré-candidatas para sua respectiva
rota de trabalho está tipicamente entre 2 e 6 rotas [ZHOU 1, 2002].
6.3.1 Algoritmo de Dijkstra modificado - Caminhos Primários
Neste algoritmo tem-se que:
• Buscar-se-á sempre os caminhos com o menor número de saltos;
• Se alguns dos enlaces dos caminhos mais curtos estiveram saturados, se procurará
em aqueles de um salto a mais;
• Nesses outros caminhos verifica-se que o número de rotas de proteção decresce
(pois
o número de links disponíveis diminui).
Por exemplo
, para o Lightpath 1 – 2, tem-se as seguintes rotas:
1-2
1-5-3-2
1-5-4-2
1-5-3-4-2
1-5-4-3-2
2
31 4
5
142
6.3.2 Algoritmo de Árvores de busca - Rotas de Proteção ou Backup
Foi desenvolvido um algoritmo para a busca de rotas de proteção para cada rota de
trabalho baseado em árvores de busca. Dado que se busca a otimização de recursos, será
assumido que depois de uma falha no caminho de trabalho não é prioritário manter a
mesma latência de propagação.
Pretende-se reduzir a redundância de largura de banda pela otimização do
compartilhamento de largura de banda de proteção entre distintos SRLGs. Assim, são
selecionados os caminhos de proteção baseados na sua capacidade de compartilhamento e
no seu menor número de saltos, logo que possível. Estes vêm a ser os enlaces de backup
mais comuns que podem ser compartilhados pelos caminhos de trabalho pertencentes a
diferentes SRLGs.
Para isto, uma árvore será gerada desde o grafo correspondente à topologia da rede
considerando todos os caminhos entre os nós fonte-destino, eliminando os nós
intermediários e enlaces que formam parte do caminho de trabalho, deixando o nó fonte
como a raiz da árvore. Por exemplo, para a rota primária 1-2-4, pelo uso do algoritmo de
árvores de busca serão eliminados todos os saltos para o nó 2, e os caminho óptico backup
serão: 1-5-4 e 1-5-3-4. A Figura 6.1 apresenta este cenário.
Figura 6.1 - Algoritmo de árvores de busca
Assim, tem-se um conjunto de rotas de proteção para cada rota de trabalho ou rota
primária, considerando os caminhos disjuntos à dita rota. Para uma requisição entre os nós
1-2, considerando-se só o caminho primário de um salto 1-2, se tem o seguinte conjunto de
rotas backup:
143
Lightpath 1-2:
• Caminho Primário: 1-2
• Candidatos a Backups: 1-5-3-2
1-5-4-2
1-5-3-4-2
1-5-4-3-2
6.4 IMPLEMENTAÇÃO DO ALGORITMO GENÉTICO
O algoritmo genético opera sobre uma população de soluções potenciais pré-estabelecidas
aplicando o princípio de sobrevivência dos mais aptos para produzir melhores
aproximações. De forma geral, a estrutura do algoritmo genético a ser implantado é como
se segue:
1) Parte-se de um espaço de busca formado pelo conjunto de rotas de trabalho e seus
respectivos conjuntos de rotas de proteção, pré-selecionados pelas heurísticas
aplicadas previamente;
2) Uma requisição de caminho óptico é feita pelo cliente da rede;
3) É selecionada uma população inicial P específica para tal requisição;
4) É feita a avaliação da população de rotas obtidas. Se foi alcançado o critério de
otimização, então se tem a rota de trabalho e a rota de proteção para a requisição
introduzida; com alocação implicita de comprimento de onda, do contrário;
5) São aplicados os operadores de cruzamento e mutação, e é feita uma nova seleção
de P indivíduos baseados na sua aptidão. Assim, repete-se o passo 4, até obter-se as
melhores aproximações, ou ser atingido um número pré-estabelecido de gerações.
Um diagrama de blocos do algoritmo proposto, considerando tanto as heurísticas como o
algoritmo genético, é apresentado na Figura 6.2.
O caminho óptico selecionado e a tabela de lightpath atualizada são entregues ao plano de
controle da rede óptica (por exemplo, uma rede ASON com plano de controle GMPLS).
Para uma arquitetura de rede distribuída, um protocolo de roteamento de gateway interior
(tal como OSPF-TE ou ISIS-TE) fará a difusão do caminho e atualizará as tabelas dos
outros nós. Um protocolo de sinalização (um RSVP-TE, por exemplo) será encarregado da
reserva dos recursos para o estabelecimento do caminho óptico.
144
Algoritmo de Dijkstra
modificado
Algoritmo de Árvores
de Busca
k-Caminhos mais
curtos
Rotas disjuntas do
caminho primário
População de
Candidatos
População para o
Lightpath solicitado
Avaliação dos
Candidatos
(Função Fitness)
Alcanzou critério
de Otimização?
Aloca Lightpath
Atualiza Tabela de
Códigos e Lightpaths
Protocolos de
Roteamento e
Sinalização
Seleção
Crossover
Mutação
Requisição
de Lightpath
Sim
Não
HEURÍSTICAS
ALGORITMO
GENÉTICO
PLANO DE
CONTROLE
INTERFACE
REDE-USUÁRIO
(UNI)
Select P fittest para a próxima geração
P individuos
Figura 6.2 – Diagrama de blocos do algoritmo proposto.
A maneira como foi feita a implementação do algoritmo genético é apresentada a seguir.
6.4.1 Codificação dos indivíduos candidatos
No algoritmo proposto um indivíduo candidato (ou Cromossomo) é representado por meio
de um código simbolizado por números inteiros onde cada número do código identifica um
nó do caminho óptico. Cada código é formado por uma rota primária e por uma rota de
backup, sendo estas rotas disjuntas.
145
Estes cromossomos formam parte da população inicial do GA. Em princípio o algoritmo
genético deve, dada a requisição fonte-destino, reconhecer quais códigos formam parte da
população específica para a respectiva solicitação.
Por exemplo, considerando a topologia da rede OMEGA, e supondo uma requisição para
um caminho óptico protegido entre os nós 2 e 5, como mostrado na Figura 6.3, se teria
como população inicial específica os cromossomos que começam no 2 e terminam no 5.
Figura 6.3 – Busca do Caminho óptico para a requisição 2 -5
Assim, ter-se-ia a seguinte população inicial:
2-1-5-2-3-5
2-1-5-2-4-5
2-1-5-2-4-3-5
2-1-5-2-3-4-5
2-3-5-2-1-5
2-3-5-2-4-5
2-4-5-2-1-5
2-4-5-2-3-5
2-4-3-5-2-1-5
2-3-4-5-2-1-5
Para obter a rota primária desde o código procura-se, a partir da origem para a direita, o
valor de destino. Uma vez encontrado este valor de destino, tem-se a rota primária. O
restante do cromossomo é a rota backup correspondente à respectiva rota primária. A
Figura 6.4 apresenta, por exemplo, o código-indivíduo 2-1-5-2-4-3-5 e nela implicitamente
o par Rota Primária-Backup.
Figura 6.4 – Código-indivíduo: representação implícita do par Rota Primária-Backup
146
Posteriormente, o algoritmo classificará esta informação de entrada considerando que os
códigos com maior aptidão são aqueles que têm a rota primária com o menor número de
saltos e que à sua vez tenham a maior capacidade de compartilhamento na sua rota de
proteção (backup).
6.4.2 Pseudo-código do GA
A população inicial é dada pelas heurísticas. Esta população é ainda filtrada em função do
par s-d (origem-destino) da requisição cliente, tendo assim uma população especifica P.
Esta evolui por meio dos operadores genéticos de cruzamento e mutação, obtendo-se novos
indivíduos na população. Estes cromossomos são novamente avaliados em função da sua
aptidão. O processo se repete até o melhor cromossomo ser selecionado ou a condição de
parada ser atingida.
Seja:
G = número máximo de gerações;
C = melhor custo do candidato a lightpath (par primário-backup);
P = número de indivíduos da população específica.
Assim, o pseudocódigo do GA é formulado como apresentado na Tabela 6.1.
Tabela 6.1 - Pseudo-código do GA desta proposta
{População dada pelas heurísticas}
t=0
Seleciona população P para o lightpath solicitado
Avaliação de Fitness
C=melhor custo entre os nós s-d
while (t<G AND não se tenha alcançado o critério de otimização)
do crossover e avaliação fitness dos filhos
do mutação e avaliação fitness dos filhos
Select P fittest para a próxima geração
C=C+1;
t=t+1;
end while
Aloca Lightpath
Atualiza Tabela de Códigos e Lightpaths
147
6.4.3 Desenvolvimento passo-a-passo do Algoritmo Genético proposto
k-shortest path first
Obtem-se as rotas candidatas a Caminho Primário.
Algoritmo de Árvores de busca
Obtem-se as rotas disjuntas ao Primário, candidatos a Caminho de Proteção.
Código - Indivíduo ou cromossomo {rota primária + rota de proteção).
{População dada pelas heurísticas}
t=0
Seleciona população específica para o lightpath solicitado
Dos cromossomos que formam parte da população geral do GA serão selecionados
os códigos específicos para a requisição s-d. Em princípio o algoritmo genético
deve, dada a requisição fonte-destino, reconhecer quais cromossomos formam parte
da população específica para dita solicitação.
Avaliação do Fitness
Para obter o melhor desempenho para os processos de roteamento e proteção, a
função de avaliação deve considerar os cromossomos com as rotas primárias com o
menor número de saltos e com as rotas de proteção que usem o menor número de
comprimentos de onda disponíveis, isto é, os caminhos com a maior capacidade de
compartilhamento.
Toda vez que um indivíduo é criado sua aptidão tem de ser avaliada. Neste estágio
do algoritmo não só é feita a avaliação do candidato, como também é chamada a
alocação implícita do comprimento de onda.
O indivíduo é avaliado em função do seu menor custo. O código-indivíduo com o
menor número de saltos e que use um menor número de comprimentos de onda
148
livres terá o menor custo. Um canal é dito livre se não é usado nem por um
caminho óptico primário nem por um caminho óptico de proteção. Se um canal está
sendo usado por um ou mais caminhos ópticos de proteção, este poderia ser usado
por um novo caminho de proteção sem ter que usar um novo canal livre, desde que
seu caminho primário seja de diferente SRLG aos outros caminhos primários cujos
caminhos de proteção desejam-se compartilhar.
Custo do Caminho de Trabalho ou Caminho Primário (C
w
):
Seja C
w
o custo do caminho primário. O C
w
é definido pelo número de saltos,
assumindo-se que se têm disponíveis ao menos um comprimento de onda livre na
rota primária. Se alguns lambdas estão disponíveis o comprimento de onda de
menor índice é alocado ao caminho óptico. Se não se têm comprimentos de onda
disponíveis, então o C
w
é considerado infinito.
Custo do Caminho de Proteção ou Backup (C
p
):
Dado um enlace L, seja C
L, w
o custo de cada enlace com comprimento de onda w,
onde:
w = 0, 1,......W, são os comprimentos de onda na fibra deste enlace.
Sejam:
C
p :
Custo do lightpath de proteção
C
pw
: Custo do lightpath de proteção candidato com λ=w
C
L, w
: Custo no enlace L do lightpath de proteção com λ=w
Então:
,pw L w
LPath
CC
∈
=
∑
.......................(Eq. 6.1)
Para a alocação do custo no caminho de proteção serão analisados cada um dos
seus enlaces e os pesos serão alocados com as seguintes considerações:
C
L, w
= 1 Æ Se o λ no enlace não tem sido usado anteriormente no mesmo enlace;
C
L, w
= 0 Æ Se o λ no enlace já foi usado e pode ser compartilhado, ou seja, o λ é
usado por um conjunto de caminhos de proteção ψ, e o seu caminho óptico
primário está em diferente SRLG com as rotas primárias de cada caminho de
proteção no respectivo conjunto ψ;
C
L, w
= ∞ Æ Nos outros casos;
Se o C
pw
é considerado o melhor candidato, então C
pw
= C
p
;
149
Assim, o custo total (C
T
) ou Função Fitness será dado por:
()
Twpw
CCChI=++
....................(Eq. 6.2)
Onde:
h
w
= número de saltos da rota de trabalho;
I = número de nós do indivíduo candidato;
O termo ( )
w
hI pretende privilegiar os indivíduos com o menor número de saltos no
caminho primário. Como resultado, a Equação 6.2 mostra uma equação linear, que
apresenta pouca complexidade, o qual redunda num menor tempo computacional
na execução do algoritmo.
C= melhor custo entre os nós s-d
Estabelece o critério de parada (stopping). Como será apresentado posteriormente
este valor é ajustado inicialmente a C=5. A rápida
descoberta de uma boa rota é a
chave
para alcançar um curto tempo de computação.
Se ainda não se tem “o melhor” indivíduo, no estágio de avaliação se escolhe o
50% dos indivíduos com maior aptidão pelo mecanismo de seleção tipo Stocasthic
Universal Sampling. Estes cromossomos são organizados em pares e assim são
copiados para o mating pool (lugar de acasalamento) para reprodução (crossover).
while (t<G AND não se tenha encontrado ainda o melhor lightpath)
do crossover e avaliação fitness dos filhos
Cruzamento (Crossover) ou Recombinação
O operador de crossover é aplicado a pares de cromossomos de forma a trocar suas
características genéticas, como acontece na reprodução natural. O ponto de crossover é
selecionado a partir da primeira coincidência com o nó origem. Os filhos são gerados
pela troca dos elementos da segunda parte dos pais, como mostrado na Figura 6.5.
Na prática, a informação a ser cruzada corresponde à parte do código do caminho óptico
de proteção, do qual nos interessa tomar os caminhos com o menor número de saltos e a
maior capacidade de compartilhamento. Como resultado podem-se obter filhos válidos
ou não válidos. Também, o filho resultante pode ser igual a outro já existente. No
processo de seleção só será escolhido um de eles.
150
Pais 2-1-5-2-3-5 2-4-5-2-1-5
Pontos de
Crossover
2-1-5-2-3-5 2-4-5-2-1-5
2-1-5-2-1-5
2-4-5-2-3-5
Filhos
Filho não válido Filho válido
Coincidencia
com nó origem
Figura 6.5 – Operação genética de Cruzamento.
Em resumo, no estágio de crossover são feitos os passos seguintes:
a)
Aplicação do operador de cruzamento a um par de indivíduos;
b)
Avaliação do custo dos P indivíduos obtidos (filhos);
c)
Obter a média do fitness dos indivíduos da população.
do mutação e avaliação fitness dos filhos
Mutação
O operador mutação faz uma troca randômica nas características genéticas de um
indivíduo, permitindo ao GA obter indivíduos com novas características no espaço de
busca. Neste algoritmo um nó do lightpath candidato, dito “n”, é aleatoriamente
selecionado. A parte do caminho óptico entre o nó origem e o nó “n” permanece
inalterável. Já a parte do indivíduo candidato que vai desde o nó “n” até um salto antes
do nó destino é re-criado. O caminho óptico mutado deve também satisfazer os critérios
de enlace disjunto, do contrário será uma rota não válida. A Figura 6.6 apresenta
este
processo para o caso em que
se deseja obter o par primário-backup para uma requisição
de caminho
óptico entre os nós 5 e 1 da topologia OMEGA, por exemplo.
A mutação é feita pela troca de parte do código (certa parte correspondente ao caminho
de proteção), podendo ser trocados um, dois ou três nós. A mutação, sendo um processo
aleatório, pode originar indivíduos não válidos. No exemplo da Figura 6.6 se tem um
indivíduo mutado que não corresponde à topologia da rede (não existe salto direto entre
os nós 4 e 1).
O operador de mutação é aplicado entre os cromossomos cujo valor de fitness está
abaixo de um dado valor (baseline). Este valor é o valor de aptidão médio de todos os
151
indivíduos da atual população, calculado no estágio de cruzamento. Obviamente, a
probabilidade associada a este operador é baixa, do contrário teríamos uma procura
essencialmente aleatória.
Individuo
5-1-5-4-3-2-1
Pontos de Mutação
5-1-5-4-2-1
Mutação
Individuo válido Individuo no válido
nó selecionado
ramdomicamente
nó selecionado
ramdomicamente
5-1-5-3-4-2-1
5-1-5-3-4-1
5-1-5-4-2-1
5-1-5-3-4-1
nós mutados nós mutados
Figura 6.6 – Operação genética de Mutação.
Este processo tem mostrado experimentalmente ter menor probabilidade de bloqueio
quando comparado com a técnica de aplicar mutação em indivíduos obtidos
aleatoriamente, como em [BISBAL, 2004]. Então, no estágio de mutação são feitos os
seguintes passos:
a)
Aplicação do operador de mutação a 2 indivíduos escolhidos aleatoriamente
dentre aqueles com valores de fitness abaixo da média (P-1 indivíduos);
b)
Avaliação do custo dos 2P-1 indivíduos.
Select P fittest para a próxima geração
Depois de aplicar os operadores de crossover e mutação, o estágio de seleção escolhe os
P indivíduos com maior aptidão entre os pais e os filhos que formarão parte da
população da próxima geração. Este processo se repete até a condição de parada seja
alcançada e o melhor indivíduo seja selecionado.
C=C+1;
Incrementa o valor do “melhor custo” C de maneira a se obter uma exigência menor
para a avaliação da seguinte geração;
t=t+1;
Incrémenta t;
end while
152
Aloca Lightpath
Atualiza Tabela de Códigos e Lightpaths
6.4.4 Tabela de Códigos e Lightpaths
Esta tabela tem de ser atualizada depois de cada alocação de caminho óptico. Sempre
considerando como referência a rede OMEGA, com 8 lambdas por fibra, se tem a seguinte
configuração para a tabela de alocação
λ-Link apresentada na Tabela 6.2.
Tabela 6.2 - Tabela de alocação
λ-Link
λ
1
λ
2
λ
3
λ
4
λ
5
λ
6
λ
7
λ
8
Link w p w p w p w p w p w p W p w p
1-2
1-5
2-1
2-3
2-4
3-2
3-4
3-5
4-2
4-3
4-5
5-1
5-3
5-4
Nesta Tabela a 1ª coluna apresenta todos os links possíveis da rede. As colunas restantes
apresentam a alocação dos comprimentos de onda tanto para os enlaces de trabalho, quanto
para os enlaces de proteção. Esta separação é necessária devido ao fato que os
comprimentos de onda nos enlaces de trabalho não podem ser compartilhados. Já os
enlaces de proteção podem e devem, no possível, ser compartilhados.
A seguir um exemplo. Suponha uma série de requisições de caminho óptico feitas pelas
redes cliente e os respectivos “melhores” código-indivíduo selecionados pelo GA proposto.
A Tabela 6.3 apresenta esta informação.
A Tabela 6.3 é só um exemplo no qual são apresentados alguns indivíduos que foram
selecionados pela sua aptidão. Sendo o GA um processo estocástico nem sempre se terá a
mesma estrutura inicial. Dada esta simulação de requisições cliente, e satisfeitas as
153
restrições do algoritmo proposto, a Tabela de alocação
λ-Link apresentaria o seguinte
conteúdo, mostrado na Tabela 6.4.
Tabela 6.3 - Informação de alocação de Lightpaths para as requisições dadas
Requisição de
Lightpath
“melhor” indivíduo
selecionado
Lightpath de
Trabalho
Lightpath de
Proteção
1-4 1-2-4-1-5-4 1-2-4 1-5-4
2-5 2-3-5-2-1-5 2-3-5 2-1-5
1-5 1-5-1-2-3-5 1-5 1-2-3-5
3-4 3-4-3-5-4 3-4 3-5-4
4-1 4-2-1-4-5-1 4-2-1 4-5-1
5-2 5-3-2-5-1-2 5-3-2 5-1-2
Supondo, agora, uma requisição de um cliente cuja rede se encontra conectada ao nó 4, e
que deseja
um caminho óptico com proteção para o envio de informação a outra rede
conectada
ao nó 5 da rede de transporte. Segundo os algoritmos de Dijkstra (k-shortest
path
first) e de árvores de busca, tem-se a seguinte população de entrada para o algoritmo
genético
: (4-5-4-3-5), (4-5-4-2-3-5), (4-5-4-2-1-5), (4-5-4-3-2-1-5), (4-3-5-4-5), (4-3-5-4-
2-1-5), (4-2-3-5-4-5), (4-2-1-5-4-5), (4-2-1-5-4-3-5), (4-3-2-1-5-4-5).
Tabela 6.4 – Estado da Tabela de alocação λ-Link para o exemplo proposto
λ
1
λ
2
λ
3
λ
4
λ
5
λ
6
λ
7
λ
8
Link w p w p w p w p w p w p w p w P
1-2
x x
1-5
x x
2-1
x x
2-3
x x
2-4
x
3-2
x
3-4
x
3-5
x
4-2
x
4-3
4-5
x
5-1
x x
5-3
x
5-4
x x
154
O Lightpath desejado é selecionado ao considerar o custo de todos os candidatos. Este é o
denominado custo satisfatório. No exemplo o menor custo seria C=7. Assim, o “melhor”
candidato corresponde ao lightpath 4-5-4-3-5 com
λ
2
. Isto é apresentado na Tabela 6.5.
Tabela 6.5 – Avaliação dos candidatos a caminho óptico
Indivíduo
Custo Caminho
de Trabalho (C
w
)
Custo Caminho
de Proteção (C
p
)
Custo Total (C
T
)
Resultado
do GA
4-5-4-3-5 1 1+0 1+1+1(5)=7 O melhor
4-5-4-2-3-5 1 1+1+1 1+3+1(6)=10
4-5-4-2-1-5 1 1+0+0 1+1+1(6)=8
4-5-4-3-2-1-5 1 1+1+1+1 1+4+1(7)=12
4-3-5-4-5 2 0 2+0+2(5)=12
4-3-5-4-2-1-5 2 1 2+1+2(7)=17
4-2-3-5-4-5 3 0 3+0+3(6)=21
4-2-1-5-4-5 3 0 3+0+3(6)=21
4-2-1-5-4-3-5 3 1 3+1+3(7)=25
4-3-2-1-5-4-5 4 0 4+0+4(7)=32
Definimos C= melhor custo entre os nós s-d, o custo satisfatório para obter o melhor
indivíduo. Dado que o custo total vem dado por
()
Twpw
CCChI
=
++ , o melhor custo,
referência inicial para o algoritmo, seria dado por C=5, no qual se tem considerado o
melhor valor esperado: um caminho de trabalho com um único salto e um caminho de
proteção compartilhado também de um único salto.
Este algoritmo de S-RWA faz parte da operação de uma rede óptica transparente capaz de
atuar automaticamente em caso de falha, redirecionando o tráfego para rotas de proteção
em intervalos de tempo inferiores a 50 ms (com um pequeno número de nós no caso do
sistema distribuído e valores maiores para um sistema de controle centralizado devido as
taxas de transmissão da DNC - Data Network Control). Ao ser restaurado a falha, o
sistema aguarda algum tempo para que a restauração seja confirmada e atua
automaticamente sobre suas chaves ópticas para restaurar o caminho original, liberando
novamente a rota de reserva para atender futuras falhas [SACHS, 2003].
155
6.5 ESTRUTURAS DE DADOS UTILIZADAS
O módulo de AG utiliza, para a representação em memória da topologia da rede, o
conceito de grafos [BIGGS, 1974][BOLLOBAS, 1998][GODSIL, 2001][GOLDBARG,
2000] [DROZDEK, 2002].
Um grafo é uma estrutura abstrata que representa um conjunto de elementos chamados nós
ou vértices (para a nossa rede os OXCs), e suas interdependências chamadas arestas ou
arcos (para a nossa rede os “enlaces”). Desta forma, dado o conjunto N de vértices da
estrutura e E o conjunto as ligações entre os vértices, um grafo pode ser representado por
G=(N,E). Tem-se grafos não direcionados e grafos direcionados.
Um grafo não direcionado G
nd
= (N,A) é um conjunto finito e não vazio de nós N, bem
como um conjunto A de pares não ordenados {n1,n2} de nós distintos. Assim, a ordem de
ligação entre os vértices não é importante. Um grafo direcionado G=(N,E) é um conjunto
finito e não vazio de nós N, bem como um conjunto E de pares ordenados {n1,n2} de nós
distintos. Aqui, a ordem de ligação entre os vértices tem importância.
Em um grafo G=(N,E) um arco e = (n1,n2) corresponde ao par de nós chamados de origem
e destino respectivamente. Para um grafo não direcionado estes termos não são usados.
Num dado grafo o conceito de dois nós vizinhos é estabelecido se existe um arco “e”, que
pertence a E, com uma das seguintes condições: e = (n1,n2) ou e = (n2,n1).
Uma rede pode ser definida como R = (N,E,F) a partir de um grafo direcionado G=(N,E)
atravessado por um fluxo F = {f1,f2,f3...fm} que circula em suas “m” arestas. Numa dada
rede, dois nós são destacados: o nó origem e o nó destino. Para o modelo computacional
implementado, um caminho em um grafo direcionado G=(N,E) é uma seqüência não vazia
de arcos, que interligam os nós origem e destino. A implementação prática de grafos exige
que cada elemento, seja vértice ou arco, tenha informações associadas ao mesmo.
Para a implementação em questão foi estudado e usado como modelo a biblioteca GTL -
Graph Template Library, que pode ser vista como a extensão da STL Standard Template
Library para grafos e seus algoritmos fundamentais. Além de grafos, o modelo
implementado incorpora estruturas como tabelas hash, containers com funcionalidades
específicas para cadeias (strings) e outras [DROZDEK, 2002][CRISPIM, 2006].
156
6.6 ANÁLISE DA COMPLEXIDADE DE UM ALGORITMO
Tem-se basicamente dois tipos:
• Espacial: Este tipo de complexidade representa o espaço de memória usado para
executar o algoritmo, por exemplo.
• Temporal: Este tipo de complexidade é o mais usado podendo dividir-se em dois
grupos:
o Tempo (real) necessário à execução do algoritmo.
o Número de instruções necessárias à execução.
6.6.1 Complexidade do Tempo
A complexidade do tempo de um problema é o número de passos que se toma para
resolver uma instância de um problema, a partir do tamanho da entrada utilizando o
algoritmo mais eficiente à disposição. Intuitivamente, caso se tome uma instância com
entrada de longitude n que pode resolver-se em n² passos, se diz que esse problema têm
uma complexidade em tempo de n². Supostamente, o número exato de passos depende da
máquina em que se programa, da linguagem utilizada e de outros fatores. Para não ter que
falar do custo exato de um cálculo se utiliza a notacão O. Quando um problema têm custo
dado em tempo O(n²) em uma configuração de computador e linguagem, este custo será o
mesmo em todos os computadores, de maneira que esta notação generaliza a noção de
custo independentemente do equipamento utilizado [HARTMANIS, 1965]. São usadas três
perspectivas no estudo da complexidade algorítmica.
• Melhor caso: é representado por Ω( ). Método que consiste em assumir que vai
acontecer o melhor caso. Pouco usado. Tem aplicação em poucos casos.
• Caso médio: é representado por Θ( ). Este método é dos três o mais difícil de
determinar pois necessita de análise estatística e como tal muitos testes. No entanto
é muito usado pois é também o que representa mais corretamente a complexidade
do algoritmo.
• Pior caso: é representado por O( ). Consiste basicamente em assumir o pior dos
casos que podem acontecer, sendo muito usado e sendo normalmente o mais fácil
de determinar. Se dissermos que um determinado algoritmo é representado por g(x)
e a sua complexidade Caso Pior é n, será representada por g(x) = O(n).
157
Capítulo 7
“vê se há em mim algum caminho perverso,
e guia-me pelo caminho eterno”
Sl 139:24
7 IMPLEMENTAÇÃO E AVALIAÇÃO DA PROPOSTA
7.1 ASPECTOS COMPUTACIONAIS DA IMPLEMENTAÇÃO
O mecanismo baseado em heurística-algoritmo genético para S-DRWA (Survivability
Dynamic Routing and Wavelength Assigment
), que denominamos HGA, foi implementado
diretamente no plano de controle da rede de transporte SIMOMEGA e testado sobre as
topologias das redes OMEGA e NSFNet. Um dado cliente pode ter acesso aos serviços do
Sistema através da UNI-Web [PASTOR3, 2005] ou através de uma interface caractere
desenvolvida sob o serviço telnet.
O ambiente IDE (
Entorno Integrado de Desenvolvimento) utilizado para implementar o
mecanismo HGA foi o
KDevelop KDE/C++ versão 3.1, disponível sob a licença GPL
(General Public License) [KDEVELOP, 2006], no sistema operacional Linux, distribuição
FEDORA 5. A linguagem usada para implementação do mecanismo foi o C++.
7.1.1 Funcionalidades do Mecanismo
As seguintes funcionalidades estão presentes:
Criação: para a criação de uma rota de trabalho com proteção, e com alocação de
comprimento de onda de forma implícita, têm-se os seguintes passos:
a)
Verificação léxica e sintática da solicitação recebida;
b)
Cálculo do indivíduo melhor adaptado e posterior alocação de um comprimento
de onda a este indivíduo (ver Capítulo 6). Neste contexto, o sistema pode indicar
a impossibilidade da criação de tal rota. A informação das requisições aceitas
158
(ROK) e as bloqueadas (RNOK), bem como os detalhes dos caminhos de trabalho
e proteção alocados são apresentadas no arquivo de log (log2.txt).
c)
Uma vez definido o indivíduo, a informação é enviada para os OXCs mediante os
sets das portas e aguardar os set_acks respectivos.
Execução: para a execução do sistema são necessárias as seguintes informações:
1)
Topologia da rede (nós e conectividade por fibra);
2)
Comprimentos de onda em cada fibra (recursos da rede);
3)
Estado atual da rede (quais rotas e comprimentos de onda estão ocupados).
De uma forma resumida, a implementação tem a seguinte lógica:
a)
O algoritmo Dijkstra modificado é executado uma única vez para calcular todas
as possibilidades de conexão de um nó para todos os outros nós da topologia (ver
Capítulo 6);
b)
Para cada conjunto de rotas são achados os respectivos conjuntos de rotas de
proteção (ver Capítulo 6);
c)
São criadas populações especificas; em função dos possíveis caminhos de um
dado nó origem para um nó destino. As populações são compostas por
indivíduos, que correspondem ao par caminho de trabalho/caminho de proteção;
d)
As populações são armazenadas em um container de alto desempenho para busca
indexada.
A rota principal (e a rota de proteção) é o conjunto interligado de enlaces já definidos pela
topologia. Assim, o caminho óptico é dado pela respectiva rota acrescida de um
comprimento de onda comum em todos os enlaces.
Nesse modelo, a representação do caminho corresponde a: nó1, porta de entrada1, porta de
saída1; nó2, porta de entrada1, porta de saída2,.... etc.
7.1.2 Diagrama de Classes
A Figura 7.1 representa o diagrama UML simplificado das principais classes envolvidas no
Sistema de Controle e do algoritmo HGA.
159
O conceito de grafo está implementado intrinsecamente. A classe No implementa o vértice
ou nó, a Arco o arco. Assim, todo o grafo fica representado na classe Topologia. As demais
classes dão suporte ao algoritmo de S-DRWA proposto.
Figura 7.1 – Diagrama de Classes.
7.1.2.1 Definições básicas das Classes
ArrayDePortas: Tem como objetivo armazenar os estados de cada porta de um dado OXC
e implementar os seus métodos. Nesta implementação foi utilizada a abstração das portas
0,1,2,3, sendo que a porta 3 é destinada para a função de ADD/DROP. As principais
funcionalidades desta classe dizem respeito a implementar os mecanismos de inclusão,
160
consulta e exclusão de portas. Assim, concebeu-se uma solução computacional para
elementos ópticos com múltiplas portas.
Cor: Esta classe implementa o conceito de cor, que representa os comprimentos de onda
disponíveis na rede. As principais funcionalidades correspondem à inclusão, alteração e
exclusão de cores (limites da rede em termos de comprimento de onda);
ObjetoGrafo: Classe que corresponde ao principal elemento da abstração da solução.
Assim, qualquer outra classe que seja utilizada se remete ao ObjetoGrafo para obter um ID
único em todo o sistema. As principais funcionalidades correspondem a inclusão, alteração
e exclusão de objetos no sistema.
Algoritmo: Esta classe corresponde ao cerne da solução. Nela são implementados os
métodos relativos às heurísticas, assim como os relativos ao GA. Esses métodos foram
descritos detalhadamente na apresentação da proposta.
Controle: É a classe que armazena os dados de um OXC, bem como implementa os
métodos necessários à operacionalização e controle do mesmo.
Fibra: Esta classe implementa a abstração de uma fibra óptica.
Enlace: Classe que representa a implementação do conceito de arco, que corresponde à
interconexão de dois OXCs.
Nó: Implementa a abstração de um OXC acrescida das funcionalidades necessárias à
implementação das funções do mesmo.
Porta: Esta classe corresponde a uma dada porta, que comporá um array de portas de um
dado elemento óptico.
Topologia: Implementa o armazenamento de toda a topologia, bem como possui as
funções típicas de manipulação de grafos.
Requisição: Representa uma dada solicitação de caminho óptico. Nesta classe cada
requisição tem um único ID, bem como os controles internos de tempo de criação e
eliminação.
Arco: Esta classe corresponde a implementação do conceito de um par de fibras TX/RX.
LightPath: Implementa o conceito de um dado caminho associado a um comprimento de
onda.
161
GrupoDeRisco: essa classe armazena os arcos que fazem parte de um dado grupo de risco
compartilhado e implementa as funções pertinentes à manipulação do mesmo.
7.1.3 Análise dos Comandos na UNI
Através de uma interface de serviço telnet o usuário ou o administrador gera uma cadeia
com a síntese do comando desejado, a qual é logo enviada para o sistema de controle.
Acoplado ao sistema de controle existe um tradutor capaz de efetuar as análises léxica e
sintática do comando recebido. Assim, caso aconteça algum erro nesses dois estágios, a
solicitação é negada e o erro é informado. Após o sucesso dos dois estágios anteriores, o
comando é traduzido para uma seqüência lógica de eventos, que implementam a semântica
da solicitação.
A análise léxica se baseia no fato que certas seqüências de caracteres devem ser tratadas
como um único símbolo. Por exemplo: identificadores, constantes, palavras-chave
(BEGIN, END, IF...), um ou mais brancos, caracteres duplos (:=, <> ...) etc.
O analisador léxico (ou SCANNER) agrupa os caracteres terminais em entidades únicas
(TOKENS). A saída do SCANNER é uma sequência de pares da forma: (TIPO DO TOKEN,
INFORMAÇÃO). O primeiro componente é uma categoria sintática (IDENTIFICADOR,
CONSTANTE..) e o segundo uma cadeia que contém a informação relativa ao TOKEN
(123, X, aux...).
Um exemplo específico de comando na rede SIMOMEGA é o seguinte:
> action create 1 2
Ao receber este cadeia os identificadores são mapeados em TOKENS (“action”, “create”,
“1” e “2”), que servem como base para a análise da sintaxe do comando. A cadeia de
tokens produzida pelo analisador léxico forma a entrada para o analisador sintático
(PARSER), que examina o tipo de cada token para determinar se certas convenções da
linguagem são obedecidas. O parser produz a representação adequada da estrutura sintática
da cadeia de tokens recebidos e então dispara o conteúdo semântico.
7.1.4 Arquivo de definição de topologia
A topologia da rede para o modelo implementado é informada estaticamente a todos os
computadores pelo gerente da mesma através do arquivo “5nodes.dat”.
162
Neste arquivo, entre outras informações, constam os nós pertencentes à rede e suas
potencialidades, suas interligações e definição dos aspectos macro da infra-estrutura.
Assim, pode-se implementar tanto uma rede em malha como em anel.
Um extrato deste arquivo de topologia da rede OMEGA é mostrado na Figura 7.2. Este
arquivo é submetido a um PARSER. Na parte superior são mostrados os nós e suas
respectivas capacidades em lambdas. O início é indicado pelo TOKEN TOPOLOGY.
Figura 7.2 - Arquivo de Topologia da Rede OMEGA
O TOKEN FIBER evidencia o início do contexto de interligação entre os nós. Assim, cada
fibra possui uma identificação única e pertence a um dado grupo de risco. Como os
equipamentos possuem portas para interligação com os demais (0,1,2...), tais conexões
também devem ser evidenciadas para a origem e destino respectivamente. Este grupo de
informações é encerrado pelo TOKEN END.
163
Finalmente, vem o módulo que trata das características gerais da rede e do sistema. O
ACTION é o TOKEN que dá início ao mesmo e o END delimita o final. A Figura 7.3
apresenta o arquivo de topologia para a rede NSFNet (ver também Anexo D).
Figura 7.3 - Arquivo de Topologia para a Rede NSFNet
A Figura 7.4 apresenta parte da topologia da rede NSFNet e a maneira como foram
configuradas as portas de cada um dos 14 nós e seus correspondentes arcos (21 enlaces
com pares de fibras, em sentidos opostos) para os testes da nossa proposta.
164
Figura 7.4 – Configuração da topologia da rede NSFNet para os testes
7.1.5 Solicitações para a criação de caminhos
Para solicitar um caminho ao Plano de Controle da rede de Transporte é usado um modelo
Cliente-Servidor através da Interface Usuário-Rede (UNI). A comunicação entre a rede
cliente e o plano de controle é feita via uma sessão Telnet desde a UNI. Assim
, a partir da
linha
de comandos no terminal iniciamos uma sessão telnet no server node1 (controlador
da rede
SIMOMEGA), na porta 1002, como mostrado na Figura 7.5.
Figura 7.5 – Início de uma sessão Telnet desde a Console do KDevelop
165
No ambiente
de serviço da UNI, proporcionada por Telnet, podemos solicitar, por
exemplo
, a criação de um caminho entre os nós 3 e 2 com o comando action create, assim:
Admin> ac cr 3 2
Neste caso a UNI invoca a função create. Esta função tem a seguinte lógica:
1.
Toma-se o nó origem e destino respectivamente;
2.
Monta-se a requisição com os parâmetros básicos da topologia (carregados do arquivo
5nodes.dat);
3.
Fixa o proprietário da requisição;
4.
Chama o algoritmo HGA para obter o caminho solicitado.
Se a requisição não foi aceita, é emitida uma mensagem de erro para o solicitante da
mesma. Caso contrário, é enviada uma mensagem SETPORT para cada nó que faz parte do
ligthpath. A requisição é armazenada na tabela de requisições do controlador.
O SETPORT ocasiona a comutação do respectivo nó, na chave e lambdas estipulados no
comando. Após a comutação de suas chaves o nó que recebeu o comando envia um
SETPORT_OK para o controlador. Assim, após receber o SETPORT_OK de todos os nós
que fazem parte do respectivo caminho, o controlador armazena a requisição atendida,
efetua a consistência das informações dos nós que enviaram o OK, estabelece o respectivo
Ligthpath para LP_ACTIVE e, por último, remete um ROK (Request OK) para o
solicitante da requisição.
Caso algum dos nós não consiga comutar suas chaves ele envia um SETPORT_NOK para
o controlador e este desfaz com os demais as comutações. Desta forma, é enviado um
UNSET_PORT para os nós e um RNOK (Request Not OK) para o solicitante do caminho.
Como podem existir várias requisições simultâneas ao controlador, o mesmo implementa
um buffer que armazena as mesmas e as atende num conceito de FIFO (First In First Out).
A requisição quando é completamente atendida é configurada no estado
REQUEST_FINAL, caso contrário é configurada para REQUEST_PENDING.
No caso do caminho de proteção, as chaves não são configuradas no estado apropriado,
mas é apenas registrado que determinadas portas do OXC estão associadas com a rota de
166
proteção. O resultado da alocação para a requisição solicitada é mostrado no shell do
Terminal e armazenado no arquivo log2.txt, como mostrado a seguir, na Figura 7.6.
Figura 7.6 – Uso do comando ACTION CREATE e alocação do caminho solicitado
A indicação 1.1 indica que esta é a primeira requisição realizada e atendida pelo
controlador, 3->2 mostra que a rota liga o nó 3 com o nó 2. SRVC@1* indica que a rota é
de serviço (SRVC), e utiliza o comprimento de onda 1 (SRVC@1). O asterisco indica que
a rota está ativa. Posteriormente são indicados os passos intermediários e, entre parênteses,
informadas as portas ópticas de entrada e de saída de cada nó intermediário. No exemplo:
3(3/0)+2(1/3) indica que a rota parte do nó 3 e chega até o nó 2. No nó 3 a porta de entrada
é a 3 (ADD) e a porta de saída a 0 da topologia. No nó 2 a porta de entrada é a 1 da
topologia e a de saída é a 3 (DROP).
PROT@2 é a rota de proteção da rota 1, uma rota disjunta da rota de serviço, e que é
formada pelos nós 3-4-2, usando o comprimento de onda 2. As portas constantes no
exemplo podem ser diretamente inspecionadas no arquivo de topologia.
Também
é possível criar rotas de maneira estática com o comando ACTION PATH. Este
comando tem a seguinte sintaxe:
ac pa <rota de trabalho>@<lambda> MP @ <lambda> <rota de proteção>
Por exemplo:
167
ac pa 1 2 4@6 MP @7 1 5 4
Neste exemplo é criado um caminho óptico do nó 1 para o nó 4, passando pelo nó 2, com
comprimento de onda 6, devendo o caminho ser protegido com comprimento de onda 7
usando a rota que vai desde o nó 1, passando pelo nó 5, até o nó 4. Isto é apresentado na
Figura 7.7, além do resultado da requisição provida pelo algoritmo.
Figura 7.7 – Uso do comando ACTION PATH e alocação do caminho solicitado
7.1.6 Lógica para tratamento de uma falha no enlace
No SIMOMEGA, quando um enlace apresenta um problema, existe uma detecção
automática da ausência de luz na respectiva entrada do OXC e então é emitida uma
mensagem PORT_FAIL (trap), através da rede DNC (Data Network Control), para o
sistema de controle. De posse desta mensagem, o sistema comuta as chaves para o caminho
de proteção respectivo.
7.2 AVALIAÇÃO DO DESEMPENHO DO ALGORITMO HGA PROPOSTO
Com o objetivo de testar a consistência deste algoritmo foram utilizados um gerador de
demandas e um comando de criação de requisições aleatórias.
7.2.1 Gerador de Demandas
O gerador de demandas foi escrito na linguagem C/C++ para Linux e é capaz de gerar
solicitações de caminhos ópticos automaticamente, seguindo um modelo probabilístico,
simulando a existência de clientes reais. O programa também faz a coleta de informações
168
necessárias para medição do desempenho do mecanismo. Para tal é usado um modelo de
tráfego dinâmico no qual requerimentos cliente de conexão à rede serão feitos segundo um
processo de Poisson com uma taxa de chegada de
λ chamadas/s.
Um processo de Poisson [PAXSON, 1995] descreve o número de chegadas de entidades
observadas no intervalo de tempo (0, t]. O processo de Poisson possui a seguinte função de
distribuição de probabilidade:
()
( ) , 0,1,...
!
xt
te
PXt x x
x
λ
λ
−
== =
O tempo de retenção de sessão será exponencialmente distribuído com tempo de retenção
média de t segundos. Os requerimentos de conexão serão distribuídos aleatoriamente em
todos os nós da rede. A distribuição exponencial é bastante utilizada para modelar os
tempos de serviço (é dizer, a distribuição do tamanho dos pacotes).
Para
η sessões abertas na rede, o total da carga de tráfego (E) será dada por:
(
)
E
t erlangs
ηλ
=××
Modificando os parâmetros η, λ, e t pode se ter controle sobre a carga.
A interação entre o gerador de demandas e o plano de controle foi montada utilizando um
modelo Cliente/Servidor. O gerador de demandas (cliente) se comunica com o plano de
controle (servidor) para solicitar a criação de um caminho óptico. O servidor, por sua vez,
trata a solicitação e devolve informação para o cliente indicando se a solicitação foi
atendida ou se houve bloqueio.
7.2.2 Comando de criação de requisições aleatórias
Com este comando as rotas são criadas em forma dinâmica e aleatória. Para efeitos de
avaliação de desempenho é feita criação randômica através do comando action ramdom
(ac ra). A sintaxe
é a seguinte:
Admin> ac ra <número de requisições> <delay>
Por exemplo:
Admin> ac ra 60 1
169
Cria 60 requisições aleatórias com um retardo entre requisições de 1 ms. Isto é apresentado
na Figura 7.8.
Figura 7.8 – Uso do comando ACTION RAMDOM e alocação aleatória de caminhos.
Os resultados de cada série de requisições são apresentados no arquivo log2.txt. Este
arquivo é do tipo apend. Assim, quando é feita a execução randômica, automaticamente é
acrescido o resultado das requisições atendidas e das recusadas. Para saber quais
requisições foram atendidas, digitar o comando: de req (debug request).
Admin> de req
Se o retorno for ROK, será computado como aceita. Caso receba RNOK será computada
como
bloqueada. Isto é mostrado na Figura 7.9.
Para saber como estão as ocupações de cada porta com suas rotas e comprimentos de onda
é usado o comando de no (debug node). Esta opção permitirá ao administrador ou usuário a
criação de novas rotas de maneira estática. Por exemplo:
Admin> de no
Este comando pode ser chamado várias vezes para ver o resultado da ocupação das portas.
Isto
é apresentado na Figura 7.10.
170
Figura 7.9 – Resultados
mostrados pelo comando DEBUG REQUEST
Figura 7.10 – Resultados mostrados pelo comando DEBUG NODE
7.2.3 Parâmetros de avaliação de desempenho
Neste trabalho foram avaliados os seguintes parâmetros:
a)
Complexidade do algoritmo
b)
Probabilidade média de bloqueio;
c)
Tempo médio de execução;
d)
Taxa de redundância da rede e capacidade de compartilhamento.
171
A avaliação de desempenho do mecanismo HGA foi feito no plano de controle da rede
SIMOMEGA em uma PC com processador Pentium III 447 MHz e 384 MB de RAM, sob
o sistema operacional Linux - distribuição FEDORA 5.
Para mostrar o desempenho
do nosso mecanismo HGA foram feitas comparações com os
diversos mecanismos
apresentados na Tabela 7.1. Sobre a topologia da rede OMEGA foi
comparado
com o mecanismo do testbed SIMOMEGA [CRISPIM, 2006], apresentado no
Anexo
C; e sobre a topologia da rede NSFNet, com os algoritmos PIBWA [MOHAN,
1999] [MURTHY
, 2002], apresentado nesta Tese em 4.8.1, e com o algoritmo híbrido de
Le
, et.al. [LE, 2005], apresentado em 4.9.
Tabela 7.1 – Mecanismos a serem comparados com a proposta HGA
MECANISMO RWA PROTEÇÃO TOPOLOGIA COMPLEXIDADE
SIMOMEGA
[CRISPIM, 2006]
Roteamento
Alternado:
Dijkstra + First-
Fit
Compartilhado
tipo 1:N
OMEGA
PIBWA
[MURTHY, 2002]
S-DRWA com Roteamento
Alternado baseado em Heurística
com técnica de multiplexação
backup
NSFNet
O(K
2
xH
2
xW
2
)
HIBRIDO-LE
[LE , 2005]
S-DRWA com Roteamento
Adaptativo com Heurística baseada
em Agentes Móbiles – GA, com
técnica de multiplexação backup
NSFNet
O(Gx(PxWxN
2
+P
2
xN)
7.3 COMPLEXIDADE DO ALGORITMO HGA
O processo para a obtenção da população entregada pelas heurísticas é feita usando
O(N+N) unidades de tempo. Porem, dado que isto acontece uma única vez para todas as
requisições estima-se que, diante dos processos recursivos do GA por cada requisição, seu
custo computacional não terá muito impacto no tempo de execução total. Assim, a
complexidade do mecanismo HGA há de recair na complexidade do algoritmo genético.
7.3.1 Complexidade do Algoritmo Genético proposto
A complexidade de avaliar o custo da população específica é P vezes a complexidade de
avaliar o custo de cada individuo. O custo de cada indivíduo é obtido em dois passos:
a)
Cálculo do custo do caminho primário: complexidade O(WxN).
172
b)
Cálculo do custo do caminho backup: No pior dos casos, todos os comprimentos de
onda (W) em todos os enlaces usados pelo caminho backup (um máximo de N) são
examinados. Cada enlace pode ser compartilhado por outro caminho backup, em cujo
caso, todos os enlaces (como máximo, N) do correspondente caminho primário serão
também examinados. Assim, a complexidade para o custo do caminho backup estará
dado por: O(WxN
2
) unidades de tempo.
Então
, a complexidade de avaliar o custo de um indivíduo será: O(WxN) + O(WxN
2
) =
O(
WxN
2
) e, a complexidade de avaliar o custo da população específica será então:
O(PxWxN
2
).
A complexidade
de se examinar todos os pares de indivíduos no estagio de crossover será
Px
(P-1)/2 vezes a complexidade de examinar um par de indivíduos. Esta operação inclui a
criação
do filho (dois por cada par), a confirmação da validade do indivíduo criado, e se
este
é diferente da população já existente. Estes passos são feitos usando O(N) unidades de
tempo. Posteriormente procede-se à avaliação fitness do filho, cuja complexidade é
O(PxWxN). Assim, a complexidade do estagio de crossover é dado por O((Px(P-1)/2)xN +
PxWxN), o que resulta em O(P
2
xN + PxWxN).
No estagio de mutação só dois indivíduos são mutados, porem esta operação requer
igualmente de O(N) unidades de tempo. Assim, a complexidade que insere a mutação,
considerando também a avaliação fitness do indivíduo, é dado por O(2P-1)x(N+WxN) ou
simplesmente O(PxWxN).
Assim, a complexidade de cada iteração é o somatório da complexidade das etapas de
crossover e mutação: O(P
2
xN + PxWxN) + O(PxWxN) = O(P
2
xN + PxWxN), o qual,
multiplicado por cada geração G representa:
O(Gx(P
2
xN + PxWxN)).
Finalmente, a complexidade total do nosso algoritmo HGA estará dada por:
O(PxWxN
2
).+ O(Gx(P
2
xN + PxWxN)) = O(Gx(P
2
xN + PxWxN
2
))
A Tabela
7.2 apresenta uma comparativa de complexidade com os outros mecanismos
analisados
.
173
Tabela 7.2 – Comparativa da complexidade do HGA com PIBWA e HIBRIDO-LE
MECANISMO COMPLEXIDADE
PIBWA
[MURTHY, 2002]
O(K
2
xH
2
xW
2
)
HIBRIDO-LE
[LE , 2005]
O(Gx(PxWxN
2
+P
2
xN)
HGA
Proposto
O(Gx(P
2
xN + PxWxN
2
))
7.4 PROBABILIDADE MÈDIA DE BLOQUEIO
Após cada simulação foi calculada a probabilidade de bloqueio. O cálculo da probabilidade
de bloqueio
é dado pelo número de conexões bloqueadas sobre o total de requisições de
conexões
. A probabilidade de bloqueio é obtida pela Equação 7.1, assim:
Re
b
R
NOK
P
Total q
=
∑
∑
...............(Eq. 7.1)
7.4.1 Probabilidade Média de Bloqueio
A Tabela 7.3 apresenta a Probabilidade Média de Bloqueio do algoritmo proposto. Os
resultados foram obtidos usando-se o comando de criação de requisições aleatórias
ACTION RAMDOM, executando-se até 10 testes por cada requisição, eliminando os
valores extremos e obtendo o valor com maior freqüência. É importante lembrar que o
algoritmo de HGA entrega tanto caminhos de trabalho como caminhos de proteção como
um único indivíduo, por cada requisição dos clientes.
Observa-se nesta tabela uma boa probabilidade de bloqueio entre 25 e 35 requisições,
sendo que em alguns testes foi alcançada uma probabilidade de 0.
Tabela 7.3 – Probabilidade de Bloqueio Média para o algoritmo HGA
Nº Requisições ROK RNOK Probabilidade de Bloqueio
5 5 0 0,000
10 10 0 0,000
15 15 0 0,000
20 20 0 0,000
25 24 1 0,040
30 28 2 0,067
35 32 3 0,086
40 36 4 0,100
45 37 8 0,178
50 38 12 0,240
174
A Figura 7.11 mostra a curva da probabilidade média de bloqueio. Para valores acima das
50 solicitações se alcança a máxima resposta do sistema (38 requisições atendidas),
levando o sistema ao seu ponto de saturação.
Probabilidade de Bloqueio - HGA
0,000
0,050
0,100
0,150
0,200
0,250
0,300
5
10
15
20
25
30
35
40
45
50
Número de Requisições
Probabilidade de Bloqueio
HGA
Figura 7.11 – Probabilidade de bloqueio obtida com o mecanismo HGA.
7.4.2 Probabilidade Média de Bloqueio como função de G e P
Foram também obtidos valores da probabilidade de bloqueio como uma função dos
parâmetros G (número de gerações) e P (população) para uma carga de tráfego de 30
Erlangs. Foi avaliado o comportamento do algoritmo para a evolução de até 5 gerações,
tanto para populações de 4 indivíduos como para a população máxima entregada pelas
heurísticas. Os resultados são apresentados na Tabela 7.4
Tabela 7.4 – Probabilidade de Bloqueio como função de G e P
P=4 Pmax
1 0,267 0,167
2 0,100 0,067
3 0,067 0,033
4 0,033 0,033
5 0,033 0,033
Probabilidade de Bloqueio
Nº Gerações
A Figura 7.12 apresenta a probabilidade de bloqueio obtida como uma função dos
parâmetros G e P. Observa-se que a probabilidade de bloqueio melhora quando G e P
crescem, com tendência a se estabilizar. Esta análise é importante para definir o critério de
parada do algoritmo. Assim, para P
max
e considerando G=3 se terá um bom desempenho do
175
algoritmo, e podem então ser fixados como valores para população e critério de parada,
respectivamente.
Prob. Bloqueio em função de G e P
0,000
0,050
0,100
0,150
0,200
0,250
0,300
12345
Número de Gerações
Probabilidade de Bloqueio
P=4
Pmax
Figura 7.12 – Probabilidade de Bloqueio como função de G e P
7.4.3 Probabilidade de Bloqueio: HGA vs. algoritmo do SIMOMEGA
A Figura 7.13 apresenta o desempenho de bloqueio médio do algoritmo HGA proposto
comparado com o algoritmo da rede SIMOMEGA. Observe o fato de que os resultados
obtidos no SIMOMEGA correspondem a requisições atendidas para caminhos de serviço
com proteção do tipo 1:N (ver anexo C para referência).
0,000
0,050
0,100
0,150
0,200
0,250
0,300
0,350
5 101520253035404550
Número de Requisições
Probabilidade de Bloqueio
HGA
SIMOMEGA
Figura 7.13 – Comparação
das Probabilidades de bloqueio HGA – SIMOMEGA
176
Como
é de se esperar, a probabilidade de bloqueio tende a aumentar com o número de
requisições
cliente. A curva mostrada na Figura 7.13 apresenta um bom desempenho do
algoritmo
de HGA, com valores de probabilidade de bloqueio muito abaixo dos resultados
obtidos
pelo algoritmo da rede SIMOMEGA.
Note-se
, por exemplo, que para 35 requisições no HGA tem-se quase a mesma
probabilidade
de bloqueio do que para 25 requisições do SIMOMEGA.
7.4.4 Probabilidade de Bloqueio: HGA vs. PIBWA vs. HÍBRIDO-LE
A Tabela 7.5 mostra os valores da probabilidade média de bloqueio dos algoritmos
PIBWA
e HIBRIDO-LE, valores aproximados obtidos apartir dos resultados mostrados
nos
trabalhos publicados por [MOHAN, 1999][MURTHY, 2002] e [LE , 2005]
respetivamente.
Estes valores são contrastados com a nossa proposta HGA sobre a
topologia da rede
NSFNet. Observa-se que para cargas de tráfego maiores tem-se um
melhor
desempenho com o nosso mecanismo.
Tabela 7.5 – Probabilidade de Bloqueio dos algoritmos PIBWA, HIBRIDO-LE e HGA
Carga
(Erlangs)
Pb PIBWA Pb HÍBRIDO-LE Pb HGA
35 0,02826 0,01174 0,01107
42 0,04087 0,01695 0,01593
49 0,05435 0,02445 0,02334
56 0,07348 0,03695 0,03179
63 0,09156 0,05087 0,04689
A Figura 7.14 evidencia graficamente estes resultados. Podemos deduzir, destes valores,
que com o aumento
da carga de tráfego na rede a capacidade de compartilhamento backup
do nosso
algoritmo consigue um melhor desempenho, liberando comprimentos de onda a
serem alocados em novas requisições, melhorando assim a taxa média de bloqueio quando
comparado
com as outras propostas.
A certa similitude
com a curva apresentada pela proposta de Le [LE , 2005] se pode
interpretar como
sendo devido às características hibridas de ambos os mecanismos.
177
Probabilidade de Bloqueio vs. Carga
0,00000
0,02000
0,04000
0,06000
0,08000
0,10000
35 42 49 56 63
Carga (Erlangs)
Probabilidade de Bloqueio
Pb PIBWA
Pb HÍBRIDO-LE
Pb HGA
Figura 7.14 –Probabilidades de bloqueio: PIBWA, HIBRÍDO-LE e HGA
7.5 TEMPO MÉDIO DE EXECUÇÃO
O tempo médio de execução, como avaliador da velocidade de execução do algoritmo
também é de interesse. Este
tempo de execução do algoritmo é calculado como a razão
entre o
tempo de execução de uma série de requisições e o número de chamadas de dita
série
. A Equação 7.2 define este valor médio.
_
º
execução das requisições
m
t
t
N requisições
−−
=
∑
∑
........(Eq. 7.2)
Figura 7.15 – Tempo
de criação de cada um dos caminhos com proteção
178
O sistema guarda os tempos
de execução, para a criação de cada um dos caminhos, no
arquivo
log2.txt. A Figura 7.15 apresenta esses tempos de criação dos caminhos com
proteção para uma série de 30 requisições aleatórias.
7.5.1 Tempo médio de execução como função de G e P
A Tabela 7.6 apresenta o tempo médio de execução em função de G e P, considerando-se
uma
população de 4 indivíduos e logo a população máxima entregada pelas heurísticas. A
Figura 7.16 permite
ver como o tempo médio de execução vai-se incrementando com G.
Tabela
7.6 – Tempo médio de execução em função de G e P
P=4 Pmax
1 86,50 109,60
2 138,20 126,15
3 144,35 135,90
4 148,24 136,80
5 153,27 137,42
Nº Gerações
Tempo Médio de Execução (ms)
Observa-se
que, para uma população menor (P=4), o tempo médio de execução na primeira
iteração
é muito menor, pois os indivíduos a avaliar não são muitos. Porém, nas seguintes
gerações
, os operadores de cruzamento e mutação vão exigir maior tempo de
processamento
do algoritmo, aumentando-se, portanto, o tempo necessário de execução.
Tempo Médio de Execução em Função de G e P
0,00
20,00
40,00
60,00
80,00
100,00
120,00
140,00
160,00
180,00
12345
Número de Gerações
Tempo Médio de Execução
(ms)
P=4
Pma x
Figura 7.16 – Tempo médio de execução em função de G e P
Para P
max
pode-se prescindir dos operadores genéticos, pois as heurísticas têm entregado ao
algoritmo de GA todos os indivíduos (rotas de trabalho + proteção). Assim
, esta pode
179
funcionar unicamente
com o operador de seleção e a função de avaliação fitness (ver
Capítulo
6), com o qual o tempo de execução tende a ser menor.
7.5.2 Probabilidade de Alocação de Indivíduos por Geração
A probabilidade de alocação de indivíduos por cada geração (para um tráfego de 30
Erlangs e considerando-se a população máxima dada pelas heurísticas), é apresentada na
Figura 7.17. Observa-se que mais do 80% dos caminhos podem ser alocados na primeira
iteração da evolução do algoritmo, o que demonstra que, em muitos casos um “muito bom
caminho” pode ser achado na primeira iteração do algoritmo para o valor de custo mínimo.
Probabilidade de Alocação de
Individuos x Geração
0
10
20
30
40
50
60
70
80
90
123456
Gerações
Probabilidade de
Alocação de Individuos
(%)
Individuos
Figura 7.17 - Probabilidade de Alocação de Indivíduos por Geração no HGA
Esta estatística é importante para a definição do critério de parada do algoritmo, e mostra
também que o incremento de G não tem um efeito significativo no tempo de execução
médio.
7.5.3 Tempo médio de execução: HGA vs. SIMOMEGA
Para validar o tempo de latência deste algoritmo se apresenta, na Figura 7.18, o
desempenho do tempo médio de execução do algoritmo HGA proposto comparado com o
algoritmo da rede SIMOMEGA, para diferentes valores de tráfego (ver anexo C para
referência).
180
Tm de Execução: HGA vs SIMOMEGA
0,0
50,0
100,0
150,0
200,0
250,0
300,0
350,0
400,0
450,0
5 1020303540
Tráfego (Erlangs)
Tempo médio de Execução (ms)
HGA
SIMOMEGA
Figura 7.18 – Comparação do Tempo médio de Execução HGA – SIMOMEGA
A curva mostra que, para todos os casos, tem-se um tempo médio de execução muito
menor com o algoritmo de HGA. Isto
pode dever-se ao fato que à medida que o tráfego
aumenta
, uma capacidade de compartilhamento eficaz para os caminhos backup é
necessária
(como apresentado na proposta HGA), o qual, no SIMOMEGA, mostra-se
pouco
ótima pelo uso da proteção do tipo 1:N, que recursivamente tenderá a procurar
caminhos
de proteção num cenário com cada vez menos recursos, resultando num maior
tempo
médio de execução.
7.6 TAXA DE REDUNDÂNCIA DA REDE E CAPACIDADE DE
COMPARTILHAMENTO
Outra métrica considerada neste trabalho é a taxa de redundância da rede R
r
a qual vem
definida como a razão entre a capacidade de reserva total e a capacidade de trabalho total,
como mostrado na Equação 7.3 [ZHOU 1, 2002].
()
()
ij
ij L
r
ij
ij L
B
R
A
∈
∈
=
∑
∑
........(Eq. 7.3)
Onde:
ij
A : Soma total da largura de banda usando o enlace (i,j)
ij
B
: Total da largura de banda reservada para caminhos backup que usam o enlace (i,j)
181
Para esta análise foi levantada a seguinte estatística. Considere-se 30 Requisições
solicitadas desde a UNI e que foram alocadas pelo Algoritmo HGA (29 foram ROK e 1
NROK) (fonte: arquivo log2.txt).
Deve-se ter em conta, para esta análise, que o conjunto de caminhos de trabalho foi obtido
pela heurística baseada no algoritmo de
Dijkstra, é dizer, priorizando-se as rotas com o
menor número de saltos e, portanto, de menor uso de enlaces. Já
para o conjunto de
caminhos
de proteção interessa, não só uma menor quantidade de saltos, mas também a
capacidade
de compartilhamento que se possa obter.
[root@node1 ~]# telnet node1 1002
Trying 127.0.0.1...
Connected to localhost.localdomain (127.0.0.1).
Escape
character is '^]'.
Admin > ac ra 30 1
1 3->2 - SRVC@1* 3(3/0)+2(1/3) PROT@2 3(3/1)+4(1/0)+2(2/3)
2 4->5 - SRVC@1* 4(3/2)+5(2/3) PROT@2 4(3/1)+3(1/2)+5(1/3)
3 5->1 - SRVC@1* 5(3/0)+1(1/3) PROT@2 5(3/1)+3(2/0)+2(1/0)+1(0/3)
4 4->3 - SRVC@3* 4(3/1)+3(1/3) PROT@2 4(3/0)+2(2/1)+3(0/3)
5 5->2 - SRVC@3* 5(3/0)+1(1/0)+2(0/3) PROT@4 5(3/1)+3(2/0)+2(1/3)
6 5->1 - SRVC@5* 5(3/0)+1(1/3) PROT@6 5(3/1)+3(2/0)+2(1/0)+1(0/3)
7 2->5 - SRVC@3* 2(3/0)+1(0/1)+5(0/3) PROT@2 2(3/1)+3(0/2)+5(1/3)
8 4->3 - SRVC@4* 4(3/1)+3(1/3) PROT@5 4(3/0)+2(2/1)+3(0/3)
9 5->1 - SRVC@7* 5(3/0)+1(1/3) PROT@8 5(3/1)+3(2/0)+2(1/0)+1(0/3)
10 1->5 - SRVC@4* 1(3/1)+5(0/3) PROT@5 1(3/0)+2(0/1)+3(0/2)+5(1/3)
11 4->3 - SRVC@6* 4(3/1)+3(1/3) PROT@7 4(3/0)+2(2/1)+3(0/3)
12 3->5 - SRVC@6* 3(3/2)+5(1/3) PROT@2 3(3/1)+4(1/2)+5(2/3)
13 4->3 - SRVC@8* 4(3/1)+3(1/3) PROT@8 4(3/0)+2(2/1)+3(0/3)
14 3->2 - SRVC@5* 3(3/0)+2(1/3) PROT@4 3(3/1)+4(1/0)+2(2/3)
15 3->4 - SRVC@3* 3(3/1)+4(1/3) PROT@2 3(3/0)+2(1/2)+4(0/3)
16 3->2 - SRVC@7* 3(3/0)+2(1/3) PROT@8 3(3/1)+4(1/0)+2(2/3)
17 1->2 - SRVC@6* 1(3/0)+2(0/3) PROT@2 1(3/1)+5(0/1)+3(2/0)+2(1/3)
18 1->5 - SRVC@7* 1(3/1)+5(0/3) PROT@8 1(3/0)+2(0/1)+3(0/2)+5(1/3)
19 2->3 - SRVC@1* 2(3/1)+3(0/3) PROT@2 2(3/2)+4(0/1)+3(1/3)
20 1->4 - SRVC@1* 1(3/1)+5(0/2)+4(2/3) PROT@2 1(3/0)+2(0/2)+4(0/3)
21 2->1 - SRVC@4* 2(3/0)+1(0/3) PROT@8 2(3/1)+3(0/2)+5(1/0)+1(1/3)
22 5->4 - SRVC@3* 5(3/2)+4(2/3) PROT@2 5(3/1)+3(2/1)+4(1/3)
23 2->1 - SRVC@1* 2(3/0)+1(0/3) PROT@2 2(3/1)+3(0/2)+5(1/0)+1(1/3)
24 2->4 - SRVC@1* 2(3/2)+4(0/3) PROT@4 2(3/1)+3(0/1)+4(1/3)
25 3->4 - SRVC@1* 3(3/0)+4(1/3) PROT@4 3(3/2)+5(1/2)+4(2/3)
26 2->5 - SRVC@3* 2(3/1)+3(0/2)+5(1/3) PROT@6 2(3/0)+1(0/1)+5(0/3)
27 3->5 - SRVC@1* 3(3/0)+5(1/3) PROT@4 3(3/0)+4(1/2)+5(2/3)
28 5->2 - SRVC@6* 5(3/1)+4(2/0)+2(2/3) PROT@4 5(3/0)+1(1/0)+2(0/3)
29 3->5 – RNOK
30 5->3 - SRVC@1* 5(3/1)+3(2/3) PROT@2 5(3/1)+4(2/1)+3(1/3)
Random request: Total 30 Ok 29 NOk 1
A Tabela 7.7 apresenta os enlaces e os comprimentos de onda que foram alocadas para as
29 requisições
aceitas.
182
Tabela 7.7 – Alocação de enlaces e comprimentos de onda pelo algoritmo HGA para 30
solicitudes de
Lightpath
λ
1
λ
2
λ
3
λ
4
λ
5
λ
6
λ
7
λ
8
Link w p w p w p w p w p w p w p w p
1-2
▲ ▲
■
▲ ▲
▲
1-5
▲
▲ ▲
▲ ▲
2-1
▲
▲ ▲
▲
■
▲
2-3
▲
■
■
■
▲
●
2-4
▲
●
3-2
▲
●
▲ ▲
▲ ▲
▲
3-4
▲
●
▲
●
▲
3-5
■
■
▲ ▲
■
4-2
■
▲
▲ ▲
▲
■
4-3
●
▲
▲
▲
▲
4-5
▲
▲
▲
5-1
▲
▲
●
▲
▲ ▲
▲
5-3
●
▲
▲
5-4
▲
▲
▲
▲
Lênda:
▲ Lambda 1 vez usada
■ Lambda
2 vezes usada
● Lambda 3 vezes usada
Assim, para estas 30 requisições, os caminhos de proteção usarão mais enlaces e, portanto,
também mais comprimentos de onda do que os caminhos de trabalho, o qual é usual em
todo algoritmo de RWA com sobrevivência. Isto é evidenciado na Tabela 7.8.
Tabela 7.8 –
Lambdas usados pelos enlaces para os caminhos de trabalho e Proteção
Trabalho Proteção
1-2 2 4
1-5 3 2
2-1 3 3
2-3 1 5
2-4 1 1
3-2 3 4
3-4 2 3
3-5 1 4
4-2 1 5
4-3 4 1
4-5 1 2
5-1 4 3
5-3 0 3
5-4 3 1
Total 29 41
Comprimentos de Onda
Enlace
A taxa de redundância da rede (R
r
) depende muito da topologia da rede como do algoritmo
de alocação de capacidade de reserva. Usando um esquema de proteção dedicada, R
r
seria
igual a 100%. Sem considerar explicitamente restrições SRLG o esquema de proteção
183
compartilhada proposto por [ALANYALI, 1999], obtem valores na ordem de 74% a 87%
para uma rede de 32 nós.
Aplicando a Equação 7.3, tem-se para a proposta HGA:
Rr =41⁄70=0,58, é dizer uma taxa de redundância de 58%
Pode-se considerar este um ótimo valor quando comparado com os resultados obtidos com
o mecanismo apresentado no trabalho de [ALANYALI, 1999]. Em [ZHOU
1, 2002], foram
obtidos
valores similares à nossa proposta, porem o seu algoritmo, baseado em proteção
multi-path
, foi projetado para um cenário S-RWA estático, onde a reserva de recursos
também
é fundamental.
O que se deseja avaliar também é a capacidade de compartilhamento que se pode alcançar
com um dado algoritmo. Assim, observa-se da Tabela 7.7 que, para o exemplo dado, 18
enlaces são re-usados pelo algoritmo de HGA por duas ou por três vezes, tendo-se
compartilhado até 26 comprimentos de onda, o que representa 38,8% de capacidade de
compartilhamento, liberando assim recursos, os quais poderão ser utilizados para alocar
novas requisições.
É importante destacar que se usando um sistema de proteção sem compartilhamento seriam
necessários, para este exemplo, reservar até 67
lambdas para os caminhos de proteção, (é
dizer, 26 a mais do que os usados pelo algoritmo HGA), e necessários 18 enlaces
adicionais, o qual levaria a elevar dramaticamente a probabilidade de bloqueio.
184
Capítulo 8
“Concluímos, pois, que o homem é justificado pela fé,
Independentemente das obras da lei”
Ro 3:28
8 CONCLUSÕES
8.1 ANÁLISE DOS RESULTADOS
Nas redes de transporte ópticas com restrição de comprimento de onda, cenário de
desenvolvimento deste trabalho, conexões
multi-hops são mais complicadas de se
estabelecer do que aquelas de um único salto, dado que aquelas precisam de um maior
número de canais a serem iguais em toda a extensão do caminho. Também, dependendo de
fatores tais como a topologia de rede e o tráfego cursado, alguns enlaces podem apresentar
maior congestionamento do que outros, de maneira que requisições que requeiram
lambdas
nestes enlaces terão uma alta probabilidade de ser bloqueados.
Por outro lado, os esquemas de sobrevivência estão evoluindo da proteção mais simples, a
proteção dedicada, para técnicas de multiplexação de caminho
backup, para permitir que
dois ou mais caminhos de trabalho possam compartilhar o mesmo caminho de proteção,
desde que seus respectivos caminhos de trabalho não pertençam ao mesmo SRLG.
Portanto, no projeto de algoritmos de S-DRWA não só é importante o desempenho
enquanto à probabilidade de bloqueio, mas também a capacidade de compartilhamento dos
caminhos
backup, que redunda em uma ótima gestão dos recursos, liberando canais de
comprimento de onda para novas alocações reduzindo, assim, a probabilidade de bloqueio.
Outro parâmetro de grande interesse é a complexidade computacional e o tempo de
execução, assim como a diminuição da taxa de redundância, obtida pelo ação do algoritmo.
O tempo de execução do algoritmo é um fator chave para o estabelecimento rápido de
caminhos ópticos dinâmicos. Desta maneira se pode garantir uma latência adequada na
rede.
185
Nos nossos testes foram avaliados valores de probabilidade de bloqueio como uma função
dos parâmetros G (número de gerações) e P (população) na topologia da rede OMEGA.
Foi avaliado o comportamento do algoritmo para a evolução de até 5 gerações, tanto para
populações de 4 indivíduos como para a população máxima entregada pelas heurísticas.
Observa-se que a probabilidade de bloqueio melhora quando G e P crescem, com tendência
a se estabilizar. Está análise foi importante para definir o critério de parada do nosso
algoritmo. Assim, para Pmax e considerando G=3 o mecanismo apresentou um bom
desempenho sendo fixados como valores de população e critério de parada,
respectivamente.
Lembre-se que o GA é um método genérico que precisa ser customizado para a
problemática específica que se deseja abordar. Assim
, o projeto para o mecanismo de
codificação
dos indivíduos, o tamanho da população, o número de gerações (iterações), o
critério
de parada (stopping) e os diferentes operadores foram adaptados às características
do problema para otimizar
o tempo de computação. Assim, é formulado um GA adaptado
às necessidades de execução em tempo real em que são feitas as funções que se desejam
otimizar, a saber RWA e Sobrevivência. Além do mais, a alternativa adotada neste
trabalho, que é a modelagem híbrida baseada em Heurísticas e Algoritmos genéticos, tende
ao estabelecimento de uma rápida convergência no valor mais ótimo
Desta maneira, a probabilidade de alocação de indivíduos por cada geração para o HGA
mostrou que mais do 80% dos caminhos podem ser alocados na primeira iteração da
evolução do algoritmo, o que demonstra que, em muitos casos um “muito bom caminho”
pode ser achado na primeira iteração do algoritmo, tendo-se assim um reduzido tempo de
computação e uma convergência rápida para o valor de coste mínimo (valor de
fitness
ótimo).
Na avaliação da probabilidade de bloqueio média do nosso algoritmo HGA comparada
com outras propostas foram obtidos resultados satisfatorios. Tanto na comparação com o
esquema utilizado pelo SIMOMEGA, numa rede com 5 nós; assim como no paralelo com
as propostas PIBWA e HÍBRIDO-LE, numa topologia com 14 nós, o nosso algoritmo
mostrou sua eficiência.
Assim
, quando comparado com o algoritmo da rede SIMOMEGA, a qual implementa um
algoritmo
de RWA baseado em Dijkstra e FirstFit, e um mecanismo de proteção do tipo
186
1:N
, o algoritmo de HGA apresenta um bom desempenho, com valores de probabilidade de
bloqueio
muito abaixo dos resultados obtidos pelo algoritmo da rede SIMOMEGA.
Na comparação
com o algoritmo PIBWA, o qual implementa um algoritmo de RWA
alternativo
com sobrevivencia, o algoritmo de HGA mostra um desempenho superior, com
probabilidade
de bloqueio melhor aos resultados obtidos na proposta de [MURTHY,
2002].
Na análise sobre os resultados obtidos em [LE , 2005], observa-se valores muito similares,
que vão-se diferenciando ligeramente com o aumento do tráfego. Esta
similaridade se
corresponde
com as características híbridas heurístico-genéticos de ambos os algoritmos,
porem
, o diferencial na codificação do indivíduo e o tipo de heurística empregada dão ao
nosso
algoritmo um melhor desempenho a maiores cargas de tráfego.
Enquanto ao tempo médio de execução, como avaliador da velocidade de computação do
algoritmo, se obtiveram também bons resultados. Quando avaliado em função de G e P
observa-se que para uma população reduzida (P=4), o tempo médio de execução na
primeira iteração foi muito menor, explicado pela relativamente pouca quantidade de
indivíduos a avaliar. Porém, nas seguintes gerações, os operadores de cruzamento e
mutação exigem da máquina um maior tempo de processamento do algoritmo,
aumentando-se, portanto, o tempo necessário de execução.
Para populações maiores pode-se prescindir da funcionalidade dos operadores genéticos
em favor de um menor tempo de execução. Isto é aconselhável nesta proposta, e se
apresenta como uma variante, dado que as heurísticas têm entregado ao algoritmo de GA
todos os indivíduos (rotas de trabalho + proteção). Assim
, a parte GA do mecanismo pode
funcionar unicamente
com o operador de seleção e a função de avaliação fitness na
complexa tarefa
de selecionar os melhores caminhos com capacidade de compartilhamento
e alocar
os comprimentos de onda em forma implícita, obtendo-se um relativamente
reduzido
tempo de execução.
Para validar o tempo de latência do nosso algoritmo foi feito um paralelo com o
desempenho do tempo médio de execução entregado pelo mecanismo do SIMOMEGA,
para diferentes valores de tráfego. Para todos
os casos, tem-se um tempo médio de
execução
mais reduzido com o nosso algoritmo. Isto pode dever-se ao fato que a medida
que o tráfego
aumenta, a capacidade de compartilhamento para os caminhos backup
187
implementada pela proposta do HGA
começa a ser útil, permitindo ainda se obter recursos
com menores
iterações, enquanto que o SIMOMEGA, pelo uso da proteção do tipo 1:N,
tenderá
recursivamente a procurar caminhos de proteção num cenário com cada vez menos
recursos, precisando
assim de um maior tempo de execução.
O tempo de execução de um algoritmo também pode-se expresar em função da
complexidade do algoritmo. O nosso
algoritmo HGA apresenta uma complexidade dada
por: O(Gx
(P
2
xN + PxWxN
2
)), complexidade similar à proposta de [LE , 2005] e uma
menor complexidade
quando comparada com o algoritmo PIBWA de [MURTHY, 2002].
Outra métrica considerada neste trabalho, a taxa de redundância da rede, apresentou
também um ótimo valor, quando comparado com os resultados do SIMOMEGA, com o
esquema de proteção compartilhada proposto por Alanyali [ALANYALI, 1999] e com o
trabalho de [ZHOU 1, 2002], alcançando uma taxa de redundância de 58%. Também, a
capacidade de compartilhamento que se conseguiu alcançar com o nosso algoritmo esteve
acima do 38%. Como conseqüência os recursos não usados podem ser alocados em novas
requisições, diminuindo assim a probabilidade de bloqueio.
Portanto, por médio destes processos de avaliação e validação demonstramos que o
algoritmo HGA para S-DRWA proposto neste trabalho é efetivo, obtendo-se uma baixa
probabilidade de bloqueio e um relativamente baixo tempo de execução, com uma alta
capacidade de compartilhamento de rotas de proteção.
Finalmente, vale destacar que das propostas revisadas nesta Tese, muitos dos artigos e
trabalhos de pesquisa divulgados não apresentam suficiente informação de maneira a
reproduzir o algoritmo com fins de avaliação. Detalhes da implementação, a necessidade
de uma formulação mais adequada do algoritmo, a falta de uniformidade nas
representações das variáveis e parâmetros envolvidos, etc. tornam difícil a avaliação e
comparação das diferentes propostas na prática.
188
8.2 CONCLUSÕES DO TRABALHO
Esta Tese apresentou a criação, o desenvolvimento e a aplicação de um algoritmo híbrido
heurístico-GA
(HGA) para a otimização dos mecanismos de Alocação Dinâmica de Rota e
Comprimento
de onda visando Sobrevivência (S-DRWA), orientado à reserva de
capacidade
baseado em compartilhamento de rotas de proteção, e aplicado em redes de
transporte
IP sobre WDM.
Neste
mecanismo, as heurísticas propostas fazem a seleção dos melhores caminhos de
trabalho
com seus respectivos caminhos backup e o Algoritmo Genético faz o
aprovisionamento
para o “melhor” par de rotas trabalho/proteção com a alocação do
comprimento
de onda adequado, estabelecendo assim o caminho com proteção requerido.
Para avaliação
e validação desta proposta foram feitos testes de desempenho sobre
protótipos
e topologias de rede conhecidas. Os resultados obtidos foram comparados com
propostas
validadas internacionalmente, demonstrando nosso mecanismo um alto
desempenho
nos parâmetros de probabilidade de bloqueio, tempo médio de execução,
complexidade
computacional, taxa de redundância e capacidade de compartilhamento,
perfilando-se
esta proposta como sólida alternativa de solução para a problemática de S-
DRWA.
189
8.3 TRABALHOS FUTUROS
Esta proposta de S-DRWA pode se estender para se obter novas funcionalidades. Propostas
de trabalhos futuros são dadas a seguir.
8.3.1 Reconfiguração da rede para contornar o problema de bloqueio
Em redes de grande porte, pode dar-se o caso que uns lightpaths já estabelecidos estejam
bloqueando rotas críticas que dificultam o estabelecimento de algumas novas rotas. Nestes
casos, é desejável ter a possibilidade de reconfigurar a rede para alcançar uma situação
ótima global, Porém a condição de não interromper as rotas de serviço já existentes o
impede.
Uma estratégia para contornar este problema poderia consistir em duplicar a informação,
dos caminhos que originam o bloqueio, por um tempo determinado por uma rota de
proteção adequada, para logo o receptor comutar a dita rota de proteção, liberar a inicial,
evitando assim a perda de informação, e permitir um re-ordenamento do tráfego. Adaptar o
algoritmo
para esta contingência será necessario.
8.3.2 Avaliação do algoritmo HGA em outros planos de controle
É de interesse avaliar e validar o aporte desta proposta em outros planos de controle, sejam
estes centralizados, sejam distribuídos, com outras topologias ou modelos de rede, de
maneira a ter um maior panorama da eficácia e utilidade deste algoritmo.
8.3.3 Interface de Configuração do Algoritmo
Dado que é de importância para a customização do algoritmo híbrido, principalmente a
parte
relativa ao GA, a configuração de certos parâmetros tais como o tamanho da
população
, o número de gerações, o critério de parada, etc., uma interface de configuração
facilitaria esta
funcionalidade.
190
ANEXOS
A. A REDE OMEGA
A Rede OMEGA-WRON (Optical Metro network for Emerging Gigabit Applications-
Wavelength Routing Optical Network
) é um testbed de rede óptica transparente em
topologia malha com um plano de controle distribuído, baseado em roteamento de
comprimento de onda RWA, orientado a conexão e com caminhos bidirecionais. O
testbed
OMEGA foi desenvolvido pela Fundação CPqD (Centro de Pesquisa e Desenvolvimento
em Telecomunicações) de Campinas, SP – Brasil [ROSSI, 2002].
O plano de Controle distribuído da rede OMEGA foi também montado, para fins de
pesquisa e desenvolvimento no laboratório “
LabCom” do Departamento de Engenharia
Elétrica da Universidade de Brasília [PASTOR1, 2004]. Posteriormente foi estabelecida
em uma arquitetura centralizada e nomeada de SIMOMEGA [CRISPIM, 2006], como
parte do convenio UnB/CDT-CPqD. Também se encontra um plano de controle da rede
OMEGA no “
OpNeAR Lab” da University of Texas at Dallas [OPNEAR, 2007] sob o
projeto “Differentiated Reliability in an Optical Test-bed”. Ambos os laboratórios
desenvolvem as suas pesquisas independentemente.
Cada nó possui um dispositivo
add/drop local; um módulo de comutadores ópticos
(OXCs); amplificadores ópticos;
transponders e um módulo de controle. Cada nó possui 4
portas, três dessas portas são conectadas com os nós adjacentes e uma é usada para o
add/drop. Os comutadores ópticos, compostos por oito entradas e oito saídas, são
responsáveis por redirecionar um dos oito comprimentos de onda desde uma porta de
entrada para uma porta de saída. Nesta rede, os OXC não provêm conversão de
comprimento de onda.
A.1. PLANO DE TRANSPORTE DA REDE OMEGA
A rede OMEGA é formada por cinco nós equivalentes funcionalmente com capacidade
para se conectar com outros três nós da rede. Cada nó pode receber um comprimento de
onda por uma porta e pode optar entre duas portas de saída para cada novo cliente. A
Figura A.1 mostra a topologia desta rede. Como cada porta tem duas fibras (uma para
191
entrada e outra para saída), o comprimento de onda poderá retornar para o nó de origem,
possibilitando também a montagem de uma rede funcional em anel bidirecional, como
utilizado nas redes SDH, e que pode ser especialmente útil se deseja-se comparar
desempenho entre as duas tecnologias. Cada nó possui também uma porta bidirecional para
entrada e saída dos clientes locais (
add-drop), capacitando a rede a permitir acesso a novos
clientes desde qualquer nó.
Figura
A.1 - Topologia da Rede OMEGA.
Além do OXC, cada nó possui um módulo com
transponders que têm a função de
adaptação dos comprimentos de onda dos clientes para os comprimentos de onda da grade
ITU usada nesta rede. Esta rede tem também um módulo de amplificação óptica necessário
para manter o nível de potência, compensando as perdas de inserção dos demais
componentes. Cada um dos sete enlaces de fibra da Rede OMEGA compreende dois
carretéis de 20 km de fibra monomodo (ITU-T G.652). Cada fibra é caracterizada em
termos de dispersão, atenuação e PMD. A Figura A.2 mostra a estrutura física de um nó
desta rede.
Figura
A.2 - Estrutura física de um nó da rede OMEGA
192
A Figura A.3 representa esquematicamente os elementos de cada nó, responsáveis pela
multiplexão/demultiplexão (WDM), a conexão cruzada (OXC), a adaptação dos
comprimentos de onda (
Transponders) e as operações de derivação e inserção (OADM).
Figura
A.3 - Elementos de um nó óptico da rede OMEGA
A Tabela A.1 apresenta, de forma resumida, as características técnicas das chaves termo-
ópticas 8 x 8 usadas na rede OMEGA [ROCHA, 2002].
Tabela A.1 - Características típicas da chave termo-óptica 8 x 8 fabricada pela NEL.
Item Especificação
Portas Entrada/Saída
8 × 8 (não-blocante)
Janela de operação 1550 nm
Perda de inserção <8dB
Uniformidade da perda <2dB
Razão de extinção >40dB
PDL <0,5dB
Perda de retorno >40dB
Velocidade de chaveamento <3ms
Consumo de potência <8W (Módulo PLC), 2,8W
(circuito de controle)
Temperatura de operação
0 to 65
Controle de chaveamento TTL (+5V)
Tensão de alimentação +24V±5% / 0,85º (max)
Ventilação Necessário ventilação forçada de ar (>1,5m/sec.
recomendada)
Dimensões (W × D × H) 145 × 156 × 23 mm³
Nesta rede, a função de comutação possui três etapas:
1.
Demultiplexação do sinal WDM separando os canais entre si;
193
2.
Cada comprimento de onda entra individualmente em uma das portas do comutador
óptico espacial que o direciona para uma das portas de saída;
3.
Os comprimentos de onda são direcionados para uma fibra de saída já
multiplexados.
Cada
cross-connect da rede OMEGA foi projetado para usar três MUXs (1x8) e três
DEMUXs (8x1) com espaçamento de canal de 200 GHz baseado na grade ITU-T, na faixa
desde 1547,72 a 1558,98 nm. Estes comutadores são controlados por um PC, que usa
interfaces TTL para tal função. Os comutadores ópticos têm um nível de
cross talk de –
35dB, e filtros com faixa de passo suficientemente larga para evitar o corte spectral
(
spectral clipping). A Figura A.4 mostra a configuração física do optical cross-connect
(OXC) da rede OMEGA.
Figura A.4 -
Optical cross-connect (OXC) da rede OMEGA.
A Tabela A.2 lista as características relativas a perdas e ganhos para cada dispositivo
embutido no nó óptico.
Tabela A.2 - Características típicas dos dispositivos do nó óptico
Dispositivo (dB)
Perda no Demux, Loss
demux
3
Perda no Comutador, Loss
sw
8
Perda no Mux, Loss
mux
3
Perda no Connector, Loss
con
0,5
Ganho no EDFA, G
EDFA
15 to 25
São utilizados amplificadores EDFA nas três portas de saída de cada nó. Cada amplificador
amplifica todos os comprimentos de onda de uma só vez, o qual pode acarretar diferença
194
de amplificação entre os canais WDM, tendo-se a necessidade de ajustes para equalização
da amplificação.
Um
transponder ou adaptador de comprimento de onda, presente em cada nó da rede,
permite inserir ou retirar até quatro sinais locais, aceitando entradas desde baixas taxas de
transmissão até 2,5 Gbps, usando modulação direta. A Tabela A.3 apresenta a grade da
ITU-T utilizada nesta rede. Estes canais correspondem às freqüências 192,3 THz até 193,7
THz, com espaçamento de 200 GHz por canal.
Tabela A.3 - Grade ITU-T utilizada pela rede OMEGA
193,1 THz
193,3 THz 193,5 THz 193,7 THz
λ4 = 1552,52 nm λ3 = 1550,92 nm λ2 = 1549,32 nm λ1 = 1547,72 nm
192,3 THz,
192,5 THz 192,7 THz 192,9 THz
λ8 = 1558,98 nm λ7 = 1557,36 nm λ6 = 1555,75 nm λ5 = 1554,13 nm
A.2. PLANO DE CONTROLE DA REDE OMEGA
A rede OMEGA apresenta uma arquitetura Overlay com plano de controle distribuído
baseado em uma rede Ethernet onde trafega um protocolo proprietário desenvolvido no
CPqD. Cada nó possui um computador PC com três placas
FastEthernet e duas placas para
o controle dos comutadores ópticos. O estado dos comutadores
é controlado por
computadores locais existentes em cada nó. Estes PCs se comunicam entre si através da
mesma fibra óptica que é utilizada pelo plano de transporte, porém utilizando o
comprimento de onda em 1310 nm, o qual é reservado para controle. Este sinal de controle
trafega no sentido contrapropagante ao de transporte de dados. Assim, é necessário inserir
acopladores WDM para separar o sinal de controle (janela de 1,3
µm) do sinal DWDM
(janela de 1,5
µm). A Figura A.5 mostra o nome das portas Ethernet de cada computador e
como estas portas estão interligadas atendendo a topologia física mostrada na Figura A.1.
O sinal de controle é gerado em cada nó em seu computador de controle e transmitido em
um esquema ponto a ponto aos computadores de controle adjacentes. Todos os PCs tem a
topologia da rede inserida manualmente, não estando ainda implementado nenhum
algoritmo de descoberta de arquitetura. Porém, podem-se desabilitar portas de saída
195
automaticamente em função de informações de tráfego ou de impossibilidade de operação
por falta de sinal.
Como toda arquitetura
Overlay, as informações de topologia e recursos não são
compartilhadas entre as camadas IP e WDM. Assim, é definida uma interface usuário-rede
(UNI) para acesso entre as camadas. Por médio de linha de comandos, essa interface
habilita um usuário a realizar aprovisionamento de caminho óptico, obter informação de
estado da topologia e do protocolo de controle LMP [ROSSI, 2002]. A UNI server, que é
executada em cada PC, aceita conexões de tipo
telnet de qualquer computador remoto
conectado à rede de controle. As rotas são aprovisionadas usando RSVP simplificado e a
rede possui, ainda, um esquema de proteção do tipo 1:N [SACHS, 2003].
Figura A.5 - Portas Ethernet do sistema de controle.
Entre dois nós adjacentes são trocadas informações de controle. Automaticamente ou
depois de alguma análise, ação ou correção, estas informações são divulgadas para nós
adjacentes até que toda a rede esteja em um estado estável. Assim, foram criados vários
tipos de mensagens trocadas entre roteadores.
Uma tabela dos recursos disponíveis já está armazenada em todos os nós no momento em
que é solicitada uma nova conexão, pois a mesma foi inserida manualmente. Todos os
computadores já possuem as rotas de menor caminho obtidas pelo algoritmo Dijkstra,
executado sobre topologia disponível logo que o sistema de controle é colocado em
execução. Sabendo o menor caminho disponível, bem como o comprimento de onda
196
associado, esta rota é atribuída conforme solicitação de um novo cliente. Além dessa
possibilidade, é permitido determinar manualmente a rota e o comprimento de onda
[PASTOR, 2004].
As rotas podem ser solicitadas manualmente através de uma interface UNI que aceita
comandos simples. Se os computadores da rede OMEGA estiverem conectados a alguma
rede de controle externa poderão ser acessados via “telnet”.
A.3. RWA NA REDE OMEGA
Cada computador do plano de controle da rede OMEGA tem capacidade de calcular a rota
para um dado cliente e enviar a mesma para que todos os roteadores façam a reserva desta
rota, tomem conhecimento do novo cliente que ocupa uma dada banda em alguns enlaces e
executem o chaveamento necessário alterando o estado das chaves envolvidas para atender
este novo cliente.
O processo de criação de uma nova rota é feito a partir de qualquer um dos nós, sem que os
clientes que já utilizam a rede sejam afetados. Uma tabela dos recursos já está disponível a
todos os nós no momento em que é solicitada uma nova conexão. Todos os computadores
já possuem as rotas de menor caminho obtidas pelo algoritmo
Dijkstra executado sobre a
tabela de rotas disponíveis logo que o programa é colocado em execução. Sabendo qual é a
menor rota, bem como o comprimento de onda associado, o caminho é atribuído conforme
solicitação de um novo cliente. Também é possível escolher manualmente a rota e o
comprimento de onda [PARADISI, 2001].
O protocolo de aprovisionamento de caminho óptico é baseado no RSVP (
Resource
Reservation Protocol
) simplificado desenvolvido especialmente para esta rede. O
protocolo é responsável pela solicitação de reserva e posterior criação de uma nova
conexão fim a fim sempre que houver uma nova demanda. As conexões existentes não são
modificadas, e somente os recursos disponíveis são utilizados para as novas conexões. As
conexões são desfeitas, também sob demanda, caracterizando uma rede orientada a
conexão e capaz de garantir qualidade de serviço.
Quando uma nova demanda de tráfego é solicitada a partir de um dado nó (denominado de
nó proprietário), este nó passa a ser o responsável pelo cálculo das rotas apropriadas (rota
principal e rotas de proteção) e pela reserva destes recursos na rede. Para o cálculo das
197
rotas é utilizado um algoritmo RWA que escolhe a rota pelo caminho mais curto, usando o
algoritmo de
Dijkstra, e associa o comprimento de onda, usando o algoritmo First-fit, nesta
rota.
Logo após o cálculo das rotas, o nó proprietário tenta fazer a reserva de recursos para a rota
principal através da mensagem
LIGHTPATH_CREATE_TRY que é enviada pelo canal de
controle para o nó origem (nó onde a rota se inicia). O nó origem não corresponde,
necessariamente, ao nó que está criando a rota. Esta mensagem informa a seqüência de nós
intermediários e o comprimento de onda. Quando um nó da rota recebe esta mensagem, ele
verifica a disponibilidade do recurso e, em caso de sucesso, reserva as portas do OXC
(
Optical Cross-Connect), configurando a chave no estado apropriado, para logo enviar a
mesma mensagem para o próximo nó da rota. Durante este processo os nós intermediários
atualizam seus bancos de dados com a nova reserva de recursos. Se, por outro lado, não
existe disponibilidade do recurso, o nó responde com uma mensagem
LIGHTPATH_CREATE_FAIL para o nó anterior. Este nó então libera qualquer recurso
reservado para esta demanda e envia esta mensagem para o nó anterior na seqüência da
rota principal. Quando o nó origem recebe a mensagem
LIGHTPATH_CREATE_FAIL, ele
conclui que a rota foi bloqueada e descarta o pedido de conexão correspondente. A Figura
A.6 ilustra este procedimento.
Figura A.6.: Mensagens de controle utilizadas para estabelecer um caminho óptico.
198
Por outro lado, quando uma mensagem
LIGHTPATH_CREATE_TRY chega ao último nó
da rota, este envia uma mensagem
LIGHTPATH_CREATE_DONE para o nó origem
indicando o sucesso na reserva da rota principal. Após a alocação da rota principal, as rotas
de proteção (se houver) são alocadas usando um procedimento similar ao descrito acima.
As únicas diferenças entre a alocação das rotas principal e de proteção são:
• Ao atingir o último nó da rota de proteção, em vez de enviar uma mensagem
LIGHTPATH_CREATE_DONE para o nó de origem, é enviada uma mensagem
LIGHTPATH_CREATE_SUCCESS para toda a rede (broadcast), e;
• As chaves não são configuradas no estado apropriado, mas é apenas registrado que
determinadas portas do OXC estão associadas com a rota de proteção.
As chaves da rota de proteção serão configuradas no estado apropriado somente após uma
falha na rede. Se o nó origem recebe a mensagem
LIGHTPATH_CREATE_SUCCESS,
ambos os caminhos, principal e de proteção, foram criados com sucesso. A Figura A.7
mostra o procedimento de criação das rotas principal e de proteção. Todo nó que recebe a
mensagem
LIGHTPATH_CREATE_SUCCESS atualiza seu banco de dados, incluindo a
nova rota como recurso não disponível. Esta informação é usada pelos nós da rede ao
rodarem o algoritmo de RWA para escolherem as rotas.
A.3.1. Procedimento para liberação de um caminho óptico
O caminho óptico criado tem um número de identificação (ID) composto pelo número do
nó proprietário e um número seqüencial interno atribuído pelo próprio nó proprietário. Este
ID é utilizado nas mensagens subseqüentes para comunicação de falhas, restauração ou
liberação do recurso por solicitação do nó proprietário. Uma vez que o caminho óptico não
é mais necessário, o nó proprietário envia uma mensagem
LIGHTPATH_DESTROY para
toda a rede. Ao receber esta mensagem, cada nó libera os recursos reservados para a
conexão em particular e, correspondentemente, atualiza o seu banco de dados. Isto é
apresentado na Figura A.7.
199
Figura A.7. Mensagens de controle para estabelecer e destruir um caminho óptico.
A.4. MECANISMO DE PROTEÇÃO DA REDE OMEGA
O mecanismo de proteção da rede OMEGA é baseado em um gerenciamento da
integridade dos enlaces que denominamos LMP (
Link Management Protocol). Este
protocolo é bastante simples e se assemelha aos protótipos de mesmo nome, desenvolvidos
pelo IETF, apenas na sua função principal. O LMP da rede OMEGA opera na camada de
enlace e envolve um conjunto de mensagens trocadas entre nós vizinhos da rede. Uma
mensagem HELLO é enviada continuamente para indicar que o enlace está operacional.
Tipicamente é enviada uma mensagem HELLO a cada 5 milésimos de segundo.
A operação do LMP se baseia na troca de mensagens HELLO entre pares adjacentes de
nós de rede. Quando a recepção do HELLO é interrompida por um intervalo de tempo
ajustável, o sistema passa de um estado “UP” para o estado “FAIL”. Esta passagem para o
estado FAIL é caracterizada pelo envio de mensagens de falha para toda a rede. A Figura
A.8 apresenta o diagrama de estado do mecanismo de proteção e recuperação.
Ao receber a mensagem de falha, cada nó altera o estado das chaves ópticas para ativar a
rota de reserva e repassa a mensagem de falha para os seus vizinhos. Se um nó não está
envolvido com as rotas em questão, somente divulga a mensagem de falha para os seus
vizinhos sem alterar o estado de suas chaves.
Foi adotada a ausência de 4 pacotes HELLO para que o sistema ecoe as mensagens de
falha. A escolha do tempo entre pacotes HELLO (5 ms) e do número de pacotes (4
200
pacotes) que define a mudança de estado é função da velocidade das máquinas e das placas
de rede utilizadas. Estes valores foram considerados adequados para equipamentos
Pentium III - 866MHz com placas de rede de 100Mb/s Fast Ethernet. O kernel 2.4.2 do
sistema operacional Linux foi modificado para utilizar
patch de baixa latência. O LMP
pode ser suspenso manualmente, sem que o alarme seja ecoado.
UP
FAIL
recover
Switches acionados
para habilitar rota de
reserva
init
start
Envia
HELLO
para o
vizinho
Recebendo e
enviando
HELLO
Negociação
com o
vizinho
(estado de 1s)
switches retornam
para posição da rota
principal
Figura A.8 - Diagrama de estado do mecanismo de sobrevivência da rede OMEGA.
201
B. EMULAÇÃO DO PLANO DE CONTROLE DA REDE OMEGA
Para operar como um testbed para trabalhos de pesquisa e implementação, foi emulado o
plano de controle da rede OMEGA (Figura B.1) no laboratório
LabCom do Departamento
de Engenharia Elétrica da Universidade de Brasília. Foram usados cinco
microcomputadores com configurações semelhantes para representar cada um dos nós
ópticos da rede, e neles instalou-se o sistema operacional Linux Red Hat 9.0. A
configuração física da rede de simulação inclui três placas Ethernet 10/100 Mbps por
máquina, possibilitando uma topologia e funcionalidade similar à apresentada pela rede
OMEGA.
Figura B.1 – Arquitetura Física da rede OMEGA
A Figura B.2 ilustra a rede emulada com endereços IP (192.168.0.0/24). Nas máquinas foi
instalado um cliente do programa ZEBRA 0.94, que é um aplicativo livre que gerencia
protocolos de roteamento TCP/IP, tais como BGP-4, RIPv1, RIPv2 e OSPFv2 [PASTOR,
2004][CRISPIM, 2006].
202
Figura B.2 – Configuração do Plano de controle emulado no Laboratório da UnB
Neste plano de Controle, mensagens Hello LMP (Link Management Protocol) são trocadas
periodicamente entre os nós para validar os enlaces de controle e a integridade da sessão.
Para que os protocolos de controle pudessem operar, foi necessário o carregamento, em
cada ponto da rede de controle, de um arquivo com a topologia da rede física OMEGA.
Nesse arquivo, são fornecidas informações acerca da quantidade de nós, ligação das fibras
e esquema de proteção adotado.
203
C. TESTBED SIMOMEGA
O desenvolvimento de um plano de controle centralizado a partir da arquitetura da rede
OMEGA, baseado no sistema operacional Linux Fedora 4, foi nomeado de SIMOMEGA,
[CRISPIM, 2006]. A solução centralizada desenvolvida nesse
testbed é estruturada em três
camadas: gerência, controle e simulação física.
C.1. ELEMENTOS DE REDE FÍSICOS
Dada a dificuldade da estruturação de uma rede com um maior número de nós, nesta rede
foi adotado o princípio da simulação dos elementos físicos da rede existente no CPqD.
Desta forma, a rede simulada tem cinco nós que representam os elementos ópticos da rede
OMEGA.
A Figura C.1 apresenta o layout da simulação dos elementos físicos de um site através de
três módulos de software, um para cada elemento.
Figura C.1 - Simulação dos elementos físicos
C.2. ELEMENTOS LÓGICOS
Todos os programas que compõem o plano de controle deste Testbed foram estudados,
validados e testados. Neste contexto, também se inserem os programas desenvolvidos para
realizarem o teste dinâmico das funcionalidades relativas ao controle da rede óptica. A
solução foi centralizada numa única máquina a qual recebe os dados e os processa de
acordo com os protocolos envolvidos.
Para a gerência é usado um sistema no modelo web executado num único servidor http
para uma melhor interação gráfica do usuário com o controle da rede. Além disto, o
204
referido sistema foi desenvolvido com o conceito de auditoria funcional, que tem como
objetivo o registro, num banco de dados relacional, de todas as interações do usuário com o
sistema de controle. A Figura C.2 apresenta uma visão completa da arquitetura
implementada no SIMOMEGA.
Figura C.2 - Arquitetura da Rede SIMOMEGA
205
C.3. ALGUNS TESTES NO SIMOMEGA
A Tabela C.1 apresenta os resultados entregados pelo sistema do SIMOMEGA para 30
requisições de caminhos de serviço, os tempos consumidos na criação de cada uma das
rotas e o número de nós envolvidos em cada Lightpath. [CRISPIM, 2006, pag. 128]
Tabela
C.1 - Resultados entregados pelo SIMOMEGA para 30 requisições.
NumReq
Tempo
- ms
Num.
Nós Lightpath
1 235 2 5->4 - SERVICE@1* 5(3/2)+4(2/3)
2 319 2 3->4 - SERVICE@2* 3(3/1)+4(1/3)
3 304 3 3->4 - SERVICE@3* 3(3/0)+2(1/2)+4(0/3)
4 304 4 3->2 - SERVICE@1* 3(3/2)+5(1/0)+1(1/0)+2(0/3)
5 240 2 5->3 - SERVICE@2* 5(3/1)+3(2/3)
6 257 2 2->1 - SERVICE@2* 2(3/0)+1(0/3)
7 364 3 2->5 - SERVICE@1* 2(3/2)+4(0/2)+5(2/3)
8 247 2 4->3 - SERVICE@1* 4(3/1)+3(1/3)
9 304 3 1->3 - SERVICE@3* 1(3/1)+5(0/1)+3(2/3)
10 295 3 4->3 - SERVICE@4* 4(3/0)+2(2/1)+3(0/3)
11 351 3 3->5 - SERVICE@4* 3(3/1)+4(1/2)+5(2/3)
12 370 3 5->2 - SERVICE@3* 5(3/2)+4(2/0)+2(2/3)
13 275 2 1->5 - SERVICE@2* 1(3/1)+5(0/3)
14 286 3 3->2 - SERVICE@5* 3(3/1)+4(1/0)+2(2/3)
15 307 3 4->5 - SERVICE@3* 4(3/1)+3(1/2)+5(1/3)
16 297 3 5->3 - SERVICE@5* 5(3/2)+4(2/1)+3(1/3)
17 426 4 3->5 - SERVICE@6* 3(3/0)+2(1/0)+1(0/1)+5(0/3)
18 435 4 1->5 - SERVICE@5* 1(3/0)+2(0/2)+4(0/2)+5(2/3)
19 344 3 4->3 - SERVICE@6* 4(3/2)+5(2/1)+3(2/3)
20 448 4 5->4 - SERVICE@4* 5(3/0)+1(1/0)+2(0/2)+4(0/3)
21 269 4 5->4 - SERVICE@6* 5(3/0)+1(1/0)+2(0/2)+4(0/3)
22 260 4 1->5 - SERVICE@7* 1(3/0)+2(0/1)+3(0/2)+5(1/3)
23 194 3 1->4 - SERVICE@8* 1(3/1)+5(0/2)+4(2/3)
26 434 3 5->4 - SERVICE@7* 5(3/1)+3(2/1)+4(1/3)
28 306 4 3->1 - SERVICE@8* 3(3/1)+4(1/2)+5(2/0)+1(1/3)
30 476 2 4->2 - SERVICE@2* 4(3/0)+2(2/3)
206
D. REDE NSFNet
Acrónimo inglés de National Science Foundation's Network, a NSFNET deu início a uma
série de redes dedicadas à comunicação da pesquisa e da educação. Foi criada em 1986
pelo governo dos Estados Unidos (através da
National Science Foundation) e esta baseada
no protocolo TCP/IP, compatível com a ARPANET. Os enlaces originais de 56 kbps foram
atualizados para 1.5 Mbps em 1988 e posteriormente a 45 Mbps em 1991.
De 217 redes conectadas no julho de 1988 para mais de 50.000 no Abril de 1995, quando o
serviço de
backbone foi retirado, a NSFNET cresceu exponencialmente estimulado pela
expansão da Internet. Ao total, 93 paises foram conectados ao
backbone de NSFNet. A
Figura D.1 apresenta as interconexões e a topologia desta rede.
Figura D.1 - Interconexões e topologia da rede
NSFNet.
207
REFERÊNCIAS BIBLIOGRÁFICAS
[ABED, 1996] Abed, M.A.A.; Ghanta, S.- “Optimizing logical topology of lightwave network architecture
(LNA) using genetic algorithms” - Proc. 1996 - IEEE 15
th
Annual Intl. Phoenix Conf. on Computers
and Communications – Scottsdale-Arizona – USA, March, 1996.
[ABILENE, 2005] http://abilene.internet2.edu/about/faq.html
[ALI, 2000] M. Ali, B. Ramamurthy, and J.S. Deogun. “Routing and wavelength assignment with power
considerations in optical networks”. Computer Networks, 2000.
[ALANYALI, 1999] M. Alanyali, and E. Ayanoglu, “Provisioning algorithms for WDM optical networks”
IEEE/ACM Trans. Net., vol. 7, no. 5, Oct. 1999, pp. 767–778.
[ALFERNESS, 1999] Alferness R. C.; Bonenfant P. A.; Newton C. J.; Sparks K.A.; Varma E. L. A.,
“Pratical Vision for Optical Transport Networking”. Bell Labs
- Technical Journal, v.4, n.1, p.3-18,
Janeiro
– Março 1999.
[ANAND, 2002] V. Anand, S. Chauhan, and C. Qiao, “Sub-path Protection: A New Framework for Optical
Layer Survivability and Its Quantitative Evaluation,” Dept. of Comp. Sci. and Eng., SUNY Buffalo,
Tech. rep. 2002-01, Jan. 2002.
[ANSI-105, 1995] ANSI T1.105-1995, “Synchronous Optical Network (SONET) – Basic Description
including Multiplex Structure, Rates and Formats.” - 1995
[ASHWOOD-SMITH, 2002] P. Ashwood-Smith et al, “Generalized MPLS Signaling CR-LDP Extensions”,
IETF draft-ietfmpls-generalized-cr-ldp-, Abril 2002.
[AWDUCHE
, 2001] Awduche, D. and Rekhte, Y.. “Multiprotocol Lambda Switching: Combining MPLS
Traffic Engineering Control with Optical Crossconnects”. IEEE Communications Magazine. - 2001.
[BACK, 2000] T. Back, D.B. Fogel, and Z. Michalewicz, editors. “Evolutionary Computation 1 – Basic
Algorithms and Operators”. Institute of Physics Publishing, 2000.
[BACK2, 2000] T. Back, D.B. Fogel, and Z. Michalewicz, editors. Evolutionary Computation 2 – Advanced
Algorithms and Operators. Institute of Physics Publishing, 2000.
[BAKER, 1987] J.E. Baker. Reducing bias and inefficiency in the selection algorithm. In Genetic Algorithms
and their Applications: Proceedings of the Second International Conference on Genetic Algorithms,
pages 14–21. Erlbaum, 1987.
[BANERJEE, 1996] D. Banerjee and B. Mukherjee, “Practical approaches for routing and wavelength
assignment in large all-optical wavelength routed networks,” - IEEE J. Select. Areas Commun., vol.
14, 1996.
[BANERJEE1, 2001] Banerjee, A.; Drake, J.; Lang, J.P.; Turner, B.; Kompella, K.; Rekhter, Y.; Generalized
multiprotocol label switching: an overview of routing and management enhancements, IEEE
Communications Magazine, Volume: 39 Issue: 1, Jan 2001, pp. 144-150.
[BANERJEE2, 2001].Banerjee, A.; Drake, L.; Lang, L.; Turner, B.; Awduche, D.; Berger, L.; Kompella, K.;
Rekhter, Y., Generalized multiprotocol label switching: an overview of signaling enhancements and
recovery techniques, IEEE Communications Magazine, Volume: 39 Issue: 7, Jul 2001, pp. 144-151
208
[BARRY, 1996] R. Barry and P. Humblet, “Models of blocking probability in all-optical networks with and
without wavelength changers”, IEEE JSAC, vol. 14, no 5, pp. 868-880, Jun. 1996.
[BARONI, 1998] S. Baroni, P. Bayvel, and R. J. Gibbens, “On the number of wavelengths in arbitrarily-
connected wavelength-routed optical networks,” - Optical Society of America, TOPS, vol. 20, pp.
195–204, 1998.
[BICUDO, 2005] Marco D. D. Bicudo, Otto Carlos M. B. Duarte “Um Mecanismo de Proteção em Redes
WDM em Malha” - SBRC 2005 - Simpósio Brasileiro de Redes de Computadores - RJ – Brasil,
2005
[BIGGS, 1974] BIGGS, N. “Algebraic Graph Theory”. Cambridge University Press, 1974.
[BISBAL, 2004] D. Bisbal et al., “Dynamic Routing and Wavelength Assignment in Optical Networks by
Means of Genetic Algorithms,” Photonic Networks Communications, vol. 7, no.1, pp. 43-58, 2004
[BLACK, 2002] Uyless Black, Optical Networks – Third Generation Transport Systems Prentice Hall, PTR,
2002.
[BODUCH, 2006] Boduch, M.; Fisher, K.; Leonov, O.; Grzyb, J.; Schmidt, T.; Saunders, R.; Ceuppens, L.;
“Transmission of 40 Gbps signals through metropolitan networks engineered for 10 Gbps signals”-
Optical Fiber Communication Conference, 2006 and the 2006 National Fiber Optic Engineers
Conference 5-10 March 2006 Page(s):3 pp.
[BOLLOBAS, 1998] BOLLOBÁS, B. “Modern Graph Theory”, Springer-Verlag, 1998.
[BORELLA, 1997] Michael S. Borella, Jason P. Jue
, Dhritiman Banerjee, Byrav, Ramamurthy, Biswanath
Mukherjee
, “Optical Components for WDM Lightwave Networks” - Proceedings Of The IEEE, Vol.
85, No. 8, August 1997
[CARISMA, 2006] http://carisma.ccaba.upc.es
[CAVENDISH, 2000] Dirceu Cavendish, “Evolution of optical transport technologies: From SONET/SDH to
WDM” - IEEE Communications Magazine, no. 6, June 2000 pp. 164-172
[CHALASANI, 2003] , Chalasani S.; Rajaravivarma, V.; “Survivability in optical networks” System
Theory, 2003. Proceedings of the 35
th
Southeastern Symposium on 16-18 March 2003 Page(s):6 - 10
[CHLAMTAC, 1990] I. Chlamtac, A. Ganz and G. Karmi, “Lightnet: lightpath based solutions for wide
bandwidth WANs” in INFOCOM’90, Vol. 3, Page(s): 1014{1021, 1990.
[CHOI, 2000] J. S. Choi, N. Golmie, F. Lapeyrere, F. Mouveaux, and D. Su, “A functional classification of
routing and wavelength assignment schemes in DWDM networks: Static case,” in Proc. VII Int.
Conf. on Optical Communication and Networks, Jan. 2000.
[CINCOTTI, 2006] Cincotti, G.; Moreolo, M.S.; Manzacca, G.; Wang, X.; Wada, N.; Kitayama, K.-I.;
“Multi-dimensional optical code processing in MPLS photonic routers” Optical Fiber
Communication Conference, 2006 and the 2006 National Fiber Optic Engineers Conference- 5-10
March 2006
[COMELLAS, 2003] Comellas, J.; Martinez, R.; Prat, J.; Sales, V.; Junyent, G.; “Integrated IP/WDM routing
in GMPLS-based optical networks”, IEEE Network, Volume: 17 Issue: 2, Mar/Apr 2003, pp. 22-27
[CORNE, D, 1999] Corne, D., Sinclair, M.C. & Smith, G.D., “Evolutionary Telecommunications: Past,
Present and Future” - Proc. GECCO’99 Workshop on Evolutionary Telecommunications: Past,
Present and Future, Orlando, Florida, USA, July 1999, p.208
209
[CORREIA, 2002] Correia, Davi; “Algoritmos Genéticos e Elementos Finitos na Síntese de Dispositivos
Fotônicos”- Dissertação de Mestrado - DMO/FEEC/UNICAMP – 2002.
[CRISPIM, 2006] Crispim, H. A. F. (2006). “Implementação de um sistema de controle centralizado para
uma rede óptica transparente”. Tese
de Doutorado em Engenharia Elétrica, Publicação
PPGENE.TD-011/06, Dep.de
Engenharia Elétrica, Universidade de Brasília, Brasília: DF, 196p.
[DAVIK , 2004] Fredrik Davik, Mete Yilmaz, Stein Gjessing, Necdet Uzun, “IEEE 802.17 Resilient Packet
Ring Tutorial” - IEEE Communications Magazine • March 2004
[DEB, 2001] K. Deb, “Multi-Objective Optimization using Evolutionary Algorithms” - John Wiley & Sons,
Inc., New York, 2001.
[DE JONG , 1975] K.A. De Jong. “An analysis of the behavior of a class of genetic adaptive systems”. PhD
thesis, University of Michigan, 1975.
[DIJKSTRA, 1959] Dijkstra, E.W, “A note on Two Problems in Conexion with Graphs”, Numerische Math -
1959)
[DONGYUN , 2000] Dongyun Zhou; Subramaniam, S.; “Survivability in optical networks” Network, IEEE
Volume 14, Issue 6, Nov.-Dec. 2000 Page(s):16 - 23
[DOSHI, 1999] B. T. Doshi, et. al., “Optical Network Design and Restoration”, Bell Labs Tech. Journal, Vol.
4, No. 1, Jan-Mar, 1999, pp.58-84
[DRAKE, 2005] J. Drake “Generalized MPLS (GMPLS) RSVP-TE Signalling in support of Automatically
Switched Optical Network (ASON)” – IETF-July 2005
[DROZDEK, 2002] Drozdek, Adam; “Estrutura de dados e Algoritmos em C++” – Ed. Pioneira Thomson
Learning – São Paulo, 2002
[EHRHARDT, 2006] Ehrhardt, A, “Next Generation Optical Networks: an Operator’s Point of View”.
International Conference on Transparent Optical Networks, ICTON 2006 Volume: 1Date: June
2006 Page(s): 93-97
[ELANTI, 2005] M. Elanti, S. Gorshe, L. Raman, and W. Grover, “Next Generation Transport Networks –
Data,Management, and Control Plane Technologies”, Springer, 2005.
[EL-SAYED, 2002] Mohamed El-Sayed, Jeffrey Jaffe, “A View of Telecommunications Network Evolution”
IEEE Communications Magazine • December 2002.
[ELSENPETER, 2002]. Elsenpeter, Robert and Velte, Toby “Optical Networking: A beginner’s
guide”.McGraw-Hill/Osborne - 2002.
[ESQUIVIAS, 2006] Ignacio Esquivias, et.al. “Manual LCO –Conceptos Fundamentales de Comunicaciones
Ópticas” – Departamento de Tecnología Fotónica - Universidad Politecnica de Madrid (UPM) –
Setembro 2006.
[FABREGAS, 2006] Josep M. Fabrega, Carlos Bock and Josep Prat, “Ultra-Dense WDM PON based on
Homodyne Detection and Local Oscillator Reuse for Upstream Transmission” - 32
nd
European
Conference on Optical Communication 2006 Proceedings –Cannes 2006.
[FOGEL, 1998] Fogel, D.B. “Evolutionary Computation. The Fossil Record” -. IEEE Press 1998
[FONSECA, 1998] P. F. Fonseca. “Pan-european multi-wavelength transport network network design,
architecture, survivability and sdh networking”. In DRCN’98, page P3, 1998.
210
[GEN 2000] M. Gen and R. Cheng. “Genetic Algorithms and Engineering Optimization”. Wiley, New York,
2000.
[GERSTEL,2003] Gerstel, O.; Ramaswami, R.; “Optical layer survivability: a post-bubble perspective”
Communications Magazine, IEEE Volume 41, Issue 9, Sept. 2003 Page(s):51 - 53
[GILARDI, 2002] Guido Gilardi, Achille Pattavina, Giacomo Verticale “A Proposal for an Ethernet-over-
WDM Wide Area Multiplexing Architecture”, IEEE explore, 2002
[GLOVER, 1990] Glover, F. “Tabu search - part I e II” ORSA Journal on Computing 1989 e 1990
[GNAUCK, 2006] Gnauck A.H., Winzer P.J., et. al.,“12.3 Tb/s C-Band DQPSK Transmission at 3.2 b/s/Hz
Spectral Efficincy” - 32
nd
European Conference on Optical Communication 2006 Proceedings – Post
deadline papers – Cannes 2006.
[GODSIL, 2001] GODSIL, C. R.,Gordon. “Algebraic Graph Theory”. Springer, 2001.
[GOLDBARG, 2000] Goldbarg, Marco Cesar, “Otimização Combinatória e Programação Linear: Modelos e
Algoritmos” – Ed. Elsevier – 7ª Reimpressão – Rio de Janeiro - 2000
[GOLDBERG, 1989] Goldberg D.E. “Genetic Algorithms in Search, Optimization and Machine Learning” -.
Addison-Wesley, 1989
[GONG , 2003] Yongtao Gong; Peiyuan Lee; Wanyi Gu; “A novel adaptive RWA algorithm in wavelength-
routed network” - Global Telecommunications Conference, 2003. GLOBECOM ‘03. IEEE -
Volume 5, 2003 Page(s):2580 - 2584 vol.5
[GORSHE, 2005] Steve Gorshe “A Tutorial on SONET/SDH Automatic Protection Switching (APS)
Technology White Paper - - PMC-Sierra, Inc - February, 2005
[GORSHE_1, 2005] Steve Gorshe “Resilient Packet Ring (RPR) Technology” -White Paper - PMC-Sierra,
Inc - May 2005
[GORSHE_2, 2005] Steve Gorshe “Generic Framing Procedure (GFP)” - White Paper - PMC-Sierra, Inc -
April 2005
[GROSSMAN, 1999] D. Grossman, “Multiprotocol Encapsulation over AAL5”, RFC 2684, september 1999,
ftp://ftp.upc.es/pub/doc/rfc/26xx/2684.
[HARTMANIS, 1965] Juris Hartmanis and Richard E. Stearns. “On the computational complexity of
algorithms”. Trans. American Mathematical Society, 117:285--306, Maio 1965.
[HELD, 2005] HELD, G. Ethernet Networks: ”Design, Implementation, Organization and Management”.
Wiley: Fouth Edition., 2005.
[HERNANDEZ, 2002] Enrique Hernandez-Valencia, Michael Scholten and Zhenyu Zhu, “The Generic
Framing Procedure (GFP): An Overview”- - IEEE Communications Magazine • May 2002
[HO, 2004] Pin-Han Ho; Mouftah, H.T.; “Shared protection in mesh WDM networks”
Communications Magazine, IEEE Volume 42, Issue 1, Jan 2004 Page(s):70 - 76
[HO, 2004] P. –H. Ho and H. T. Mouftah, “Reconfiguration of Spare Capacity for MPLS-based Recovery in
the Internet Backbone Networks”, IEEE/ACM Transaction on Networking, Vol. 12, No. 1, Feb.
2004.
[IEEE 802.17-2004]. IEEE Standard 802.17-2004, Information Technology – Telecommunications and
Information Exchange Between Systems – LAN/MAN – Specific Requirements – Part 17: Resilient
packet ring (RPR) access method and physical layer specification - 2004
211
[IGLESIAS, 2004] J. L. Iglesias “Carrier Optical Broadband Services and Networks Evolution”,
http://www.rediris.es/rediris/boletin/66-67/ponencia5.pdf, 2004
[ITU-T G.707, 2003] ITU-T Recommendation G.707 “Network node interface for the Synchronous Digital
Hierarchy (SDH)” - 2003.
[ITU-T G.7043/Y.1343, 2004] ITU-T Recommendation G.7043/Y.1343 “Virtual concatenation of
Plesiochronous Digital Hierarchy (PDH) signals” - 2004.
[ITU-T G.7042, 2004] ITU-T Recommendation G.7042 “Link Capacity Adjustment Scheme (LCAS) for
Virtual Concatenated signals” - 2004.
[ITU-T- G.7041, 2001] ITU-T Recommendation G.7041/Y.1303 “Generic Framing Procedure”-2001.
[ITU-T G.709, 2001] ITU-T Recommendation G.709 – “Interfaces for the optical transport network (OTN)”
- 2001
[ITU-T-G.872, 2001] ITU-T Recommendation G.872, “Architecture of Optical Transport Networks (OTN)”,
Noviembre 2001.
[ITU-T-G.841, 1996] ITU-T Rec. G.841, “Types and Characteristics of SDH Network Protection
Architectures,” - 1996.
[ITU-T G.841, 1998] ITU-T Recommendation G.841, “Types and Characteristics of SDH Network
Protection Architectures”, October 1998.
[JAEGER, 2006] Jaeger, M.”Network Architectures for Future Optical Networks” International Conference
on Transparent Optical Networks, ICTON 2006 Volume: 1Date: June 2006 - Page(s): 147-150
[JAJSZCZYK, 2005] Andrzej Jajszczyk, “Automatically Switched Optical Networks: Benefits and
Requirements” - IEEE Optical Communications • February 2005
[JOHANSSON, 1998] S. Johansson et al., “A Cost-Effective Approach to Introduce an Optical WDM
Network in the Metropolitan Environment,” IEEE JSAC, vol. 16, no. 7, Sept. 1998, pp. 1109–22
[JUNYENT, 2004] G. Junyent. “Experimental demonstration of two new GMPLS lightpath setup protocols
for soft-permanent connections over Metro-DWDM DPRing implemented on EMPIRICO ASON
testbed”. A: Proceedings of the IEEE Global Telecommunications Conference 2004, Vol. 3. ieee,
2004, p. 1798-1802.
[JUNYENT, 2006] Apostila da Materia de Doutorado “Optical Networks” – Departament de Teoria del
Senyal i Comunicacions – Doctorat – Universitat Politecnica de Catalunya – UPC (2006) –
[KARCIUS, 2004] Karcius Day Rosário Assis, “Suporte ao tráfego de internet pela rede óptica
“planejamento e projeto” Tese de Doutorado.-UNICAMP-Campinas, SP, 2004. (Mitchell, 1993)
Mitchell, M. “An Introduction to Genetic Algorithms” - MIT Press 1993
[KDEVELOP, 2006] http://www.kdevelop.org
.
[KIRKPATRICK, 1983] Kirkpatrick, S; Gelatt, C.D. Jr.; Vecchi, M. P. “Optimization by simulated
annealing”. Science v220 May 1983 pp 671-680
[KODIALAM, 2001] Kodialam, M. e Lakshman, T..”Integrated Dynamic IP and Wavelength Routing in IP
over WDM Networks”. Proc. IEEE INFOCOM.- 2001
[KOMPELLA, 2005] K. Kompella, “OSPF Extensions in Support of Generalized Multi-Protocol Label
Switching (GMPLS)” RFC 4203 - IETF - October 2005
212
[KOMPELLA2, 2005] K. Kompella, “Intermediate System to Intermediate System (IS-IS) Extensions in
Support of Generalized Multi-Protocol Label Switching (GMPLS)” RFC 4205 - IETF - October
2005
[KRISHNASWAMY, 2001] Krishnaswamy, R.M.; Sivarajan, K.N.; “Algorithms for routing and wavelength
assignment based on solutions of LP-relaxations” - Communications Letters, IEEE - Volume 5,
Issue 10, Oct. 2001 Page(s):435 – 437
[LANG, 2005] J. Lang, “Link Management Protocol (LMP)” RFC – IETF - October 2005
[LANGNER, 1998] Paul Langner, “SDL Data Link Specification” Lucent Technologies - September 28,
1998
[LARKIN, 2002] Nic Larkin, “ASON and GMPLS - The Battle Of The Optical Control Plane- An overview
of the ongoing work of the IETF and ITU to standardize optical control plane protocols” Paper Data
Connection http://www.dataconnection.com/ - August 2002
[LE , 2005] Vinh Trong Le, et.al. “A Hybrid Algorithm for Dynamic Lightpath Protection in Survivable
WDM Optical Networks” Proceedings of the 8th International Symposium on Parallel Architectures,
Algorithms and Networks (ISPAN’05) – 2005.
[LEE, 1999] S. W. Lee and C. S. Wu, “K-Best paths algorithm for Highly Reliable Communication
Networks”, IEICE Trans. Communications Vol.E82-B, No.4, pp586-590, 1999
[LEE, 2004] Lee, D.; Libman, L.; Orda, A.;”Path protection and blocking probability minimization in optical
networks” INFOCOM 2004. Twenty-third AnnualJoint Conference of the IEEE Computer and
Communications Societies Volume 1, 7-11 March 2004 Page(s):
[LEI, 2003] Lei Lei, Jijun Zhao, Yuefeng Ji; “Analysis and Comparison of Recovery Schemas for GMPLS
Controlled Intelligent Optical Networks”—Proceedings of ICCT 2003.
[LI, 2005] Ming-Jun Li; Soulliere, M.J.; Tebben, D.J.; Nederlof, L.; Vaughn, M.D.; Wagner, R.E.;
“Transparent optical protection ring architectures and applications” Lightwave Technology, Journal
of Volume 23, Issue 10, Oct. 2005 Page(s):3388 – 3403
[LIU, 2005] Yu Liu. David Tipper. Peerapon Siripongwutikorn “Approximating optimal spare capacity
allocation by successive survivable routing - IEEE/ACM Transactions on Networking (TON)“
Volume 13 , Issue 1 (February 2005) Pages: 198 - 211
[MANCHESTER1, 1999] Manchester, J.; Bonenfant, P.; Newton, C.; “The evolution of transport network
survivability” Communications Magazine, IEEE - Volume 37, Issue 8, Aug. 1999 Page(s):44 – 51
[MANCHESTER2, 2004] Manchester, J.; Saha, D.; Tripathi, S.K.; “Guest editorial - Proteção, restoration,
and disaster recovery” Network, IEEE - Volume 18, Issue 2, Mar-Apr 2004 Page(s):3 - 4
[MANN, 1995] Mann, J.W.; Rayward-Smith, V.J.; Smith, G.D.- “Telecommunication traffic routing: A case
study in the use of genetic algorithms” – Proc. ADT
95 – London, April, 1995.
[MANNIE, 2002] Mannie, E; et.al. Recovery (Protection and Restoration) terminology for GMPLS. IETF
draft, draft-ietf-ccamp-gmpls-recovery-terminology-01, Nov. 2002, Work in progress.
[MANNIE2, 2002] Mannie, E; et.al. Generalized Multiprotocol Label Switching (GMPLS) architecture.
IETF draft, draft-ietf-ccamp-gmpls-architecture-02, March. 2002, Work in progress.
[MANNIE, 2004] E. Mannie et al, “Generalized Multi-Protocol Label Switching (GMPLS) Architecture”
Request for Comments 3945 Standards Track – IETF - October 2004.
213
[METZ, 2000] Metz, Cris “IP over Optical: From Packets to Photons” – IEEE Internet Computing,
November-December 2000
[MICHALEWICZ, 1996] Michalewicz, Z; “Genetic Algorithms + Data Structures = Evolution Programs” -
Springer, 3
rd
edition, 1996.
[MICHALEWICZ, 2000] Z. Michalewicz and D.B. Fogel. “How To Solve It: Modern Heuristics”. Springer,
2000.
[MOHAN, 1999] G. Mohan, C.S. Ram Murthy, “Routing and Wavelength Assigment for establishing
dependable connection in WDM networks”. Technical Digest IEEE International Symposium on
Fault-Tolerant Computing – June 1999.
[MOUFTAH, 2002] B. Zhou and H. T. Mouftah, “Adaptive Alternate Routing for Multi-fiber WDM
Networks Using Approximate Congestion Information”, International Conference on
Communication (ICC2002), New York City, USA, April 28-May 2, 2002
[MUKHERJEE, 1997] B. Mukherjee, “Optical Communication Networks”, McGraw-Hill, New York NY,
1997.
[MURTHY, 2002] Murthy, C Siva Ram; Moham Gurusamy, “WDM Optical Networks: Concepts, design,
and algorithms” – Prentice Hall PTR - 2002
[NGO, 2004] S. H. Ngo, X. Jiang, S. Horiguchi and M. Guo, “Ant-Based Dynamic Routing and Wavelength
Assignment in WDM Networks”, LNCS 3207, pp. 829-838, 2004.
[NORTEL, 2001] Nortel Networks, “MPLS and ASTN: Extending multiprotocol label switching for
automatically switched transport networking”. White Paper. (2001).
[OIF, 2000] OIF2000.125.1 “User Network Interface (UNI) 1.0 Proposal” Optical Internetworking Forum,
July 2000
[OPNEAR, 2007] http://opnear.utdallas.edu/projects/omega.html - Dr. Andrea Fumagalli
- The University of
Texas at
Dallas, Dept. of Electrical Engineering, MS - EC 33, TX 75080-0688.
[OU, 2002] Ou, C., Zhang, H. e Bmukherjee. “Sub-Path Protection for Scalability and Fast Recovery in
Optical WDM Mesh Network”. Proc. OFC.- 2002
[PAPADIMITRIOU, 2001] D. Papadimitriou et al, “Inference of Shared Risk Link Groups,” Internet Draft,
Work in progress, draft-manyinference-srlg-01.txt, July 2001
[PAPADIMITRIOU, 2003] Papadimitriou, D.. “Generalized Multi-Protocol Label Switching Extensions for
SONET and SDH Control”.Editor - draft-ietf-ccamp-gmpls-sonet-sdh-08.txt – August - 2003.
[PAPADIMITRIOU, 2005] D. Papadimitriou, et.al, “Requirements for Generalized MPLS (GMPLS)
Signaling Usage and Extensions for Automatically Switched Optical Network (ASON)” RFC 4139-
IETF -July 2005
[PARADISI, 2001] A. Paradisi, J.B. Rosolem and S.M. Rossi, “Status of the Wavelength routing optical
network test-bed”, 2sd Technical report CPqD/Ericsson, August 2001.
[PARETA, 2002] S. Sánchez, X. Masip-Bruin, J. Solé-Pareta
, J.Domingo-Pascual, “PONNI: A routing
Information
Exchange Protocol for ASON”, Eurescom Summit, Heidelberg (Alemania), 21-24
Octubre 2002.
214
[PARETA, 2006]. Josep Solé-Pareta Catedra da Materia de Doutorado “Optical Networks” – Departament de
Teoria del Senyal i Comunicacions – Doctorat – Universitat Politecnica de Catalunya – UPC (2006)
[PASTOR1, 2004] Eduardo T.L. Pastor, HAF Crispim, H. Abdalla Jr, A.J.M. Soares, et. al “Otimização de
Alocação de Rotas e Comprimentos de Onda em redes WDM”, XXI Simpósio Brasileiro de
Telecomunicações, SBrT04, Setembro de 2004, Belém – PA.
[PASTOR2, 2005] Eduardo T. López Pastor, Martins, A.J., Amvame-Nze, G., H. Abdalla Jr, et.al. “Redes
Convergentes: Tecnologias e Protocolos”. Projeto
Anatel-UIT/UnB-Finatec. DF, Abril 2005.
[PASTOR3, 2005] Eduardo T.L. Pastor, HAF Crispim, H. Abdalla Jr, A.J.M. Soares, “Interface de Usuário
para rede óptica IP/WDM em ambiente Web”, XXII SIMPÓSIO BRASILEIRO DE
TELECOMUNICAÇÕES - SBrT’05, 04-08 DE SETEMBRO DE 2005, CAMPINAS, SP
[PAVANI
, 2003] Pavani, Gustavo; “Roteamento e Alocação de Comprimentos de Onda com Restrições de
Potência
usando Algoritmos Genéticos” - Dissertação de mestrado DECOM/FEEC/UNICAMP -
Orientador: Hélio
Waldman. Data da defesa: 16/09/2003.
[PAXSON, 1995] V. Paxson and S. Floyd, "Wide-area Traffic: The Failure of Poisson Modeling,"
IEEE/ACM Transactions on Networking, pp.226-244, June 1995.
[PICKAVET, 2006] Pickavet, M.; Demeester, P.; Colle, D.; Staessens, D.; Puype, B.; Depre, L.; Lievens, I.;
“Recovery in multilayer optical networks” Lightwave Technology, Journal of Volume 24, Issue 1,
Jan. 2006 Page(s):122 - 134
[PRAT, 2003] Prat, J.; Comellas, J.; Martinez, R.; Sales, V.; Junyent, G.; Integrated IP/WDM routing in
GMPLS-based optical networks, IEEE Network, Volume: 17 Issue: 2, Mar/Apr 2003, pp. 22-27
[PRATHOMBUTR
, 2003] P. Prathombutr, J. Stach and E. K. Park – “An Algorithm for Traffic Grooming in
WDM Optical Mesh Networks with Multiple Objectives” 0-7803-7945-4/03 © 2003 IEEE
[PROESTAKI, 1999] Proestaki, A. Sinclair, M.C. “Impact of topology on wavelength and switch_port
requirements in all-optical hierarchical multi-ring networks” - Proc. IEEE Global Telecom Conf.
GLOBECOM-1999 - Rio de Janeiro – Brazil. December, 1999.
[RAJAGOPALAN, 2000] Rajagopalan, B.; Pendarakis, D.; Saha, D.; Ramamoorthy, R.S.; Bala, K.;”IP over
optical networks: architectural aspects” Communications Magazine, IEEEVolume 38, Issue 9,
Sept. 2000 Page(s):94 - 102.
[RAMAMURTHY
, 1998] Byrav Ramamurthy and Biswanath Mukherjee, “Wavelength Conversion in WDM
Networking
”, IEEE Journal on SAC (1998) vol 16, No 7, pp 1061-1073.
[RAMAMURTHY y MUKHERJEE, 1999] Ramamurthy, S. e Mukherjee, B. (1999). “Survivable WDM
Mesh Networks: Part I, Protection”. ACM Sigcomm - 1999.
[RAMAMURTHY, 2003] S. Ramamurthy, L. Sahasrabuddhe, and B. Mukherjee, “Survivable WDM Mesh
Networks,” IEEE/OSA J. Lightwave Tech., vol. 21, Apr. 2003, pp. 870–83.
[RAMASWAMI, 1995] Ramaswami, R.; Sivarajan
, K.N; “Routing and wavelength assignment in all-optical
networks
” - Networking, IEEE/ACM Trans. on – Vol.3, Issue 5, Oct. 1995 Page(s):489 – 500
[RAMASWAMI,1997] Rajiv Ramaswami, Galen Sasaki, “Multiwavelength Optical Networks with limited
wavelength conversion” - Proceedings of the IEEE INFOCOM, 1997.
215
[RAMASWAMI, 1998]. Ramaswami, R. and Sivarajan, K.N. “Optical Networks, A Pratical Perspective”.
Academic Press, San Diego, CA. - 1998.
[RAMASWAMI, 2002] Ramaswami, R. and Sivarajan, K.N. “Optical Networks, A Pratical Perspective”.
2da. Ed. Academic Press, San Diego, CA. - 2002.
[RedIRIS, 2005] http://www.rediris.es/rediris/
[RENAUD, 1997] Monique Renaud, Francesco Masseti, “Network and System Concepts for Optical Packet
Switching” - IEEE Communications Magazine - April, 1997.
[ROCHA, 2002] Rocha, M.L., Paradisi, A., et al, “Experimental characterization of optical nodes in a mesh
network,” in Proceedings of X Simpósio Brasileiro de Microondas e Optoeletrônica, SBMO 2002.
[ROSEN, 2001] ROSEN E.; VISWANATHAN A.; CALLON R., “Multiprotocolol Label Switching
Arquiteture”. Internet Engineering Task Force. IETF RFC 3031, Janeiro 2001. http://www.ietf.org.
[ROSSI, 2002] S. M. Rossi, A. Paradisi, et. al. “Optical
WDM networks with distributed IP-centric control
plane
”, in Proceedings of X SBMO 2002, pp. 92–95.
[ROUSKAS, 2002] George N. Rouskas “Optical network Engineering” – Departament of Computer Science,
North Caroline State University – Raleigh – 2002.
[ROUSKAS, 2001] George N. Rouskas, “Routing and Wavelength Assignment in Optical WDM Networks”-
Department of Computer Science- North Carolina State University - Raleigh, USA, 2001
[SACHS, 2003] Sachs, A.C., et. al. “Experimental Investigation on Data and Control Planes of the OMEGA
Test Bed”, Proceedings SBMO/lEEE MTT-S IMOC 2003
[SÁNCHEZ, 2003] Sánchez López, Sergio “Interconnection of IP/MPLS Networks Through ATM and
Optical Backbones using PNNI Protocols” - Tesis de Doctorado – UPC – 2003
[SAHA, 2003] Saha, D.; Rajagopalan, B.; Bernstein, G.; “The optical network control plane: state of the
standards and deployment” Communications Magazine, IEEE Volume 41, Issue 8, Aug. 2003
Page(s):S29 - S34
[SANO, 2006] Akihide Sano, Hiroji Masuda, et. al., “14-Tb/s (140 x 111-Gb/s PDM/WDM) CSRZ-DQPSK
Transmission over 160 Km Using 7-THz Bandwidth Extended L-band EDFAs” – 32
nd
European
Conference on Optical Communication 2006 Proceedings – Post deadline papers – Cannes 2006.
[SATO, 2002] Sato, Ken-ichi. “Photonic Network Technology Development”. Global Optical
Communications. (2002).
[SATO2, 2002] K. Sato, N. Yamanaka, Y. Takigawa, M. Koga, S. Okamoto, K. Shiomoto, E. Oki, W.
Imajuku, GMPLS-based photonic multilayer roteador (Hikari roteador) architecture: an overview of
traffic engineering and signaling technology, IEEE Communications Magazine, Volume: 40 Issue:
3, Mar 2002, pp. 96-101.
[SCHULTZ, 2003] Stephan Schultz “Pocket Guide for Asynchronous Transfer Mode and ATM Testing”
Publisher: Wandel & Goltermann GmbH & Co Elektronische Meûtechnik – Germany -2003
[SEBOS, 2001] P. Sebos, J. Yates, G. Hjalmtysson and A. Greenberg, “Auto-discovery of Shared Risk Link
Groups,” Optical Fiber Commun. Conf., March 2001
[SHIMAMOTO, 1993] Shimamoto, N; Hiramatsu, A.; Yamasaki, K.- “A dynamic routing control based on a
genetic algorithm” – Proc. IEEE Intl. Conf. on Neural Networks –ICNN - San Francisco –
California – USA – March/April, 1993
216
[SIMPSON, 1999] W. Simpson, “PPP over SONET/SDH”, RFC 2615, June 1999,
ftp://ftp.upc.es/pub/doc/rfc/26xx/2615
[SINCLAIR, 1998] Sinclair, M.C.- “Minimum network wavelength requirement design using a genetic-
algorithm/heuristic hybrid”- Electronics Letters v. 34, n 4 - February 1998.
[SINCLAIR2, 1998] Sinclair, M.C. - “Minimum cost routing and wavelength allocation using a genetic-
algorithm/heuristic hybrid approach” – Proc. 6
th
IEE Conf. on Telecommunications, Edinburgh –
UK -March/April, 1998
[SINCLAIR, 1993] Sinclair, M.C.”The application of a genetic algorithm to trunk network routing table
optimisation” - Proc. 10
th
UK Teletraffic Symposium, Martlesham Heath. UK, April 1993
[SINCLAIR, 1999] Sinclair, M.C “Evolutionary Telecommunications: A Summary” - Proc. GECCO’99
Workshop on Evolutionary Telecommunications: Past, Present and Future, Orlando, Florida, USA,
July 1999, pp.209-212
[SINCLAIR2, 1999] Sinclair, M.C. “Optical Mesh Topology Design using Node-Pair Encoding Genetic
Programming” - Proc. Genetic and Evolutionary Computation Conference (GECCO-99), Orlando,
Florida, USA, July 1999, pp.1192-1197
[SINCLAIR3, 1993] Sinclair, M.C. “The application of a genetic algorithm to trunk network routing table
optimization” – Proc 10
th
UK Teletraffic Symposium. Martlesham Heath. UK – April 1993
[SUBRAMANIAN, 1996] S. Subramanian, M. Azizoglu and A. Somani, “All-Optical Networks with sparse
wavelength Conversion”, IEEE Trans. On Networking, vol. 4, no 4, pp. 544-557, Aug. 1996.
[TAN, 1995] Tan, L.G. and
Sinclair, M.C. “Wavelength assignment between the central nodes of the COST
239 European
optical network”- Proc 11
th
UK Performance Engineering Workshop Liverpool – UK
– Sep.
1995
[THIAGARAJAN, 1999] Sashisekaran Thiagarajan, Arun K. Somani, “An Efficient Algorithm for Optimal
Wavelength Converter Placement on Wavelength-Routed Networks with Arbitrary Topologies” -
Proceeding of the IEEE INFOCOM, 1999, pp.916-923.
[THOMPSON, 1997] Thompson, K.; Miller, G.J.; Wilder, R.; “Wide-area Internet traffic patterns and
characteristics” Network, IEEE Volume 11, Issue 6, Nov.-Dec. 1997 Page(s):10 – 23.
[TO, 1994] M. To and P. Neusy, “Unavailability Analysis of Long-Haul Networks,” IEEE JSAC, vol. 12,
Jan. 1994, pp. 100–109.
[TOMSU , 2002] Peter Tomsu e Christian Schmutzer, Next Generation Optical Networks – The Convergence
of IP Intelligence and Optical Technologies, Prentice Hall, PTR, 2002.
[UFSC, 2005] http://www.inf.ufsc.br/grafos/temas/custo-minimo/dijkstra.html, 28/11/2005
[WALDMAN, 2004] H. Waldman; K. D. R. Assis, “Approaches to Maximize the Open Capacity of Optical
Networks”. ONDM’04, Ghent, Belgium; February, 2004.
[WANG, 2002] Jian Wang; Sahasrabuddhe, L.; Mukherjee, B.; “Path vs. subpath vs. link restoration for fault
management in IP-over-WDM networks: performance comparisons using GMPLS control
signaling” - IEEE Communications Magazine , Volume: 40 Issue: 11 , Nov 2002
[XIN, 2002] Yufeng Xing. “Topology Design of Large-Scale Optical Networks” A dissertation submitted
Degree of Doctor of Philosophy. North Carolina State University, 2002
217
[XU, 2001] Lisong Xu, Harry G. Perros, and George Rouskas, “Techniques for Optical Packet Switching and
Optical Burst Switching” - IEEE Communications Magazine • January 2001.
[XU, 2006] Lei Xu; Ting Wang; Chowdhury, A.; Jianjun Yu; Gee-kung Chang; “Spectral efficient
transmission of 40 Gbps per channel over 50 GHz spaced DWDM systems using optical carrier
suppression, separation and optical duobinary modulation”- Optical Fiber Communication
Conference, 2006 and the 2006 National Fiber Optic Engineers Conference - 5-10 March 2006
Page(s):10 pp.
[YAMANAKA, 2003] Yamanaka, N.; “Photonic MPLS network architecture based on Hikari-router” Design
of Reliable Communication Networks, 2003. (DRCN 2003). Proceedings. Fourth International
Workshop on 19-22 Oct. 2003 Page(s):152 - 157
[YE, 2000] Yinghua Ye; Dixit, S.; Ali, M.; “On joint protection/restoration in IP-centric DWDM based
optical transport networks” Communications Magazine, IEEE Volume 38, Issue 6, June 2000
Page(s):174 - 183
[YUAN, 2004] S. Yuan and J. P. Jue, “Dynamic Lightpath Protection in WDM Mesh Networks under
Wavelength Continuity Constraint,” IEEE Globecom, pp. 2019-2003, 2004.
[ZHANG, 2003] Zhang, J.. “Service Provision to Provide Per-Connetion-Based Availability Guarantee in
WDM Mesh Network”. Proc. OFC. - 2003
[ZHANG2, 2003] J. Zhang et al., “On The Study Of Routing And Wavelength-Assignment Approaches for
Survivable Wavelength-routed WDM Mesh Networks,” SPIE Optical Networks Magazine,
Nov./Dec., 2003.
[ZHANG, 2004] Jing Zhang; Mukheriee, B.; “
A review of fault management in WDM mesh networks: basic
concepts
and research challenges” Network, IEEE – Vol. 18, Issue 2, Apr 2004 Page(s):41 - 48
[ZHANG, 2004] Zhang, J. e Mukherjee, B.. « A Review of Fault Management in WDM Mesh Networks:
Basic Concepts and Research Challenges ». IEEE Network – 2004.
[ZHENG, 2003] Zheng, Q. e Mohan, G.. « Protection Approaches for Dynamic Traffic in IP/MPLSover-
WDM Networks. IEEE Communications Magazine »- 2003.
[ZHENG, 2004] Jun Zheng, Hussein T. Mouftah; “Optical WDM Networks: Concepts and Design
Principles” Ed. Wiley-IEEE – 312 pag. ISBN 0471671703 - 2004
[ZITZLER 1999] E. Zitzler and L. Thiele, “Multiobjective Evolutionary Algorithms: A Comparative Case
Study and the Strength Pareto Approach” IEEE Transactions on Evolutionary Computation, 3(4),
November 1999, pp. 257-271.
[ZHOU 1, 2002] Bin Zhou; Mouftah, H. T.,”Spare capacity planning using survivable alternate routing for
long haul WDM networks” Computers and Communications, 2002. Proceedings. ISCC 2002.
[ZHOU 2, 2001] B. Zhou, and H. T. Mouftah, “Balance Alternate Routing for WDM networks”, IASTED
International Conference Wireless and Optical Communication 2001, Banff, Canada, July 17-19,
2001.
Livros Grátis
( http://www.livrosgratis.com.br )
Milhares de Livros para Download:
Baixar livros de Administração
Baixar livros de Agronomia
Baixar livros de Arquitetura
Baixar livros de Artes
Baixar livros de Astronomia
Baixar livros de Biologia Geral
Baixar livros de Ciência da Computação
Baixar livros de Ciência da Informação
Baixar livros de Ciência Política
Baixar livros de Ciências da Saúde
Baixar livros de Comunicação
Baixar livros do Conselho Nacional de Educação - CNE
Baixar livros de Defesa civil
Baixar livros de Direito
Baixar livros de Direitos humanos
Baixar livros de Economia
Baixar livros de Economia Doméstica
Baixar livros de Educação
Baixar livros de Educação - Trânsito
Baixar livros de Educação Física
Baixar livros de Engenharia Aeroespacial
Baixar livros de Farmácia
Baixar livros de Filosofia
Baixar livros de Física
Baixar livros de Geociências
Baixar livros de Geografia
Baixar livros de História
Baixar livros de Línguas
Baixar livros de Literatura
Baixar livros de Literatura de Cordel
Baixar livros de Literatura Infantil
Baixar livros de Matemática
Baixar livros de Medicina
Baixar livros de Medicina Veterinária
Baixar livros de Meio Ambiente
Baixar livros de Meteorologia
Baixar Monografias e TCC
Baixar livros Multidisciplinar
Baixar livros de Música
Baixar livros de Psicologia
Baixar livros de Química
Baixar livros de Saúde Coletiva
Baixar livros de Serviço Social
Baixar livros de Sociologia
Baixar livros de Teologia
Baixar livros de Trabalho
Baixar livros de Turismo
