Intégration des Garanties Temporelles (m,k)-firm dans les Ordonnanceurs WFQ pour les Réseaux Temps-Réel

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1 Intégraton des Garantes Temporelles (m,k)-frm dans les Ordonnanceurs WFQ pour les Réseaux Temps-Réel Ans KOUBAA LORIA-TRIO 2, Avenue de la Forêt de Haye Vandoeuvre Lès Nancy, FRANCE Ye-Qong SONG LORIA-TRIO 2, Avenue de la Forêt de Haye Vandoeuvre Lès Nancy, FRANCE Résumé Pour satsfare les contrantes (m,k)-frm, des algorthmes d ordonnancement tel que Dstance Based Prorty (DBP) et Matrx-DBP ont été développés. Ces algorthmes sont de type Best-Effort et sont basés sur la prorté dynamque relatve à la dstance d un flux et ne fournssent pas des garantes temporelles bornées. L dée développée dans ce paper consste à ntégrer les contrantes (m,k)-frm dans les ordonnanceur à débts garants afn d amélorer les délas de bout en bout toute en garantssant une borne sur le temps de réponse des flux temps réels. Une analyse par smulaton montre l avantage de cette technque par rapport à l algorthme de Weghted Far Queueng (WFQ) standard pour garantr des délas plus étrot en tenant compte des contrantes (m,k)-frm. L étude montre que cette technque permet de découpler les délas du taux du coeffcent de partage de bande passante. Mots Clés : WFQ, (m,k)-frm, qualté de servce, smulaton, équté 1. Introducton Le nombre des ordnateurs et des dspostfs connectés en réseaux pour bénéfcer de servces en lgne ne cessent de s accroître avec le temps. Pour cette rason, les futurs réseaux ont beson de supporter une varété de servces que ce sot en mode best-effort ou en mode réservé. Pour fournr des servces garants, l algorthme d ordonnancement WFQ [1] a été proposé et utlsé par les protocoles qu assurent la geston de la qualté de servce tel que IntServ dans la communauté de l Internet. WFQ est une approxmaton du modèle flude Generalzed Processor Sharng (GPS) [1]. Avec GPS, chaque flux serv bénéfce d un coeffcent de partage qu fxe le taux de la bande passante préallouée. Ce modèle flude garantt un partage équtable de la bande passante sur tout ntervalle de temps en assurant le servce de chaque flux actf (présent dans sa fle d attente) en proporton avec son coeffcent de partage et envoyant des quanttés nfntésmales de données à partr de chaque fle. GPS n étant pas mplémentable en pratque, des versons en paquet qu émulent le modèle flude ont été développées. WFQ est l une des versons prncpales et transmet les paquets dans l ordre crossant de leur temps de départ dans GPS appelé le temps vrtuel de départ. Ce temps vrtuel de départ dépend du coeffcent de partage de chaque flux. C est l unque crtère de décson dans l ordonnancement des paquets par WFQ et ses varantes. Des études précédentes ont analysé le déla de bout en bout assuré par un serveur à débt garant tel que WFQ. Cependant, le problème majeur est que le déla est étrotement lé à la bande passante allouée à ce flux. S un flux veut avor un temps de réponse plus court, l dot réserver plus de bande passante. Nous avons traté une étude de cas à ce propos dans [7] où nous avons montré par smulaton les avantages et les lmtes de WFQ vs-à-vs de l ordonnancement à prorté strcte. Cependant, dans quelques applcatons, des flux peuvent avor beson des garantes de déla plus strctes et ne réservant qu un fable taux de bande passante. Par exemple, une communcaton téléphonque va Internet utlsant le protocole Vox sur IP est caractérsée par un trafc en rafale ayant un débt moyen assez rédut ( 64 Kbt/s) et pourtant nécesste un déla très restrent pour assurer la bonne nteractvté de cette applcaton. De plus, de tels flux temps-réel (vdéo, vox, audo, ) peuvent tolérer quelques pertes d échéances de paquets s cette perte se fat adéquatement. En effet, Hamdaou et Ramanathan ont ntrodut dans [2,3] que les flux temps-réel peuvent tolérer la perte de quelques paquets suvant un profl détermné, caractérsé par le couple (m,k) où m représente le nombre de paquets qu dovent respecter leur échéances parm k paquets transms consécutvement. Donc, on peut tolérer la perte de k-m paquets dans une fenêtre de talle k paquets. Cette contrante défnt le modèle de perte pour un flux ayant des besons temps-réel et admettant la perte occasonnelle et ordonnée de quelques paquets. Cette 1

2 contrante est admssble du fat que les flux tempsréels sont sensbles aux varatons du déla plutôt qu au phénomène de perte. Cependant, les contrantes (m,k)-frm et l algorthme d ordonnancement WFQ ne sont pas drectement compatbles. A travers ce paper, on ntrodut une technque pour adapter cette classe de contrantes aux serveurs à débt garant, notamment WFQ, et on présente un nouvel algorthme d ordonnancement pour garantr une bande passante et assurer une plus pette borne sur le déla. Les paquets d un flux sont dvsés en deux classes ; crtque et optonnelle selon la contrante (m,k)-frm sur ce flux. L algorthme d ordonnancement que nous présentons tent compte de cette classfcaton pour décder de transmettre ou de rejeter le paquet sélectonné dans l ordre crossant des temps vrtuels de départ. Le reste de ce paper est organsé comme sut. La secton 2 présente un bref aperçu sur la noton des contrantes temporelle (m,k)-frm et les prncpes de base de WFQ. Dans la secton 3 nous présentons l algorthme (m,k)-wfq et la secton 4 sera dédée à l évaluaton de performances de cet algorthme et la comparason avec celles du WFQ standard et enfn nous concluons ce traval dans la secton Notons prélmnares 2.1. Aperçu sur les garantes (m,k)-frm Les classes des flux ayant des contrantes (m,k)-frm a été ntrodutes dans [2,3]. On dt qu un système requert des garantes de type (m,k)-frm, s au mons m paquets dovent respecter leurs échéances dans n mporte quel fenêtre de k paquets consécutfs. S l exste une fenêtre de k paquets consécutfs ayant plus que (k-m) paquets ratant leurs échéances, on dt que le système est tombé en échec. On défnt le concept du µ-pattern comme étant le profl de perte suvant la contrante défne par le couple (m,k). Il spécfe l organsaton souhatée des pertes des échéances dans une fenêtre de k paquets. Le µ-pattern d un flux ayant une contrante temporelle (m,k)-frm est défn par la successon de k = 0,1 tel que : éléments de l alphabet { 0 ndque un paquet optonnel 1 ndque un paquet crtque On représente par µ() le ème élément du µ-pattern pour 1 k. En utlsant le concept du µ-pattern, on dvse les paquets d un flux en deux classes : optonnelle et crtque. Avec cette classfcaton, l sufft de transmettre avec succès les paquets crtques pour satsfare cette contrante. Cependant, l reste toujours la possblté de transmettre des paquets optonnels sans voler cette contrante. En général, les paquets optonnels peuvent être transms ou rejetés suvant les besons de l algorthme d ordonnancement. Par exemple, un flux ayant des contrantes de type (3,5) peut satsfare pluseurs µ-patterns (10110, 01011,11010, ) de longueur 5 et ayant exactement 3 paquets crtques. De ce fat, le n ème paquet d un flux ayant des contrantes temporelles (m,k)-frm, est consdéré comme étant une paquet crtque s et seulement s l satsfat la relaton suvante : µ ( n% k) = avec n%k est le reste de la dvson de n modulo k. L applcaton de cette classfcaton peut être utle dans le domane multméda. En effet, ce concept peut être applqué à un flux vdéo pour sélectonner les trames crtques dans un GOP (Group of Pcture) en utlsant le standard de compresson MPEG. Par exemple, un flux compressé utlsant la structure du GOP suvante [IBBPBPIB] peut être consdéré comme étant un flux ayant des contrantes temporelles de type (5,8) affecté au µ-pattern suvant Cec dt que la 3 ème, 5 ème et 8 ème trames, qu sont des B-frames, sont consdérées comme optonnelles. Par exemple, la 226 ème trame est consdérée comme étant crtque car µ ( 226%8 ) = µ (2) = '1' et la 227 ème trame est consdérée comme étant optonnelle car µ ( 227%8 ) = µ (3) = '0' Nous précsons que cette technque de classfcaton est statque et ntée par l applcaton ou l utlsateur. Cependant, nous pouvons magner une classfcaton réalsée dynamquement par l ordonnanceur suvant un algorthme donné. Cec peut être avantageux pour optmser les rejets des paquets, mas l nécesste un tratement addtonnel par le serveur. Dans la sute, on utlsera unquement une classfcaton statque pour chaque flux Prncpe de l ordonnanceur WFQ Le prncpe de WFQ consste à garantr à chaque flux serv la bande passante fxée par son coeffcent de partage Φ qu lu est pré-alloué et une borne supéreure sur le temps de réponse. WFQ utlse la noton du temps vrtuel pour émuler le comportement du système flude. Le crtère de sélecton des paquets par WFQ est le temps vrtuel de départ dans le système GPS correspondant [1]. Dans WFQ le temps vrtuel de départ est défn par k k k 1 L F = max F, V( t) Φ { avec k F : temps vrtuel de départ du k ème paquet de l ème flux, V(t) : le temps vrtuel quand le k ème paquet arrve, 2

3 Φ : le coeffcent de partage de l ème flux, k L : la talle du k ème paquet de l ème flux, k 1 { F Vt max, ( ) est consdéré comme étant le temps vrtuel du début de servce du k ème paquet. Il est clar qu à partr de cette équaton, plus le coeffcent de partage Φ est pett, plus le temps vrtuel de départ est grand, ce qu fat que les paquets des flux ayant plus de bande passante sont servs à l avance pusque la sélecton se fat dans l ordre crossant des temps vrtuels de départ. Donc, le déla est étrotement en lason à la bande passante réservée ans que la talle maxmale de rafale du flux. Pour un flux S ayant un débt moyen réservé r et une talle maxmale de rafale b, le déla garant par WFQ à ce flux est borné par : b Lmax 2.3 D,max = + r C Où, L max, est la talle maxmale du paquet parm tous les paquets dans tous les flux et C étant la capacté de tratement du serveur. Cette borne augmente avec la talle de rafale et en dmnuant le taux de bande passante réservée. Le but de notre contrbuton est d alléger l effet pontu de la talle de rafale et de la bande passante sur le temps de réponse au pre cas en tenant compte en plus des contrantes temporelles (m,k)-frm et les échéances des flux. 3. Présentaton de (m,k)-wfq Dans cette secton, nous présentons notre algorthme (m,k)-wfq. Nous ntégrons dans cet algorthme les contrantes temporelles de type (m,k)-frm. Pour ce fat, nous partons de l hypothèse que chaque flux demande à l ordonnanceur WFQ la réservaton de la bande passante dont l a beson et fournt sa contrante (m,k)-frm ans que son modèle de perte souhaté,.e. son µ-pattern. Auss, chaque flux dot proposer à l ordonnanceur son échéance souhatée. L algorthme est composé de deux partes : Processus d affectaton de prorté, Processus de servce. Ces deux processus sont légèrement modfés par rapport à ceux de WFQ pour être adaptés aux garantes de type (m,k). L dée est d ajouter un autre crtère de sélecton dans WFQ qu fat ntervenr le couple (m,k) et le µ-pattern de chaque flux. Ce crtère ndque la prorté des paquets au sen d un même flux, crtque ou optonnel. Lors de l arrvée d un paquet, le processus d affectaton de prorté estamplle le paquet reçu par son temps vrtuel de départ an applquant l équaton 2.2 et l marque auss sa prorté dans le flux (crtque ou optonnel) en se basant sur le µ-pattern du flux correspondant et en applquant l équaton 2.1. Table 1. Algorthme (m,k)-wfq Entrées Flux S = {(Pérode ou Débt), Echéance Désrée, (m,k), (Ggue ou Rafale), Talle de Paquet) Affectaton de prorté A l arrvée du a ème du flux [] { s ( ( ) µ ( a% k ) + 1 = 1) alors { Marquer le paquet comme crtque; snon { Marquer le paquet comme optonnel; Calculer le temps vrtuel de départ F k ; Estampller le paquet avec F k ; Mettre le paquet dans sa flle d attente; Dscplne de Servce Serveur = lbre; Tant que (la fle est non vde) { s (serveur!= occupé) { Sélectonner le paquet ayant le plus pett temps vrtuel de départ s (paquet est crtque) { Envoyer le paquet; Serveur = occupé; snon { //Paquet Optonnel s (l échéance serat ratée){ Rejet du paquet; Serveur = lbre; snon { Envoyer le paquet; Serveur = occupé; s (serveur== occupé) { totale attendre jusqu à transmsson du paquet; Serveur= lbre; Le processus de servce est actvé quant au mons un paquet exste dans la fle d attente du système. Le serveur sélectonne le paquet ayant le plus pett temps vrtuel de départ parm tous les paquets crtques présents en tête de leur fles. S aucun paquet crtque exste, le chox sera fat parm les paquets optonnels. Après, s le paquet sélectonné est crtque, l est 3

4 transms drectement par le serveur, snon, s le paquet est optonnel, l ordonnanceur vérfe avant la transmsson s ce paquet pourrat éventuellement satsfare son échéance. S l échéance souhatée est ratée, le serveur rejette le paquet et refat une nouvelle sélecton, snon, l l envo. L avantage de l algorthme proposé est qu l permet de garantr une bande passante à un flux tout en ntégrant les proprétés temporelles dans le processus d ordonnancement ce qu résulte à gérer les flux plus effcacement. En effet, le rejet des paquets optonnels qu ne satsfont pas leurs échéances permet au serveur de donner la man plus rapdement aux paquets crtques en attente. Cette perte ne dégrade pas les performances des flux servs tant que leurs contrantes (m,k)-frm sont satsfates. Ans, (m,k)-wfq dmnue forcément les bornes sur les temps de réponse des flux temps réels par rapport à WFQ standard. 4. Evaluaton de performances Dans cette secton, nous présentons une étude par smulaton pour évaluer les performances de l algorthme d ordonnancement proposé dans le paragraphe précédent Présentaton du système La topologe du réseau est consttuée de tros sources de trafc comme le présente la fgure Fg La deuxème source est une source CBR (Constant Bt Rate ) qu génère un flux vdéo pseudo-pérodque de 2 Mb/s. L échéance des paquets est fxée à 4 ms avec une garante de type (3,5). La trosème source est un agrégat de flux FTP qu consomme le reste de la bande passante ayant donc un débt de 7,936 Mb/s. Ce trafc fonctonne en mode Best-Effort. Donc, l ne possède pas de proprétés temporelles strctes comme dans le cas des deux sources temps-réel : Vox et Vdéo. Par conséquent, nous fxons une garante de type (0,1) pour le flux FTP. Pour cela, tous les paquets ssus de cette applcaton sont consdérés comme optonnels. Cependant, nous confgurons l ordonnanceur (m,k)- WFQ de ne rejeter que les paquets optonnels des sources temps-réel, vox et vdéo. En effet, le flux FTP est vulnérable à la perte de paquets. Ans, comme tous les paquets de ce flux sont optonnels, le serveur est avert de fare passer tous ses paquets. Cec est réalsé en mettant une échéance nfne pour les flux besteffort. Le tableau suvant récaptule les paramètres de Smulaton pour chacun des flux : Table 2. Paramètres de Smulaton (m,k) Débt Trafc µ- pattern Echéance Désrée Vox (4,5) 64 kb/s ON/OFF (500/755/50)ms ms Vdéo (3,5) 2Mb/s Pseudo Pérodque ~2Mb/s FTP (0,1) 7,936 Mb/s Pseudo Pérodque ~7.936 Mb/s ms 0 Inf Nous smulons ce système avec WFQ et (m,k)- WFQ pour une étude comparatve. Fg Topologe du système Ces tros sources partagent un len de 10 Mb/s selon leurs coeffcents de réservaton. Dans cette smulaton, on consdère une talle fxe à tous les paquets des tros flux de 8 Kbts. La premère source génère un flux de vox selon le modèle de trafc ON/OFF [5]. Les pérodes d actvté ON et de slence OFF sont exponentellement dstrbuées avec les moyennes 1/ µ = 500ms et 1/ 755ms OFF µ = avec une pérode de génératon de paquets dans la pérode d actvté de 50 ms. Donc, le débt moyen du flux est de 64 Kb/s. Les contrantes temporelles sont de type (4,5) et l échéance souhatée d un paquet est fxée à 10 ms. ON 4.2. Etude comparatve Nous avons utlsé le smulateur à événements dscrets OPNET/MODELER [4]. L expérence consste à smuler l ordonnancement du trafc généré par les tros sources préctées avec les serveurs WFQ standard et (m,k)-wfq. Le tableau 3 montre les bornes mesurées sur le temps de réponse des paquets pour chacun des flux fournes par les deux serveurs. Table3. Bornes sur les délas (ms) (m,k)-wfq WFQ Vox 9, ,83 Vdéo 3,999 41,084 FTP 3,837 18,048 4

5 Comme prévu, (m,k)-wfq fournt une garante plus étrote sur le déla pour les flux temps-réel. Dans ce scénaro, l est remarquable que le déla maxmal garant par WFQ au trafc de la vox sot assez grand. Ce résultat découle de deux facteurs majeurs (cf. équaton 2.3): Le fable taux de bande passante réservée. La talle mportante de la rafale. Cependant, l algorthme (m,k)-wfq permet de rédure consdérablement les bornes sur les temps de réponse en sacrfant quelques paquets optonnels selon les contrantes temporelles (m,k)-frm de chaque flux. Le rejet des paquets optonnels ne satsfasant pas leurs échéances, amélore nettement le déla des paquets crtques. D autres part, le modèle (m,k)-frm permet de dstnguer entre les flux temps-réel et les flux besteffort. En effet, selon les contrantes (m,k) que nous avons défn, l ordonnanceur (m,k)-wfq sert les flux temps-réel avant le flux FTP pusque le crtère de sélecton prmare se fat sur les paquets crtques et nous avons défn les paquets du trafc FTP comme étant tous optonnels. Donc, (m,k)-wfq assure le servce des paquets à contrantes temporelles avant ceux du flux best-effort. Ce qu n est pas le cas avec WFQ standard car l ne peut pas dstnguer entre les dfférents types de flux servs. Les bornes sur les délas dépendent de l échéance requse de chaque flux. En effet, nous avons changé l échéance requse pour le trafc vdéo à D vdéo = 40ms (2 ème scénaro). Nous obtenons les résultats suvants : Table 4. Bornes sur les délas (ms) (2 ème Scénaro) (m,k)-wfq Vox 3,177 Vdéo 37,621 FTP 26,111 Nous observons que la borne du temps de réponse du flux de la vox a dmnué par rapport au 1 ère scénaro et la borne sur le déla du trafc vdéo a augmenté mas reste toujours nféreur à son échéance désrée. Ce résultat est étrotement lé aux taux de rejet. Le tableau 5 montre les taux de rejets pour chacun des flux tempsréel dans les deux scénaros. Table 5. Taux de rejets (ms) 1 er Scénaro 2 ème Scénaro Vox 6,8% 15% Vdéo 5,5% 0% Nous remarquons que dans le deuxème scénaro le taux de rejet des paquets vdéo est nul. C est à dre, tous les paquets crtques et optonnels de ce flux sont servs, ce qu explque la hausse de la borne sur le déla du trafc FTP, dont tous les paquets sont optonnels. En effet, dans le 1 er scénaro le rejet des paquets optonnels ayant dépassés leurs échéances du flux vdéo accélère l envo des paquets du flux «gourmant» de FTP. Cependant, la dmnuton mesurée sur la borne du déla dans 2 ème scénaro pour le trafc de la vox, s explque par l augmentaton du taux de rejet des paquets optonnels relatfs à ce flux de 6,8% à 15%. Cette augmentaton est légère et la smulaton montre que la contrante temporelle (4,5)-frm est satsfate dans les deux scénaros, pusque dans les deux cas la borne mesurée sur le déla est nféreure à celle demandée. Les temps moyens d attente dans les fles des tros flux ordonnancés par (m,k)-wfq et WFQ standard sont montrés par les fgures Fg. 4.2 et Fg. 4.3 respectvement. On note que l rrégularté du trafc généré par la source de la vox (trafc en rafale) a un effet négatf sur les temps d attente avec WFQ standard tands que ce temps est plus stable avec l algorthme (m,k)-wfq. Ce derner algorthme lsse parfatement l effet des rafales et garantt des délas moyens plus courts. WFQ standard pourrat satsfare un déla plus court au trafc de la vox en lu réservant une bande passante plus grande que son débt moyen. Cependant, cette technque n est pas effcace car ce gan dégrade les temps de réponse des autres flux temps-réel. L apport de l algorthme (m,k)-wfq est de garantr des bornes plus pettes sur les délas de tous les flux servs sans favorser le servce d un flux sur un autre. L équté de (m,k)-wfq est garante sur le plan de la bande passante et auss, sur les contrantes temporelles des flux. 5. Concluson Nous avons présenté dans ce paper une nouvelle proposton pour l ordonnancement équtable à débt garant appelée (m,k)-wfq. Cet algorthme ntègre les proprétés temporelles de type (m,k)-frm dans le processus d attrbuton de prorté et de servce de WFQ standard. Auss, nous avons analysé dans l étude comparatve par smulaton les performances de (m,k)-wfq vs à vs de celles de WFQ standard. Nous remarquons une améloraton sur les bornes du temps de réponse des flux temps-réel. Cec résulte du rejet des paquets optonnels de ces flux quand ls dépassent leurs échéances. Le taux de rejet par cette poltque est très satsfasant et garant les contrantes de type (m,k) de chacun des flux temps-réel. Cependant, l reste à prouver cette performance par une étude analytque. Nous sommes en tran de développer une étude analytque en utlsant la théore de Network Calculus [6] pour fournr analytquement des bornes détermnstes sur le déla et prouver la 5

6 réducton des délas comparés avec ceux fourns par WFQ standard. 6. Bblographe Fg Temps moyen d attente avec (m,k)-wfq (1 er scénaro) [1] A.Demers, S.Keshavt, S.Shenker, Analyss and Smulaton of Far Queung Algorthm, Proceedng ACM SgComm 89, pp 3-12, 1989 [2] M. Hamdaou and P. Ramanathan. A dynamc prorty assgnment technque for streams wth (m, k)-frm deadlnes. IEEE Transactons on Computers, 44(4), , Dec [3] P. Ramanathan Overload Management n Real-Tme Control Applcatons Usng (m,k)-frm Guarantees IEEE Transactons on Parallel and Dstrbuted Systems Vol 10 No 6, p , June 1999 [4] OPNET Technologes / MODELER [5] K. Srram and W. Whtt, "Characterzng superposton arrval processes n packet multplexers for voce and data," IEEE J. Select. Areas Commun., vol. SAC-4, pp , Sept [6] JY Le Boudec, P Thran, Network Calculus : A Theory of Determnstc Queueng Systems for the Internet Sprnger Verlag July 2002 [7] Ans KOUBAA, Aref Jarraya, Ye-Qong SONG SBM protocol for provdng real-tme QoS n Ethernet LANs 1 st Intl. Workshop on Real-Tme LANs n the Internet Age (Satellte Event to ECRTS'02) Austra, Jun 2002 [8] G. Bernat, A. Burns. And A. Lamos Weakly Hard Real-Tme Systems, IEEE Transactons on Computers, 50(4),pp ,2001. Fg Temps moyen d attente avec WFQ 6