UNIVERSITÉ DE MONTRÉAL ÉCOLE POLYTECHNIQUE DE MONTRÉAL. Ce mémoire intitulé:

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1 UNIVERSITÉ DE MONTRÉAL ÉCOLE POLYTECHNIQUE DE MONTRÉAL Ce mémoire intitulé: CONTRÔLE D ADMISSION AVEC MESURES POUR UNE MEILLEURE GESTION DES RESSOURCES DANS LES RÉSEAUX DE TROISIÈME GÉNÉRATION préenté par: ESPOSITO Sandrine en vue de l obtention du diplôme de: Maîtrie è cience appliquée a été dûment accepté par le jury d examen contitué de: M. PIERRE Samuel, Ph.D., préident Mme. JAUMARD Brigitte, Th. Doctorat., Th. d Hab., membre et directeur de recherche M. GOURDEAU Richard, Ph.D., membre et codirecteur de recherche M. MABILLEAU Philippe, Ph.D., membre

2 UNIVERSITÉ DE MONTRÉAL CONTRÔLE D ADMISSION AVEC MESURES POUR UNE MEILLEURE GESTION DES RESSOURCES DANS LES RÉSEAUX DE TROISIÈME GÉNÉRATION SANDRINE ESPOSITO DÉPARTEMENT DE GÉNIE ÉLECTRIQUE ÉCOLE POLYTECHNIQUE DE MONTRÉAL MÉMOIRE PRÉSENTÉ EN VUE DE L OBTENTION DU DIPLÔME DE MAÎTRISE ÈS SCIENCES APPLIQUÉES (M.Sc.A.) (TÉLÉCOMMUNICATIONS) AVRIL 2003 c Sandrine Epoito, 2003.

3 iv À me parent, à me frère

4 v REMERCIEMENTS Je tien à remercier ma directrice de recherche, Brigitte Jaumard, dont le uivi et l aide financière prodigué ont permi l aboutiement de cette maîtrie. Ce travail a été mené en collaboration avec Ericon Reearch Canada, et j adree me remerciement à Franci Lupien et Daniel Dufour qui ont u guider no pa dan ce projet à connotation indutrielle. De plu, j adree me remerciement au profeeur Roland Malhamé qui nou a aidé durant le premier moi de la maîtrie. Je remercie également Monieur Richard Hurteau pour on aide, aini que Daniel Charbonneau pour a diponibilité et on uivi ur Opnet. Je tien à remercier tout particulièrement ma famille pour on outien de tou le intant, mon papa et ma maman qui ont toujour été là pour moi, et me frère que j adore! Un grand merci aui à mon Thoma, qui a accompagné ma vie ici, et je ne peux oublier Cathy, à la foi amie de coeur et partenaire de travail! Me remerciement vont finalement à Supélec (l École Supérieure d Electricité), mon école d origine, qui m a permi de partir à l étranger et vivre cette aventure.

5 vi RÉSUMÉ Le uccè commercial de la téléphonie mobile, le nombre croiant d uager de l Internet et l émergence de nouvelle application multimédia ont le raion eentielle de l évolution ver le réeaux de troiième génération. La 3G verra on architecture entièrement fondée ur IP afin de fournir une large variété de ervice, parmi lequel e trouvent de application multimédia temp réel et non temp réel poédant de exigence de qualité de ervice différenciée. Le réeaux cellulaire actuel ne pouvant fournir qu un ervice meilleur effort, la garantie de QdS et la getion efficace de reource ont de apect eentiel dan la conception de réeaux 3G. Dan ce mémoire, nou propoon d utilier un algorithme de contrôle d admiion baé ur le meure intégrant une politique de getion de reource adaptative afin de upporter le contrainte de QdS, notamment de délai, de application temp réel et non temp réel, tout en atteignant un taux d utiliation de reource atifaiant. Se fondant ur l etimation de la capacité CDMA multiervice dan le réeau d accè radio, et ur le propriété de la dicipline d attente équitable proportionnelle dan le réeau coeur, nou établion une architecture globale de contrôle et de déciion nouvelle. Un imulateur prototype et développé ou le logiciel de modéliation et de imulation de réeaux OPNET afin d étudier le performance du ytème pour de répartition typique de trafic dan une cellule radio. Le caractéritique pécifique de l algorithme de contrôle d admiion baé ur le meure ont analyée pui e performance comparée avec un algorithme baé ur de decripteur de trafic à priori. L étude permet aini de valider l architecture propoée qui peut alor ervir de bae pour la conception et le dimenionnement de futur réeaux 3G.

6 vii ABSTRACT The commercial ucce of mobile telephony, increaing number of Internet uer, and the emergence of new multimedia application are the major reaon behind third-generation evolution. 3G will operate on an overall IP-baed framework to provide a wide variety of ervice, among which multimedia real time and non real time application have differentiated quality of ervice requirement. Current cellular network being able to provide only a bet effort ervice, guarantee of QdS and effective reource management are thu eential apect in the deign of 3G network. In thi thei, we propoe to ue a meaurement baed admiion control algorithm integrating an adpative reource management policy in order to upport QdS contraint, like delay contraint, of real time and non real time application, while reaching a atifying utilization of reource. Baing ourelve on the etimate of multiervice CDMA capacity in the radio acce network, and on the propertie of the weighted fair queueing dicipline in the core network, we etablih a new global architecture of control and deciion. A prototype imulator i developed with the OPNET network modeling and imulation oftware to tudy the ytem performance for typical traffic ditribution within a radio cell. Specific characteritic of the meaurement baed admiion control algorithm are analyzed, then it performance are compared with a parameter-baed admiion algorithm. The tudy thu validate the propoed architecture, which can then be ued a a bai for the deign and dimenioning of future 3G network.

7 viii TABLE DES MATIÈRES DÉDICACE REMERCIEMENTS RÉSUMÉ iv v vi ABSTRACT vii TABLE DES MATIÈRES LISTE DES TABLEAUX LISTE DES FIGURES LISTE DES NOTATIONS ET DES SYMBOLES LISTE DES ANNEXES viii xii xiv xvii xx INTRODUCTION xxi 0.1 Motivation xxi 0.2 Organiation du mémoire xxii 0.3 Contribution xxiii CHAPITRE 1: ARCHITECTURE ET SERVICES DES RÉSEAUX 3G Préentation générale de réeaux de troiième génération Hitorique de ytème cellulaire Sytème cellulaire de troiième génération Le réeau cœur CDMA Architecture Mobilité IP

8 ix 1.3 Le réeau d accè radio La méthode d accè radio CDMA Contrôle de puiance en CDMA Macrodiverité en CDMA Le canaux phyique CDMA La qualité de ervice Critère de qualité de ervice Clae de ervice différenciée et priorité d uager Modèle à intégration de ervice pour le réeau cœur Implémenter la qualité de ervice Garantie de délai Le contrôle d admiion dan le ytème CDMA du réeau radio Le contrôle d admiion dan le réeau cœur Contrôle d admiion pour le ervice garanti Contrôle d admiion pour le ervice tatitique Contrôle d admiion pour le ervice prédictif Concluion CHAPITRE 2: EVALUATION DE LA CAPACITÉ RADIO CDMA Etimation de la capacité CDMA dan la littérature Modèle d évaluation de la capacité ur le lien montant Hypothèe Définition de paramètre Mie en équation du modèle an oft handover Equation avec oft handover Modèle d évaluation de la capacité ur le lien decendant Hypothèe Définition de paramètre Mie en équation du modèle an oft handover

9 x Equation avec oft handover Validation de équation de capacité Valeur numérique de paramètre utilié Analye de équation Influence du rayon de la cellule dan le en decendant Influence du type de trafic Concluion CHAPITRE 3: CONTRÔLE D ADMISSION POUR LES RÉSEAUX 3G Contexte d admiion Modéliation du réeau Filtrage du trafic et dicipline d ordonnancement dan le réeau cœur Reource ur l interface radio Compoante du délai bout en bout Garantie de délai et de bande paante Spécification de QdS Contrôle d admiion pour du ervice garanti Notation Vérification de reource diponible Réervation et allocation de reource Renégociation de QdS Contrôle d admiion baé ur le meure Le proceu de meure Spécification de QdS Vérification de reource diponible Réervation et allocation de reource Libération de reource Algorithme d admiion mbcac Concluion

10 xi CHAPITRE 4: RÉSULTATS Decription du imulateur Réeau imulé Modèle de trafic Paramètre de configuration annexe Le différent ca d étude Scénario (A) Scénario (B) Validation de performance Etude et performance de l algorithme MBCAC en fonction de paramètre de meure Phénomène de blocage Taux d occupation à la tation de bae Garantie de QdS Etude comparative avec la procédure CAC Phénomène de blocage Taux d occupation à la tation de bae Garantie de QdS Aide au dimenionnement Concluion CONCLUSION RÉFÉRENCES

11 xii LISTE DES TABLEAUX 1.1 Caratéritique d accè radio de principaux ytème cellulaire de deuxième génération. VD: voie decendante, VM: voie montante, QPSK: quadrature phae hift keying, GMSK: gauian minimum hift keying Caratéritique de technologie d accè radio de cdma2000 et de l UMTS (VD:voie decendante, VM: voie montante) Le 4 clae de ervice définie par 3GPP Hiérarchiation relative de eion uivant le type d application et la priorité de l uager Comparaion de différent mbcac Le équation de capacité radio dan la littérature Paramètre de équation de capacité radio rab par type d application Le différente répartition de trafic Exigence de QdS d une eion faiant une requête au réeau Decripteur de trafic Seion d uager Standard audio recommandé par l UIT Standard vidéo principaux Paramètre de configuration de application type dan le imulateur Paramètre de exigence de QdS de application dan le imulateur Paramètre pour le réeau cœur Configuration de paramètre radio Capacité utiliée par chaque type de eion Paramètre de configuration de profil de trafic pour le cénario (A)

12 xiii 4.10 Paramètre de configuration de profil de trafic pour le cénario (B) Taux d utiliation comparé pour le cénario A et B en fonction de paramètre de meure Capacité du ytème dan le en decendant Taux d utiliation comparé pour le cénario A et B ou le procédure cac1 et mbcac I.1 γ dl (en db) en fonction de fer dl et R dl I.2 γ ul (en db) en fonction de ferul et R ul

13 xiv LISTE DES FIGURES 1.1 Schéma implifié d un réeau de téléphonie mobile Réeaux cœur enviagé et leur interconnexion avec le réeaux d accè radio cdma2000 et UMTS Architecture du réeau cdma2000 à commutation de paquet ou IP mobile Le différente technique d accè multiple Différent type d accè multiple à partir de la technique OFDM Etalement de pectre par équence directe Principe du oft handover dan un ytème CDMA Architecture d un nœud Integrated Service Protocole de réervation RSVP Ordonnanceur à iolation de flux Token Bucket Caractériation d un trafic Courbe d arrivée et de ervice Configuration de cellule an oft handover Configuration de cellule avec oft handover Influence du rayon Géométrie de cellule Influence du type de trafic Architecture du réeau modélié Modéliation de file d attente Délai de tranmiion radio Compoante du délai d un paquet tranmi ur le réeau cœur Evolution du débit alloué à la eion lor de a période d activité [0,t) Mécanime de meure

14 xv 3.7 Peudo-code de l algorithme de meure Algorithme mbcac en montant Algorithme mbcac en decendant Topologie de l environnement imulé Succeion temporelle de profil de trafic Succeion temporelle de eion pour un profil de trafic conidéré Quantité de trafic pour le cénario (A) Profil de trafic pour le cénario (A) Quantité de trafic pour le cénario (B) Profil de trafic pour le cénario (B) Taux de blocage globaux obtenu pour 5 équence de imulation elon le cénario A avec la procédure cac1 et elon le cénario B avec la procédure mbcac NdS globaux en fonction de paramètre de meure pour le cénario A et B Taux d utiliation de la capacité diponible à la BS en fonction de paramètre de meure pour le cénario A et B Ditribution cumulative de la répartition du délai bout en bout pour le application Voice Gold et DB Gold en fonction de paramètre de meure Meure du trafic DB dan le en decendant en fonction de paramètre de meure NdS globaux, uivant le profil d uager et le type d application, pour le cénario A ou le procédure cac1 et mbcac NdS globaux, uivant le profil d uager et le type d application, pour le cénario B ou le procédure cac1 et mbcac Taux d utiliation de la capacité diponible à la BS pour le cénario A et B ou le procédure cac1 et mbcac Ditribution cumulative de la répartition du délai bout en bout pour le application Voice Gold et DB Gold ou le procédure cac1 et mbcac

15 xvi 4.17 Taux de blocage en fonction du rayon de la cellule pour le cénario B ou la procédure mbcac II.1 Schéma de cellule pour le calcul de coefficient d atténuation III.1 Protocole de répétition élective IV.1 Algorithme cac0 en montant IV.2 Algorithme cac0 en decendant IV.3 Algorithme cac1 en montant IV.4 Algorithme cac1 en decendant

16 xvii LISTE DES NOTATIONS ET DES SYMBOLES 3G : Third Generation Cellular Mobile Sytem AAA : Authentifiaction, Autorization, and Accounting AMPS : Advanced Mobile Phone Service ANSI : American National Standard Intitute ARQ : Automatic Requet for Retranmiion BBRR: Bit by Bit Round Robin BE : Bet Effort BS : Station de Bae BSC : Contrôleur de Station de Bae CAC : Call Admiion Control CDMA : Code Diviion Multiple Acce CDG : CDMA Development Group CN : Core Network DL : Downlink DS : Direct Spread FER : Frame Error Rate FIFO : Firt In, Firt Out FA : Foreign Agent FCH : Fundamental CHannel FDD : Frequency Diviion Duplex FDMA : Frequency Diviion Multiple Acce FQ : Fair Queueing GPS : Generalized Proceor Sharing GSM : Global Sytem for Mobile Communication

17 xviii HA : Home Agent IETF : Internet Engineering Tak Force IMT : International Mobile Telecommunication IntServ : Integrated Service IP : Internet Protocol ISP : Internet Service Provider MBCAC : Meaurement-Baed Admiion Control MC : Multi-Carrier NdS : Niveau de ervice OFDM : Orthogonal Frequency Diviion Multiplexing PCF : Packet Control Function PDSN : Packet Data Serving Node PGPS : Packet by Packet Generalized Proceor Sharing PN : Peudorandom Noie PPP : Point to Point Protocol QdS : Qualité de Service RAB : Radio Acce Bearer RN : Radio Network RNIS : Réeau Numérique Intégré de Service RPPS: Rate Proportional Proceor Sharing RRC : Radio Reource Control RSPEC : Reource SPECification RSVP : Reource reservation etup Protocol SCH : Supplemental CHannel SIR : Signal to Interference Ratio SMS : Short Meage Service SRP : Protocole de Répétition Sélective

18 xix TDD : Time Diviion Duplex TDMA : Time Diviion Multiple Acce TIA : Telecommunication Indutry Aociation TSPEC : Traffic SPECification UIT : Union Internationale de Télécommunication UL : UpLink UMTS : Univeral Mobile Telecommunication Sytem VoIP : Voix ur IP WFQ : Weighted Fair Queuing

19 xx LISTE DES ANNEXES Annexe I: E b N t requi en fonction du RAB alloué I.1 Abaque pour le en decendant I.2 Abaque pour le en montant Annexe II: Calcul de coefficient d atténuation pour le formule de capacité radio dan le en decendant II.1 Modèle de propagation II.2 Calcul de coefficient E[a m,0] et E[ a m,0 a m,i ] II.3 Calcul de coefficient a m,0 et a m,i Annexe III: Le mécanime de retranmiion de l ARQ III.1 Stop and wait III.2 Go-back-N III.3 Répétition élective Annexe IV: Le algorithme d admiion CAC0 et CAC

20 xxi INTRODUCTION 0.1 Motivation L eence de la technologie de troiième génération et une combinaion entre la tranmiion de donnée par paquet, un réeau fondé entièrement ur le protocole IP (Internet Protocol) et une nouvelle interface radio baée ur la technologie cdma2000 (pour l Amérique du Nord). Le défi de cette nouvelle ère de communication mobile et de pouvoir accéder à de ervice multimédia en tout lieu et en tout temp. Le réeaux cellulaire de troiième génération ont aini le point de convergence entre troi ecteur principaux de technologie de l information: le application multimédia, l Internet et l informatique mobile. L Internet actuel appuie ur un protocole non orienté connexion et ne fournit qu un ervice au mieux (bet-effort), c et-à-dire qu aucune garantie d aucune orte n et faite ur le ervice offert, autre que l engagement du réeau à faire du mieux qu il peut pour amener le paquet à detination. Ce type de ervice était adapté pour le application du début de l Internet, telle que la navigation ou FTP, qui n exigent qu un tranport fiable de donnée an contrainte temporelle et peuvent donc accepter de grande variation de délai et compener le perte éventuelle par de retranmiion. Cependant, le développement de l Internet a ucité la création de nouveaux type d application, multimédia, qui ont de contrainte de type temp réel et ont beoin de garantie de délai et de débit, néceitant une tranmiion de paquet uivant un mode orienté connexion. En particulier, ce application ont beoin de haut débit de tranmiion et exigent de contrainte de délai tricte. Enfin, cette nouvelle demande de ervice repréente également un défi pour l interface radio qui doit pouvoir maintenir de haut débit et une garantie de qualité de ervice ur le lien radio qui ont peu fiable. La troiième génération de mobile utilie aini la technique de multiplexage CDMA qui permet d augmenter la capacité de cellule radio et de propoer de débit diverifié.

21 xxii Le caractéritique pécifique à chaque domaine rendent donc difficile la mie en place de réeaux de communication multimédia mobile. De nouveaux mécanime doivent être employé afin de différencier le ervice et fournir la qualité de ervice exigée. Il agit notamment d utilier la réervation de reource, de politique d ordonnancement de paquet adéquat, et une politique de contrôle d admiion tricte doit être mie en place ur l enemble du réeau. Notre étude e donne aini pour objectif de développer une politique de contrôle d admiion pour un réeau de troiième génération à contrainte de ervice différenciée. Le contrôle d admiion e fait dan le contexte d un réeau à commutation de paquet, et le déciion d admiion ou de rejet e font indépendemment pour chaque flot en entrée du réeau (réeau cœur ou réeau d accè radio). Nou propoon une politique d admiion adpatative qui réévalue le reource allouée aux flot déjà admi dan le réeau, pui nou y ajouton un algorithme de meure afin de bénéficier d un gain en terme d utiliation de la bande paante. L impact de algorithme ur la performance du ytème et enuite étudié. 0.2 Organiation du mémoire Le chapitre 1 préente le contexte de réeaux de troiième génération. La technique d accè radio CDMA y et décrite en vue d étudier le mécanime influençant la capacité d une cellule radio. La dicipline d ordonnancement WFQ uceptible d être déployée dan le nœud du réeau cœur et également étudiée afin d obtenir une relation entre le reource diponible et la garantie de QdS offerte dan le réeau. Le chapitre 2 propoe une nouvelle etimation de la capacité radio cdma2000 pour le en montant et le en decendant dan un contexte multiervice. Le formule obtenue ont enuite validée numériquement. Le chapitre 3 définit la politique de contrôle d admiion bout en bout développée à partir de formule de capacité radio élaborée au chapitre précédent d une part, et de propriété de la dicipline WFQ ur le nœud du réeau cœur d autre part. Il préente d abord un algorithme baé ur de decripteur de trafic à priori pui celui à bae de meure.

22 xxiii Le chapitre 4 préente le différente expérimentation menée afin de déterminer le caractéritique de l algorithme de contrôle d admiion à bae de meure, pui de le comparer à un algorithme baé ur de decripteur de trafic à priori. De imulation montrent également l utiliation poible de l algorithme d admiion pour effectuer du dimenionnement radio. Enfin une concluion et apportée quant à l enemble de réultat obtenu, et le amélioration enviageable de l algorithme d admiion ont évoquée. 0.3 Contribution Dan le cadre de notre étude, no développement ont apporté: une etimation de reource radio néceaire à la atifaction de exigence de QdS de eion, une procédure de contrôle d admiion bout en bout prenant en compte à la foi l admiion dan le réeau cœur et le réeau radio, une politique de contrôle d admiion à bae de meure adaptative, uceptible de prévenir l apparition du phénomène de congetion dan une cellule radio et de privilégier le eion de priorité élevée par rapport aux eion de priorité faible lor de l admiion, un imulateur prototype pour l évaluation de performance relative à la conception et au dimenionnement de futur réeaux de troiième génération.

23 1 CHAPITRE 1 ARCHITECTURE ET SERVICES DES RÉSEAUX 3G 1.1 Préentation générale de réeaux de troiième génération Le ytème cellulaire de téléphonie mobile actuel et leur évolution ont préenté dan cette ection afin de pouvoir e repérer parmi le différent ytème exitant. Le pécificité de ytème cellulaire de troiième génération ont enuite analyée Hitorique de ytème cellulaire L évolution de ytème cellulaire et claée en troi grand groupe: la première génération qui a démarré à la fin de année 1970 et qui exite encore de no jour; la deuxième génération qui a fait e début dan le année 1990 et qui continue à e développer; et enfin, le ytème de troiième génération dont le premier déploiement commerciaux ont prévu en ce début de iècle. D un point de vue commercial, on aite à la fin de la première génération de ytème cellulaire aui appelé ytème analogique et la deuxième génération compoée de ytème dit numérique et en plein eor. Mai la deuxième génération et victime de on uccè, car le nombre d abonné ne cee de croître et le réultat et une aturation du pectre de fréquence. Le ytème de première génération ont été le premier à exploiter le concept de la téléphonie cellulaire développé par le laboratoire Bell en collaboration avec quelque indutriel américain dan le année Ce ytème ont la particularité d utilier la modulation en fréquence (qui et de type analogique) et uniquement la méthode d accè multiple par répartition de fréquence (FDMA, voir la ection ). C et le ytème américain AMPS (Advanced Mobile Phone Service), introduit en 1983, qui et conidéré comme l exemple le plu repréentatif de cette première génération. En terme de ervice, ce ytème propoaient de la voix qui était tranmie ou forme analogique, avec une efficacité pectrale aez médiocre.

24 2 Le ytème de deuxième génération ont profité de développement technologique réalié dan le domaine de compoant radiofréquence et de dipoitif de traitement numérique du ignal. A la différence de ytème de première génération, le ytème de deuxième génération utilient de technique numérique de codage de la parole et la modulation et elle aui numérique. De plu, ce ytème ont été conçu pour propoer non eulement de la voix mai aui d autre ervice tel que l envoi de meage (SMS pour Short Meage Service), le fax et l accè à de réeaux haut débit tel que l Internet et le RNIS (Réeau numérique Intégré de Service). Le tableau 1.1 décrit le caractéritique technique radio de ytème cellulaire actuel de deuxième génération en Europe et aux Etat-Uni. Tab. 1.1 Caratéritique d accè radio de principaux ytème cellulaire de deuxième génération. VD: voie decendante, VM: voie montante, QPSK: quadrature phae hift keying, GMSK: gauian minimum hift keying Standard IS-95 GSM (cdmaone) Pay d origine Etat-Uni Europe Lancement commercial Technique d accè multiple FDMA/CDMA FDMA/TDMA Spectre de fréquence (VD) (VM) (VD) (VM) (MHz) (VD) (VM) (VD) (VM) (VD) (VM) Mode de duplexage FDD FDD Séparation entre porteue 1250kHz 200kHz Type de modulation QPSK GMSK Le référence technique donnée dan cette ection ont préciée dan l ouvrage de Sanchez [1] Sytème cellulaire de troiième génération La troiième génération un enemble de technologie développée dan le but de faire évoluer le ytème cellulaire actuel de deuxième génération, tant en terme de capacité et de couverture, que de variété et de qualité de ervice. Le mobile de troiième génération ne tranporteront pa eulement de la voix, il eront de véritable terminaux multimédia capable d offrir imultanément de ervice de tranmiion de donnée, d audio et de vidéo en

25 3 tout lieu et à tout moment. C et en terme de ervice que la troiième génération e démarque urtout de la deuxième génération. D une part la 3G autorie de débit de trammiion plu élevé, d autre part il et poible dan la 3G d établir et de maintenir pluieur connexion imultanément avec la poibilité de négocier le type de trafic et e caractéritique de manière dynamique, ce qui et apprécié pour offrir de ervice multimédia. Afin de comprendre l évolution de réeaux cellulaire ver la troiième génération, nou devon décrire brièvement le élément qui le compoent. On oberve, ur la figure 1.1, qu un réeau de téléphonie mobile et contitué de terminaux mobile, d un réeau d accè radio RN (radio network) et d un réeau de cœur CN (core network). Le réeau cœur et celui qui et en charge de l acheminement de communication ver le réeaux fixe tel que le réeau public de téléphonie fixe, le réeau Internet, etc. Enfin, le rôle du réeau d accè radio et d acheminer l information depui le terminal mobile juqu au réeau cœur. Réeau de téléphonie mobile Réeau d accè radio Réeau coeur Réeau téléphonique fixe Fig. 1.1 Schéma implifié d un réeau de téléphonie mobile Le réeaux d accè radio de troiième génération L UIT (Union Internationale de Télécommunication), organime chargé de réglementer le différent tandard de télécommunication au niveau mondial, a voulu mettre ur pied un tandard unique et international de ytème cellulaire de troiième génération. Cette norme unique fut déignée par le igle IMT-2000 (pour International Mobile Telecommunication 2000 ). Le problème et qu en 1998, quinze technologie d accè radio ont été propoée à l UIT

26 4 par le organime de tandardiation de différent pay membre. Finalement, l IMT-2000 ne couvrira pa un eul ytème cellulaire mai un enemble de ytème de troiième génération. Nou nou intéreon dan ce mémoire uniquement au ytème cdma2000 (Etat-Uni), tout en le ituant par rapport au tandard UMTS (Europe). Il exite ix technologie d accè radio terretre ayant le label IMT-2000, dont le technologie UTRA/FDD et UTRA/TDD que regroupe l UMTS, et la technologie de cdma2000. La technologie cdma2000 (ou IS-2000) a été outenue par le conortium CDG (CDMA Development Group) dan le cadre de l évolution de l IS-95 ver la troiième génération. Elle offre la poibilité d utilier une ou pluieur porteue à l aide de la méthode d accè MC- CDMA (voir ection ). Aini, l évolution du cdmaone (ou IS-95) ver la troiième génération e fera en deux phae: dan la première, le cdma2000, appelé cdma2000 phae 1 ou cdma2000 1X, era capable d offrir, à l aide d une eule porteue avec une bande de 1.25 MHz, de débit allant juqu à 144 kbp. Il era directement compatible avec le cdmaone. Dan une deuxième phae, le cdma2000 phae2 ou cdma2000 3X, permettra, à l aide de troi porteue avec une bande de MHz, d atteindre un débit de 2 Mbp. La principale imilitude technique entre le cdma2000 et le technologie de l UMTS et l utiliation du CDMA comme mode d accè (voir ection ). On remarque cependant que le cdma2000 fait appel à la modulation multiporteue dan la voie decendante (juqu à douze porteue imultanément), ce qui avère particulièrement utile pour garder de la compatibilité avec le cdmaone. Un travail d harmoniation entre le cdma2000 et l UMTS et en cour et à l avenir, ce deux ytème eront capable de réalier une procédure d itinérance (roaming) entre eux (cdma2000 ver UMTS et vice vera). Le paramètre technique ur lequel repoent le technologie d accè radio de troiième génération de l UMTS et de cdma2000 ont préenté dan le tableau 1.2. Agréé par l UIT, le réeaux d accè 3G doivent atifaire le caractéritique technique uivante: ervice à haut débit. Minimum 144 kbp dan tout type d environnement et 2 Mbp dan le environnement intérieur et avec une mobilité retreinte;

27 5 Tab. 1.2 Caratéritique de technologie d accè radio de cdma2000 et de l UMTS (VD:voie decendante, VM: voie montante). Standard cdma2000 UMTS Pay d origine Etat-Uni Europe Technologie d accè radio cdma2000 UTRA/FDD UTRA/TDD ou WCDMA Technique d accè multiple CDMA(VM) CDMA TDMA et CDMA MC-CDMA(VD) Mode de duplexage FDD FDD TDD Séparation entre porteue N 1.25 MHz 5 MHz 5 MHz où N=1,3,6,9,12 Synchroniation entre Synchrone Aynchrone Synchrone tation de bae (Synchrone optionnelle) Durée d une trame (m) 5,10,20,40, Type de modulation BPSK(VM) BPSK(VM) QPSK de donnée QPSK(VD) QPSK(VD) Site avec le pécification html/pec/index.cfm pec/pec.htm pec/pec.htm tranmiion de donnée de manière ymétrique et aymétrique. Dan une tranmiion ymétrique, le débit de la voie montante (du terminal mobile ver le réeau fixe) et égal à celui de la voie decendante (du réeau fixe ver le terminal mobile). Au contraire, dan une communication aymétrique, le débit dan le deux voie et différent; ervice à commutation de paquet pour la tranmiion de donnée, et commutation de circuit pour la tranmiion de la voix; qualité de la parole comparable à celle de réeaux câblé; capacité et efficacité pectrale upérieure à celle de ytème cellulaire actuel de deuxième génération; poibilité d offrir de ervice multimédia lor d une même connexion et avec de qualité de ervice différente (débit, taux d erreur, délai de tranfert...) pour le différent type de média (voix, audio, donnée...); compatibilité avec le réeaux d accè radio de deuxième génération; itinérance (roaming) entre le différent ytème de troiième génération.

28 Le réeaux cœur de ytème de troiième génération La figure 1.2 repréente le troi réeaux de cœur poible actuellement enviagé pour le ytème de troiième génération IMT On voit que le réeaux de cœur utilié actuellement dan la deuxième génération eront également employé dan la troiième génération ou une forme évoluée: aini ce réeaux cœur appuient ur le protocole GSM/MAP (en Europe) et l ANSI-41 (aux Etat-Uni). Cependant il et quetion d adopter plu tard un réeau cœur entièrement IP (Internet Protocol), ce qui facilitera le roaming entre le différent ytème de troiième génération. UMTS UTRA/FDD et UTRA/TDD CDMA2000 GSM/MAP évolué ANSI-41 évolué Réeau coeur entièrement IP Fig. 1.2 Réeaux cœur enviagé et leur interconnexion avec le réeaux d accè radio cdma2000 et UMTS 1.2 Le réeau cœur CDMA Architecture Le réeau cœur interconnecte le réeaux périphérique. Il peut être le réeau d un ISP (Internet Service Provider) ou le réeau interne d une entreprie. Il appartient à un domaine d adminitration dan lequel et définie une politique de Qualité de Service (QdS) qui era mie en œuvre dan le routeur. Ce réeau et contitué de routeur de cœur dont la fonction et de router le paquet en fonction de information de Qualité de Service qu il contiennent. Contrairement aux ytème précédent, le réeau cœur de ytème de troiième génération verra on architecture complètement baée ur la commutation de paquet uivant le

29 7 protocole IP, avec le protocole VoIP pour la voix. L architecture de ce futur réeau cœur à commutation de paquet et décrite par le tandard IS-835-B [2] de l organime américain TIA (Telecommunication Indutry Aociation). Cette norme repoe ur le RFC 2002 [3] de l IETF (pour Internet Engineering Tak Force). La figure 1.3 repréente l architecture du réeau cdma2000 propoé dan cette norme. mobile réeau SS7 VLR HLR AAA Station de bae PDSN réeau IP de l opérateur réeau externe Station de bae BSC HA Station de bae BSC Réeau radio RN Réeau coeur CN Fig. 1.3 Architecture du réeau cdma2000 à commutation de paquet ou IP mobile Le élément important dan l architecture du réeau ont le uivant: BSC (Bae Station Controler). Le BSC et un élément du réeau contenant deux compoant logique: la fonction de contrôle de paquet (PCF pour Packet Control Function) et le contrôle de reource radio (RRC pour Radio Reource Control). Le PCF et en charge de l établiement, du maintien et de la fin d une connexion avec le PDSN. Il communique également avec le RRC afin de gérer le reource radio pour la tranmiion ur le lien radio. Lor d un oft handover avec un BSC relié à une autre tation de bae, le PCF tranfert e information au nouveau PCF pour l établiement d une nouvelle tranmiion de paquet ver le PDSN. Le RRC quant à lui gère le reource radio pour chaque uager, en maintenant le tranfert de paquet entre le terminal mobile et le PCF. PDSN (Packet Data Serving Node). Le PDSN intègre beaucoup de fonctionalité. Il et en charge du routage de paquet ver le réeau IP ou directement ver le HA (Home

30 8 Agent). Il affecte également le adree IP dynamique et maintient le lien PPP (Point to Point Protocol) ver le terminaux mobile. Il tranfert ver le erveur AAA le donnée d identification propre de l abonné. En retour le PDSN reçoit du AAA le paramètre du profil de l uager (ervice différencié et écurité). Le PDSN peut aui jouer le rôle de FA (Foreign Agent) pour la mobilité IP. AAA (Authentification, Autorization and Accounting). Le erveur AAA contient le information relative aux abonné néceaire à l identification et à la définition de paramètre d une eion uager. Il permet aui de fournir le indice de tarification collecté par le nœud PDSN pour l uager conidéré Mobilité IP Le concept de mobilité IP a été développé dan le RFC 2002 [3] et contitue le fondement de l architecture du réeau cœur décrite dan la ection précédente. L adree IP d un nœud identifie le point d accè au réeau et et utiliée par le tratégie de routage pour accéder au nœud. Or, un nœud mobile, par définition, change de point d accè et il ne peut donc pa avoir une adree fixe. Aini on donne au nœud un identificateur valable dan tout le réeau et on établit une correpondance entre l adree et l identificateur. D autre part, il faut pouvoir maintenir le connexion de l hôte mobile lor de on déplacement et cela de façon complètement tranparente pour le application et l utiliateur. Un nœud mobile peut être adreé de deux façon: - en utiliant on adree maion (home addre), adree IP permanente indépendante de la localiation courante du nœud mobile; l adree maion et relative au ou-réeau IP maion (d appartenance) du nœud mobile; - en utiliant on adree mobile (care-of addre), adree IP temporaire dépendante de la localiation courante du nœud mobile; l adree mobile et relative au ou-réeau IP de raccordement du nœud mobile; cette adree mobile peut être obtenue par de mécanime d autoconfiguration d adree. On intéree au ca où le nœud mobile n et pa raccordé à on réeau maion. Un

31 9 émetteur peut envoyer de paquet au nœud mobile oit directement en utiliant l adree mobile, il la connaît, oit indirectement en utiliant l adree maion. En effet, le nœud mobile et toujour acceible par on adree maion. Quand un nœud mobile quitte le réeau maion pour être rattaché à un réeau étranger (foreign network), il obtient d abord une adree mobile et prévient enuite un routeur du réeau maion du changement (déclaration de poition). Ce routeur appelle agent maion HA (home agent) du nœud mobile. L agent maion doit maintenir pour chaque nœud mobile enregitré une entrée dan une table de correpondance (home addre care-of addre). Cette entrée contient l adree mobile (care-of addre), un numéro d identification et une durée de vie de la correpondance. L émetteur connaît l adree maion du nœud mobile. Il émet on paquet à cette adree. L agent maion intercepte ce paquet, conulte a table, détermine la localiation du nœud mobile, et reroute alor le paquet ver le nœud mobile. Le nœud mobile aperçoit alor que le paquet n a pa été envoyé directement par l émetteur et lui envoie un paquet de mie à jour de a table de correpondance. L émetteur connaît aini l adree mobile et va l utilier pour e prochain paquet. 1.3 Le réeau d accè radio Le technique principale utiliée dan le réeau d accè radio ont décrite dan cette ection, comme cela et détaillé dan l ouvrage de Sanchez [1] et de Holma et Tokala [4] La méthode d accè radio CDMA Rappel ur le méthode d accè multiple Le concept d accè multiple et le fondement de tout ytème radio mobile. Il agit de partager un enemble limité de canaux de communication, de telle orte que pluieur utiliateur puient y avoir accè pour communiquer imultanément. Un canal et donc une portion de cet enemble qui et alloué temporairement à un utiliateur pour a communication. Il et donc important de rentabilier au maximum cette reource, et dan cet objectif de nouvelle

32 10 technique d accè multiple ont mie au point afin d accroître la capacité et la couverture de ytème cellulaire tout en préervant la qualité de ervice. D abord on rappelle que toute technique d accè multiple et aortie d un type particulier de duplexage permettant l échange d information entre le mobile et la tation de bae. Un ytème de communication bidirectionnel grâce auquel on peut tranmettre et recevoir de information imultanément et appelé ytème full-duplex (le plu fréquent). Parmi le méthode de type full-duplex, on ditingue le technique de duplexage en fréquence (FDD pour Frequency Diviion Duplex) et celle qui effectuent ce duplexage dan le temp (TDD pour Time Diviion Duplex). Le mode FDD utilie deux bande de fréquence indépendante (l une pour tranmettre et l autre pour recevoir imultanément). Dan le mode TDD, on tranmet et on reçoit ur la même bande de fréquence mai à de intant différent. La première technique d accè multiple et l accè multiple par répartition de fréquence (FDMA pour Frequency Diviion Multiple Acce). En FDMA, on alloue à chaque utiliateur une bande fréquence unique, comme le montre la figure 1.4.a (i le mode de duplexage et FDD alor on alloue en réalité deux bande de fréquence: l une pour tranmettre et l autre pour recevoir). Lorqu un uager ouhaite établir une communication, on ignal et modulé par une fréquence porteue qui lui et propre. Aini la reource radio élémentaire dan un ytème FDMA et une largeur pectrale finie. La deuxième technique d accè multiple utiliée et l accè multiple par répartition dan le temp (TDMA pour Time Diviion Multiple Acce). En TDMA, une même bande de fréquence et partagée par un certain nombre d utiliateur qui e voient attribuer un intervalle (ou lot) de temp unique, comme le montre la figure 1.4.b. Le TDMA et ouvent utilié combiné avec le FDMA car il permet d augmenter la capacité d un ytème FDMA en appliquant du TDMA ur chacune de fréquence porteue. La dernière technique d accè multiple et l accè multiple par répartition de code, appelée CDMA (pour Code Diviion Multiple Acce). En CDMA, le utiliateur peuvent communiquer imultanément dan une même bande de fréquence. La ditinction entre le différent utiliateur effectue alor grâce à un code qui leur et attibué et connu excluivement par

33 11 l émetteur et le récepteur. Le principe du CDMA et repréenté dan la figure 1.4.c. Si l on conidère le ytème FDMA et TDMA, on aperçoit que leur capacité et limitée par la bande de fréquence allouée à chaque utiliateur. Dan la ection uivante on verra que la capacité d un ytème fondé ur le CDMA et limitée notamment par le niveau d interférence dan le réeau. fréquence Utiliateur 2 Utiliateur N t N Denitépectrale temp Utiliateur 2 Utiliateur N f N Denitépectrale Utiliateur N code N Denitépectrale Utiliateur 1 Utiliateur 1 fréquence Utiliateur 2 t 2 f 2 code 2 t 1 temp f 1 fréquence Utiliateur 1 code 1 temp TDMA FDMA CDMA a-par répartition de fréquence b-par répartition dan le temp c-par répartition de code Fig. 1.4 Le différente technique d accè multiple Il exite également le multiplexage par répartition ur de fréquence orthogonale (OFDM pour Orthogonal Frequency Diviion Multiplexing) qui et un ca particulier de la modulation multiporteue (MC pour Multi-Carrier). Un bloc de ymbole d information et décompoé en ou-bloc. Chaque ou-bloc et enuite tranmi ur différente ou-porteue en parallèle à un débit inférieur. Le ignaux OFDM doivent être orthogonaux, de telle orte que le ou-porteue puient e recouvrir dan un même pectre. Dan le contexte de la téléphonie cellulaire, l OFDM peut être utilié en combinaion avec d autre forme d accè multiple comme le FDMA, le TDMA et le CDMA pour donner lieu, repectivement aux ytème MC-FDMA, MC-TDMA, et MC-CDMA. Ce troi forme combinée ont repréentée dan la figure 1.5. La technique MC-CDMA a été adoptée dan le ytème de troiième génération cdma2000 (pour le en decendant) que nou allon conidéré dan ce mémoire Etalement de pectre et DS-CDMA: Principe Le CDMA et aui connu ou le nom d accè multiple par étalement de pectre. En effet, l étalement de pectre et la technique ur laquelle repoe le CDMA et qui permet à

34 12 Symbole OFDM Symbole OFDM Symbole OFDM Sou-porteue utiliateur 1 utiliateur 2 utiliateur 2 utiliateur 1 Sou-porteue utiliateur1 utiliateur2 utiliateur2 utiliateur1 Sou-porteue utiliateur 1 et utiliateur 2 temp temp temp a) MC-FDMA b) MC-TDMA c) MC-CDMA Fig. 1.5 Différent type d accè multiple à partir de la technique OFDM pluieur utiliateur d être préent imultanément ur une même bande de fréquence. Cette technique permet de tranmettre un ignal d information ur une largeur de bande pluieur foi upérieure à la largeur de bande néceaire pour tranmettre le ignal. Dan un ytème à étalement de pectre, le ignal tranmi et étalé à partir d un code indépendant du meage d information. Aprè être ynchronié avec l émetteur, le récepteur doit utilier ce même code pour déétaler le ignal et pouvoir par la uite récupérer le meage d information. Le DS-CDMA ou CDMA à équence directe et la technique d étalement la plu répandue, elle et utiliée dan le ytème de deuxième génération cdmaone actuel et era également utiliée en cdma2000. La méthode conite à multiplier le ignal binaire d information par une équence binaire peudo-aléatoire (code PN pour Peudorandom Noie) dont la fréquence de ymbole (appelé chip) et beaucoup plu élevée que la fréquence de ymbole du ignal. Cela a donc pour effet d étaler la largeur de bande du ignal. De même la puiance du ignal e retrouve répartie ur toute la nouvelle largeur de bande. Le ignal e retrouve alor noyé dan le bruit (ce bruit et contitué de toute le ource d interférence et du bruit thermique). A l arrivée, le ignal étalé et remultiplié par le même code PN. Le caractéritique particulière de code PN (notamment l orthogonalité entre eux) font que l on peut aini retrouver le ignal de départ. En effet, le ignal arrive au récepteur noyé dan le bruit et la multiplication par la équence peudo-aléatoire permet d extraire le ignal car eul le ignal qui avait été multiplié au départ par cette équence verra a largeur de bande réduite, tandi que le bruit retera étalé ur la largeur de bande totale (figure 1.6). Aini on contate que le ignal étalé réite fort bien aux interférence. C et grâce à

35 13 pectre du ignal à tranmettre pectre du ignal étalé multiplication par la équence peudo-aléatoire et modulation par la porteue 0 R f 0 W A l émetteur pectre du ignal bruité pectre du ignal recu multiplication par la même équence peudo-aléatoire Bruit thermique + interférence et extraction de la porteue 0 R ignal du mobile f 0 W Au récepteur Fig. 1.6 Etalement de pectre par équence directe cette robutee vi-à-vi de interférence que l accè multiple et poible. Cependant, même i le uager ont éparé entre eux par leur code PN repectif, une autre condition et néceaire pour aurer que le meage tranmi pourra être décodé avec un minimum d erreur: le rapport E b N t du ignal à la réception doit être uffiamment élevé. E b repréente l énergie par bit du ignal reçu (en Joule) et N t la denité pectrale du bruit (interférence+bruit thermique) (en Watt/Hz). Ce rapport et directement lié au rapport ignal à bruit ir (pour Signal to Interference Ratio) qui et le rapport de la puiance du ignal reçu ur la puiance du bruit (interférence+bruit thermique): E b N t = W R ir. On met aini en évidence un paramètre clé de tout ytème d accè radio à étalement de pectre qui et le gain de traitement (proceing gain). Ce dernier et défini comme le rapport de la largeur de bande occupée par le ignal d information aprè (largeur de bande W) et

36 14 avant (largeur de bande R) étalement. Aini, on voit que plu le rapport W R et grand (donc plu le ignal et étalé), plu on peut e permettre un rapport ignal à bruit petit tout en aurant un E b N t uffiamment élevé, d où l importance de ce gain de traitement. Il agit maintenant de précier d où proviennent le interférence. On ditingue le interférence intra-cellulaire et le interférence inter-cellulaire. Interférence intra-cellulaire. Elle repréentent l interférence mutuelle entre le utiliateur de la cellule. De code orthogonaux ont utilié à la foi dan la voie decendante et dan la voie montante, et i cette orthogonalité était préervée alor le ignaux de différent uager de la cellule eraient décorrélé entre eux et il n y aurait pa d interférence intracellulaire. Dan la voie decendante, en abence de trajet multiple, le ignaux gardent leur orthogonalité car il ont tranmi aligné dan le temp par la tation de bae: le code ont ynchronié en temp (le tation de bae repectent en effet une référence de temp unique pour tranmettre, cette référence de temp pouvant être fournie par un ytème de navigation par atellite). Dan la réalité on a toujour de trajet multiple, c et-à-dire que pluieur copie du ignal tranmi arrivent au récepteur à de intant différent. Du fait de ce trajet multiple, le code dan la voie decendante ne retent pa parfaitement orthogonaux, et on introduit donc dan ce en un facteur d orthogonalité w, w=0 correpondant à une orthogonalité parfaite et pa d interférence intra-cellulaire, w=1 correpondant au fait que tou le ignaux de la cellule interfèrent pleinement entre eux. A la différence de la voie decendante, dan la voie montante, toujour en abence de trajet multiple, le ignaux de différent utiliateur de la cellule ne retent pa orthogonaux car le utiliateur de la cellule tranmettent de façon indépendante et non ynchroniée. Aini, dan le en montant, le ignaux interfèrent pleinement avec ou an trajet multiple. Interférence inter-cellulaire. Dan le en montant, l interférence inter-cellulaire repréente le interférence due aux ignaux envoyé par le mobile de cellule voiine et qui viennent contituer du bruit upplémentaire au niveau de la réception à la tation de bae de la cellule. Dan le en decendant, l interférence inter-cellulaire repréente le interférence due aux ignaux envoyé par le tation de bae de cellule voiine et qui viennent contituer

37 15 du bruit upplémentaire au niveau du mobile en réception Contrôle de puiance en CDMA Comme nou l avon vu précédemment, il faut aurer qu à la reception le rapport E b N t et upérieur à un certain euil critique pour aurer le décodage du inal reçu. Pour cela, le mobile ou la tation de bae repectivement peut augmenter la puiance qu il émet. Le but du contrôle de puiance et de veiller à ce que chaque mobile ou chaque tation de bae envoie le minimum de puiance néceaire. Le minimum correpond à la puiance néceaire pour que le rapport E b N t oit au niveau du euil requi. Ceci améliore la capacité du ytème en minimiant le interférence. Une autre utilité du contrôle de puiance et de palier aux fluctuation de puiance due aux perte dan le milieu extérieur. Le deux type de contrôle de puiance utilié dan le ytème fondé ur le CDMA ont le contrôle de puiance en boucle ouverte (open-loop) et en boucle fermée (cloed-loop). Le contrôle de puiance en boucle ouverte concerne uniquement le mobile (en montant) et on but et de déterminer le niveau de puiance du ignal à tranmettre avant de rentrer en communication avec la tation de bae. Ce niveau de puiance et calculé en fonction de l affaibliement de parcour ou path lo meuré dan la voie decendante ur de canaux défini dan ce but par le réeau. Le contrôle de puiance en boucle ouverte permet de compener de évanouiement à long terme (affaibliement de parcour du à de ditance importante entre l émetteur et le récepteur) et, en particulier, le évanouiement du au phénomène de l effet de maque ou hadowing (évanouiement du à la préence d obtacle tel que de arbre, de colline ou de immeuble). Une trè forte hypothèe qui et faite dan le contrôle de puiance en boucle ouverte et de conidérer que le évanouiement dan le voie montante et decendante ont identique. Or, en mode FDD où la voie decendante et la voie montante e trouvent dan de fréquence différente, ce type de contrôle de puiance n et pa trè efficace pour compener le effet de évanouiement rapide car ce dernier dépendent de la fréquence porteue du ignal de tranmiion et de la vitee du mobile. En effet, le évanouiement rapide ont caractérié

38 16 par de variation rapide de la puiance du ignal dan de intervalle de temp aez court, et il trouvent leur origine dan le réflexion du ignal tranmi ur le différent obtacle et dan la vitee relative entre le mobile et la tation de bae. Cela entraîne une dégradation de type effet doppler avec un décalage en fréquence. Le contrôle de puiance en boucle fermée et utilié dan le but de compener le évanouiement rapide. Il et appelé à boucle fermée puique, à la différence du contrôle de puiance en boucle ouverte, le récepteur concerné calcule de commande de contrôle et le envoie à la ource émettrice pour que celle-ci règle a puiance d émiion. Une foi que le mobile a établi un lien de communication avec la tation de bae, le contrôle de puiance en boucle fermée et activé. Dan la voie montante, la tation de bae meure de manière permanente la qualité du ignal en terme du rapport E b N t. Si la qualité du ignal et en deu de la valeur E b N t cible, la tation de bae envoie une commande ur le canal decendant au mobile pour lui demander de réduire la puiance d émiion. Par contre, i la qualité du ignal et en deou de cette valeur, la tation de bae demande au mobile d augmenter la puiance d émiion. La technique pour obtenir la valeur du E b N t chapitre 2. cible et décrite dan le Noton que le contrôle de puiance en boucle fermée a lieu dan le deux en, c et-à-dire dan le voie montante et decendante. Aini, le terminal mobile, au même titre que la tation de bae, contrôle la puiance de cette dernière uivant une procédure imilaire à celle décrite ci-deu Macrodiverité en CDMA Dan un réeau cellulaire, la couverture et aurée par de tation de bae différente. Lorque le mobile et en communication avec une tation de bae, qu il e déplace et qu une autre tation de bae prend le relai, on dit qu une procédure de handover a lieu. Soft handover. En général, pendant la procédure de handover, le mobile doit interrompre la communication avec une tation de bae avant d en établir une autre avec une tation de bae différente. C et le ca dan la plupart de ytème fondé ur le FDMA et le TDMA. Au

39 17 contraire, dan un ytème CDMA où le cellule voiine utilient la même fréquence porteue, le mobile peut conerver une liaion radio avec pluieur tation de bae imultanément. Comme il n y a pa de rupture phyique de la communication, ce type de handover et appelé oft handover. L état où un mobile et en liaion avec deux tation de bae ou plu et appelé macrodiverité. Le oft handover e manifete différemment uivant que l on conidère la voie decendante ou montante, comme le montre la figure 1.7. Dan la voie decendante (figure 1.7a.), lorqu une procédure de oft handover a lieu et que le mobile rentre en état de macrodiverité, le récepteur du terminal mobile reçoit le ignal tranmi par chaque tation de bae et le trajet multiple qui l accompagnent et il le recombine elon le principe du récepteur RAKE (recombinaion de ignaux afin d obtenir un ignal unique dont la puiance et renforcée). Le mécanime de oft handover dan la voie montante et illutré dan la figure 1.7b. où un mobile et imultanément en communication avec deux tation de bae. Chaque tation de bae traite indépendamment le ignal reçu et récupère l information binaire qui et enuite envoyée au contrôleur de tation de bae (BSC) qui va électionner l information avec la meilleure qualité. La qualité et meurée ur le éventuelle erreur qui apparaient ur une trame. Dan le ca où la communication entre le mobile et la tation de bae A n et plu acceptable, le contrôleur de tation de bae peut upprimer ce lien et ne garder que celui entre le mobile et la tation de bae B. Toute ce procédure ont totalement tranparente pour l utiliateur: à aucun moment la communication n et interrompue, comme cela et le ca dan d autre ytème cellulaire tel que le GSM. Softer handover. Dan ce ca le mobile établit une communication avec une tation de bae dan un ecteur et, en e déplaçant, pae à un autre ecteur, achant que tou deux ont géré par la même tation de bae (la cellule et ectoriée lorque l antenne et compoée d antenne directionnelle). Le mobile peut établir imultanément une communication avec deux ecteur géré par la même tation de bae lorqu il e trouve dan la urface où le deux ecteur e chevauchent. Dan la voie decendante, le mobile combine le ignaux provenant de

40 18 deux ecteur (tranmi ur deux canaux ditinct par la même tation de bae) à l aide d un récepteur RAKE, comme dan le oft handover. En revanche, à la différence du oft handover, dan la voie montante, le ignal n et pa combiné au niveau de contrôleur de tation de bae, mai directement dan la tation de bae à l aide par exemple, d un récepteur RAKE. le mobile combine le même ignal tranmi par le tation de bae A et B a) Voie decendante tation de bae B tation de bae A b) Voie montante tation de bae A trame démodulée par la tation de bae B tation de bae B on électionne la trame de meilleure qualité contrôleur de tation de bae (BSC) trame démodulée par la tation de bae A Fig. 1.7 Principe du oft handover dan un ytème CDMA Aini l utiliation du oft handover et du ofter handover permet d accroître le performance de la liaion en y ajoutant une forme de diverité. Il et cependant néceaire de minimier le ituation de oft handover, ou peine de gapiller le reource et diminuer la capacité du ytème Le canaux phyique CDMA Canaux phyique ur le lien montant Sur le lien montant (du mobile ver la tation de bae), le mobile dipoe de pluieur canaux phyique ur l interface radio qui lui ont dédié. Le canal fondamental R-FCH (Re-

41 19 vere Fundamental Channel) et le canaux upplémentaire R-SCH (Revere Supplemental Channel) ont utilié pour tranmettre le donnée de l uager. Le canal de contrôle dédié R-DCCH (Revere Dedicated Control Channel) tranmet le information de contrôle comme le meure. Finalement, le canal pilote R-PICH (Revere Pilot Channel) tranmet un ignal utilié comme référence pour une détection cohérente de ignaux à la tation de bae Canaux phyique ur le lien decendant Sur le lien decendant (de la tation de bae ver le mobile), il exite également pluieur canaux phyique dédié. Comme pour le en montant le canal fondamental F-FCH (Forward Fundamental Channel) et le canaux upplémentaire F-SCH (Forward Supplemental Channel) ont le canaux de tranmiion de donnée de l uager. Le canal de contrôle dédié F-DCCH (Forward Dedicated Control Channel) tranmet le information de contrôle. Le canal pilote F-PICH (Forward Pilot Channel) tranmet un ignal utilié comme référence pour une détection cohérente de ignaux. Pui le en decendant dipoe d autre canaux dédié par rapport au en montant: le canal de ynchroniation F-SYNCH (Forward Synchronization Channel) qui et utilié par le terminaux mobile afin de e ynchronier ur un même temp de référence initial, et le canaux de paging F-PCH (Forward Paging Channel) qui ervent à envoyer de meage aux mobile lorque ceux-ci ne ont pa encore affecté à un canal de trafic (fondamental ou upplémentaire) Caractéritique de canaux FCH et SCH Que ce oit dan le en montant ou dan le en decendant, le donnée ont tranmie ur le canal fondamental ou ur un canal upplémentaire. En cdma2000, ur ce canaux, le donnée ont tranmie ur de trame de longueur 20 m. De plu, noton que le canal fondamental et utilié pour la tranmiion de donnée à faible débit (voix par exemple) et opère avec un taux d erreur par trame fer d environ 1%. Un canal upplémentaire quant à lui, et utilié pour la tranmiion de donnée à plu haut débit et opère avec un taux d erreur par trame d environ 5%.

42 20 Sur ce canaux de tranmiion de donnée, il exite pluieur configuration du lien radio, autoriant de débit fixé. Ce configuration ont celle de la norme cdma2000 et ont référencée dan le tandard IS [5] du TIA, qui détaille la couche phyique de la norme cdma2000. Dan le cadre de ce mémoire nou conidéron la configuration radio 4 ur le lien decendant, et la configuration radio 3 ur le lien montant, c et-à-dire que ur chaque lien, montant et decendant, le débit poible pour la tranmiion de donnée ont le uivant: 9600bp, 19200bp, 38400bp, 76800bp, bp, bp. Aini le ignal d un uager qui tranmet e donnée ur le lien radio et caractérié par le fer et le débit du canal qu il utilie. Par la uite on appelle rab (Radio Acce Bearer) la donnée de la valeur du fer et du débit R alloué à une eion uager. 1.4 La qualité de ervice Depui quelque année le fournieur de ervice ont confronté non eulement au problème de croiance exploive du nombre d uager mai aui à de apect de politique, globaliation et tabilité du réeau. Il agit maintenant d offrir aux uager une qualité de ervice contante et de donner de priorité à certain type de trafic. De plu, l Internet actuel et un réeau à commutation de paquet à l architecture et aux principe imple, qui ne fournit qu un ervice dit au mieux (BE pour Bet Effort) c et-à-dire an aucune garantie ur le débit diponible, le délai ubi ou encore le perte de paquet. Ce ervice avère uffiant pour le application élatique de tranfert de donnée mai inuffiant pour le nouvelle application multimédia qui e développent et dont le contrainte temp réel e atifont difficilement du ervice au mieux. La Qualité de Service (QdS) englobe aini tou le mécanime permettant de différencier le type de trafic, ceux-ci pouvant être claé et adminitré différemment à traver le réeau Critère de qualité de ervice Avant de parler de Qualité de Service, nou allon décrire le critère qui caractérient le ervice dan le réeau permettant de délivrer un ervice de bonne qualité. La caractériation

43 21 de la qualité de ervice et généralement exprimée par le critère uivant. Délai: temp écoulé entre l envoi d un paquet par un émetteur et a réception par le detinataire. Le délai tient compte du délai de propagation le long du chemin et du délai de tranmiion induit par la mie en file d attente de paquet dan le ytème intermédiaire. Gigue: variation du délai de bout en bout. Bande paante ou débit maximum: taux de tranfert maximum pouvant être maintenu entre deux point terminaux. Fiabilité: taux moyen d erreur d une liaion. On dira qu un réeau peut fournir de la qualité de ervice il et capable de fournir un ervice adpaté aux beoin pécifique de application (en particulier temp réel): garantie de débit ou de délai par exemple Clae de ervice différenciée et priorité d uager Le différente clae de qualité de ervice La QdS et généralement aimilée à la dicrimination de ervice, autrement dit à la définition de clae différenciée de ervice. Le groupe 3GPP [6] prévoit différent ervice dan le futur ytème de troiième génération uceptible d être claé uivant quatre catégorie: la clae converationnelle (Co), la clae diffuion (St), la clae interactive (Int), la clae tâche de fond (Bg). La différence entre ce clae de ervice vient de la enibilité de chacune par rapport au délai: la clae converationnelle englobe le application trè enible au délai tandi que la clae tâche de fond englobe le application le moin enible au délai. Aini le clae converationnelle et diffuion regroupent le application avec de contrainte temp

44 22 réel, la différence entre ce deux clae venant uniquement de leur degré de enibilité au délai. Le clae interactive et tâche de fond regroupent le application traditionnelle de l internet comme la navigation ur l Internet, le courrier electronique, le tranfert de fichier. Ce application ont beaucoup moin enible au délai que le clae converationnelle et diffuion mai ont en revanche beaucoup plu enible aux erreur de tranfert. La principale différence entre le clae interactive et tâche de fond et que le application de type interactive ont de application interactive comme du courier électronique interactif ou de la navigation interactive ur l Internet, tandi que le application de type tâche de fond ont de application en tâche de fond comme le téléchargement de courriel en tâche de fond ou le téléchargement de fichier en tâche de fond. La clae converationnelle (converational). Le application de cette clae néceitent un ervice bidirectionnel en temp réel impliquant deux utiliateur humain ou plu. Le contrainte dépendent donc de la perception humaine: la limite ur le délai maximum toléré et une limite tricte car toute dégradation ur le délai induirait une perte de qualité notable dan la perception humaine du ignal. Le exemple de ce type d application ont la téléphonie, la vidéophonie, la voix ur IP, le jeux interactif. La clae diffuion (treaming). Le application de cette clae impliquent un utiliateur humain et un erveur de donnée. Ce ont de application temp réel aymétrique où le donnée ont tranférée du réeau ver le mobile. Le manque d interactivité entre l utiliateur et la ource de donnée autorie de délai un peu plu important que dan le ca de application de type converationnelle, et ce an perturber la QdS. Le exemple d application de type diffuion ont le nouvelle application iue de l Internet, telle que le application audio ou vidéo ur demande. La clae interactive (interactive). Le application de cette clae impliquent un utiliateur (machine ou humain) dialoguant avec un erveur de donnée ou d application. Contrairement aux deux clae précédente, le performance temp réel ne ont pa néceaire, il agit eulement d attendre un certain temp pour répondre aux requête. Par contre le information ne doivent pa être altérée. Le exemple d application de type interactive ont

45 23 la navigation ur l Internet, l accè aux bae de donnée aini qu aux erveur d application. La clae tâche de fond (background). Le application de cette clae impliquent un utiliateur, le plu ouvent un équipement terminal, réaliant l envoi et la réception de donnée en tâche de fond. L abence d interactivité pour ce application fait que l utiliateur à l origine de la requête n et pa en attente d une répone dan une limite de temp fixée. Ce ont donc le application le moin enible au délai, mai ont trè enible aux erreur ur l information tranférée. Le exemple d application de type tâche de fond ont le courrier électronique, le tranfert de meage court (SMS pour Short Meage Service), le téléchargement de donnée ou de fichier. Le tableau 1.3 récapitule le application uceptible d être offerte ur le ytème de troiième génération uivant le groupe 3GPP [6]. Tab. 1.3 Le 4 clae de ervice définie par 3GPP Clae de ervice Caractéritique Exemple Exigence en QdS Converationnelle - tranport bidirectionnel entre deux peronne voix ur IP - contrainte de QdS baée ur la perception humaine jeux vidéo faible délai - conerve la relation temporelle entre le entité du flot vidéophonie faible gigue - temp réel Diffuion - tranport unidirectionnel ver une peronne vidéo ur demande - conerve la relation temporelle entre le entité du flot audio ur demande faible délai - temp réel multimédia Interactive - tranport bidirectionnel entre un uager et un erveur urf ur internet - conerve la charge utile accè bae de donée faible FER - non temp réel Tâche de fond - tranport unidirectionnel ver une machine courriel, SMS - conerve la charge utile tranfert de fichier faible FER - non temp réel tranfert de donnée Profil d uager En plu de différencier le ervice offert aux uager, il et également néceaire de claer entre eux le uager utiliant un même type d application afin de contruire une hiérarchie dont le critère ont choii par l opérateur, comme la tarification par exemple. Aini nou utilieron le application type mentionnée dan la table 1.3 et la claification hiérarchique de uager établie par Troeung [7] et Jaumard et al. [8] : le uager ont claé uivant quatre catégorie préciée par ordre décroiant de priorité: Or (Go pour Gold), Argent (Si pour

46 24 Silver), Bronze (Br pour Bronze) et Fer (Ir pour Iron). Le critère de cette claification ont laié à la dicrétion de l opérateur. Par l appartenance à l une de ce catégorie, l uager bénéficie d une priorité relative lor de l accè au réeau aini que d une garantie plu ou moin fiable de la qualité de ervice fournie. Aini, pour une même application mie en œuvre, un abonné de la clae Go reçoit un niveau de QdS upérieur à un uager de la clae Ir aini qu un taux de blocage (NdS pour Niveau de Service) inférieur à l entrée du réeau. Dan le cadre de l étude, la donnée d une intance d application aux caractéritique pécifiée par la table 1.3 et d une priorité de l uager déigne une eion. Ce deux critère permettent donc de prioritier le différente eion uivant le type d application mie en œuvre et la priorité de l uager au ervice. Le tableau 1.4 indique la hiérarchiation choiie pour le eion d abonné upportée par le réeau de troiième génération. Tab. 1.4 Hiérarchiation relative de eion uivant le type d application et la priorité de l uager Go Si Br Ir Co St Int Bg Modèle à intégration de ervice pour le réeau cœur Le groupe de travail IntServ (pour Integrated Service) de l IETF [9] (pour Internet Engineering Tak Force) a été créé en 1994 pour définir un modèle de ervice de l Internet amélioré, capable de tranporter aui bien de l audio, de la vidéo, de donnée temp réel que du trafic de donnée claique; oit tranformer l Internet en un réeau à intégration de ervice. L architecture globale du modèle et le uivant. La qualité du ervice fourni par le réeau à un flot dépend de reource (bande paante et tampon mémoire) diponible. Pour garantir une qualité de ervice à un flot, il faut aurer qu une quantité de reource uffiante et diponible dan chacun de routeur (et lien) qu il travere pendant toute la durée du flot.

47 25 Comme le montre la figure 1.8, dan chaque routeur on appelle contrôle de trafic l enemble de élément qui permettent d aurer cette condition, au nombre de troi: le claifieur de paquet détermine à quel flot appartient un paquet, l ordonnanceur de paquet électionne pour émiion le paquet de différent flot en fonction de reource réervée, le contrôle d admiion vérifie que uffiamment de reource ont diponible au moment de l établiement de la réervation. Le quatrième élément fondamental d un réeau à intégration de ervice et le protocole de réervation de reource, qui à partir de la requête formulée par une application fournit le information au contrôle de trafic de chaque routeur appartenant au chemin du flot et récupère la répone du module de contrôle d admiion. Le protocole choii pour IntServ et que nou utilion dan le cadre de notre travail et RSVP [10] (pour Reource reservation etup Protocol). Fonction de routage Routeur traditionnel Paquet entrant Ordonnanceur de paquet FIFO Paquet ortant RSVP Proce RSVP RSVP Fonction de routage Contrôle authentification Routeur avec ervice intégré Paquet entrant Claifieur de paquet Contrôle d'admiion Ordonnanceur (WFQ) Paquet ortant Fig. 1.8 Architecture d un nœud Integrated Service Nou décrivon maintenant brièvement le mécanime de RSVP. Dan l architecture Interv, chaque flot et caractérié par un TSPEC (pour Traffic Specification) qui comprend le

48 26 paramètre de pécification du trafic. Une eion RSVP et identifiée par une adree IP detination (éventuellement multicat) et un numéro de eion. L application émettrice d une eion envoie de meage PATH contenant le TSPEC du flot qui ont routé juqu au detinataire. Dan chacun de routeur qu il traverent, ce meage PATH créent un Path State contenant eentiellement l adree du routeur précédent, créant aini un arbre de parcour invere. Un appel à la fonction de routage permet enuite de déterminer le lien de ortie à utilier pour envoyer le meage PATH ver le nœud uivant. Quand l application réceptrice reçoit le meage PATH, elle connaît alor le caractéritique du flot de donnée propoé et celle du chemin parcouru. Elle pécifie la qualité de ervice qu elle déire obtenir en envoyant un meage RESV qui remontera ver l émetteur grâce aux Path State intallé par le meage PATH. Ce meage RESV contient le TSPEC du récepteur caractériant le trafic pour lequel le récepteur veut réerver de reource et un RS- PEC (Reource Specification) pécifiant le reource à réerver. A chaque nœud, un contrôle d admiion et réalié pour vérifier que uffiamment de reource ont diponible pour fournir le ervice demandé. Si c et le ca, un Rev State et créé, contenant le information relative à la réervation à effectuer et le meage et envoyé au nœud amont. Le état de claification et d ordonnancement peuvent alor être mi en place. Le état maintenu dan le routeur étant relâché, le meage ont réémi périodiquement pour le rafraîchir, inon il diparaient. La figure 1.9, tirée de la documentation du logiciel OPNET, repréente un réeau mettant en œuvre RSVP. En réumé, RSVP poède le attribut uivant: RSVP et unidirectionnel, car il n effectue le réervation que pour le flux de donnée unidirectionnel, RSVP et orienté receveur, car le receveur d un flux de donnée initie et maintient la réervation de reource utiliée pour ce flux, RSVP maintient de état ouple dan le routeur et le hôte,

49 27 émetteur récepteur Meage PATH - envoyé périodiquement - ver le receveur - décrivent l'application Rev State PATH RESV Path State Rev State Flot de donnée PATH RESV Path State Rev State PATH RESV Path State Application réceptrice - décide de faire la réervation - envoie la requête de réervation - réervation noeud par noeud Guarantie de qualité de ervice bout en bout Fig. 1.9 Protocole de réervation RSVP RSVP n et pa un protocole de routage mai dépend fortement du protocole utilié, RSVP tranporte et maintient le paramètre de contrôle de trafic et de contrôle de politique qui lui ont opaque, RSVP fournit de opération tranparente à traver le routeur qui ne le upportent pa Implémenter la qualité de ervice Pour implémenter de clae de ervice et garantir de reource, il faut définir une ou pluieur politique ur le nœud du réeau permettant d implémenter la Qualité de Service demandée, en utiliant de mécanime de contrôle d admiion. Or l acceptation ou le rejet de eion dan le réeau dépend de l enemble de politique de contrôle adoptée, parmi lequelle la prioritiation, décrite dan la ection 1.4.2, et la préemption du trafic dan le réeau. Nou allon ici décrire le différent mécanime de préemption du trafic, c et-à-dire le différente technique de getion de file d attente (ordonnancement de paquet), qui ont un rôle important dan la différenciation et la garantie de ervice, aini que le technique de liage du trafic (trafic haping) qui permettent de contrôler le volume et le débit du trafic entrant dan le réeau. La tratégie de getion de divere file d attente ur un routeur joue en effet un rôle

50 28 eentiel dan la différenciation de ervice, à traver le choix de l algorithme qui place le paquet dan la queue de ortie et le choix de la taille maximale de la queue. Un grand nombre de dicipline de ervice ont été développée qui permettent d offrir de garantie de ervice plu ou moin complète. Une analye et une comparaion de ce dicipline ont préentée dan le article de Kuroe [11] et Ara et al. [12]. Dan le cadre de notre travail, nou avon utilié la dicipline d attente équitable proportionnelle car elle emble particulièrement prometteue Premier arrivé, Premier orti (FIFO pour Firt In, Firt Out) Il agit de la méthode tandard de getion de trafic entre une interface d entrée et une interface de ortie. Le paquet ont placé dan la file de ortie dan l ordre dan lequel il ont reçu. Cette dicipline, utiliée dan le routeur Internet actuel, permet une allocation de reource du routeur flexible et imple. De plu, elle traite le paquet indépendemment le un de autre et ne néceite pa de garder un état dan le réeau. Malheureuement, elle ne permet pa d ioler le utiliateur mauvai joueur, c et-à-dire qui monopolient le reource du réeau en refuant par exemple de adapter à la congetion dan le réeau, de utiliateur bon joueur Attente Equitable L algorithme d attente équitable (FQ pour Fair Queueing) et une idée originale de Nagle [13] développée enuite de façon ubtantielle par Demer et al. [14]. Conidéron un routeur et une liaion partagée par pluieur connexion. L idée de l algorithme FQ et d ioler le connexion afin que le comportement anti ociaux d une ou de pluieur de ce connexion n aient pa d impact ur le connexion raionnable. Le principe et de éparer le trafic arrivant dan un routeur en pluieur flot, et d allouer à chaque flot une fraction de la bande paante. Le chéma d un tel type d ordonnanceur et donné à la figure L allocation de bande paante peut être réaliée de façon relativement imple, en ervant le paquet en tête de chaque file (et donc de chaque flot) à tour de rôle. Si une file et vide,

51 29 on pae on tour et on ert la file uivante. Cet algorithme a cependant de limitation. En particulier, il ne tient pa compte de la taille de paquet. Aini un flot dan lequel la taille de paquet et élevée utiliera en fait une bande paante plu élevée qu un flot dan lequel la taille de paquet et petite. De plu, l algorithme pénalie le paquet d un flot qui arrivent jute aprè que la file d attente de ce flot ait été examinée par le routeur. Ce paquet devront attendre que toute le autre file oient examinée et ervie avant d être conidéré. De façon plu générale, l algorithme favorie le ource dont le trafic a le plu de variabilité. trafic entrant ver noeud uivant claifieur file d'attente ordonnanceur Fig Ordonnanceur à iolation de flux Pour remédier à ce problème, Demer et al. [14] ont développé une nouvelle verion de l algorithme d attente équitable. Conidéron d abord une approximation fluide de la dicipline FQ dan laquelle le file ont ervie chacune à leur tour, et un bit eulement de chaque file et envoyé lor de chaque ervice. Cette dicipline appelée à tour de rôle bit par bit (BBRR pour bit-by-bit round-robin), et plu équitable que celle de Nagle [13] car elle prend en compte la taille de paquet, et le bit en tête d une file attend avant d être ervi au plu n 1 foi le temp de tranmiion d un bit i n et le nombre de file (et donc de flot) active. Etant donné un débit ou une capacité diponible r et un nombre n de connexion active, la fraction de bande paante allouée à chaque flot et 1 n.r. De plu, il et poible de calculer le moment auquel le dernier bit d un paquet de longueur L aurait été tranmi elon la dicipline BBRR. L idée de l algorithme d attente équitable et jutement de tranmettre le paquet

52 30 elon un ordre correpondant au temp auquel leur dernier bit aurait été envoyé elon la dicipline BBRR. On exprime cela rigoureuement de la façon uivante. Soit R(t) le nombre de tour effectué par l algorithme BBRR à l intant t. Aini un paquet de taille L bit dont le premier bit et ervi à l intant t 0 aura on dernier bit ervi L tour plu tard, oit au temp t tel que R(t) = R(t 0 ) + L. Soient t k i le temp d arrivée du paquet k du flot i, L k i la taille de ce paquet, S k i la valeur de R(t) quand le paquet commence on ervice, et F k i la valeur de R(t) quand le paquet termine on ervice. On a donc F k i = S k i + Lk i, ( ) Si k = max Fi k 1,R(t k i ). La dicipline FQ envoie alor le paquet dan l ordre croiant de Fi k, c et-à-dire que lorqu un paquet vient d être tranmi, le paquet uivant à tranmettre et le paquet avec la plu petite valeur de F k i. De façon plu générale, on peut aocier un poid φ i à un flot i, qui reçoit alor une fraction φ i / j φ j de la bande paante. On obtient alor la dicipline Weighted Fair Queueing, qui a plu tard été réinventée par Parekh et Gallager [15][16] ou le nom de PGPS. Comme WFQ et PGPS ont le même algorithme, nou reporton la decription de l algorithme complet au paragraphe conacré à PGPS Generalized Proceor Sharing Parekh et Gallager [15] ont défini la dicipline de ervice Generalized Proceor Sharing (GPS), un modèle théorique de multiplexage de flot (ou eion) de la façon uivante. Un erveur GPS conerve le travail et opère à un débit fixé r. Il et caractérié par de nombre réel poitif φ 1,φ 2,...φ N. Soit S i (τ,t) la quantité de ervice reçue par la eion i dan l intervalle de temp [τ,t]. Le erveur GPS et défini tel que S i (τ,t) S j (τ,t) φ i φ j, j = 1,2,...N

53 31 pour toute le eion i active (i.e. qui ont du trafic en attente) ur tout l intervalle de temp [τ,t]. En ommant S i (τ,t)φ j φ i S j (τ,t) pour tou le j on obtient S i (τ,t) j φ j φ i S j (τ,t), j S i (τ,t) φ i j φ r(t τ). j En conéquence, une part de la bande paante et garantie à la eion i: g i = φ i j φ r. j Si l on aure que j φ j 1, cette garantie exprime alor en terme de bande paante abolue. GPS et une dicipline idéaliée qui uppoe que le erveur peut ervir pluieur eion imultanément. Il et important de noter que i cela permet de qualifier ce modèle de fluide, il manipule cependant de paquet. En particulier le temp de traverée du erveur par un paquet de taille L i appartenant à la eion i et égal à a taille diviée par la bande paante allouée à la eion i, oit on délai de paquétiation L i /g i Packet by Packet GPS ou Attente équitable proportionnelle (WFQ pour Weighted Fair Queuing) La dicipline de ervice d attente équitable proportionnelle a ucité beaucoup de travaux depui de nombreue année. La raion de a popularité tient an doute à a flexibilité: elle peut être utiliée pour le contrôle de congetion (par partage équitable de la bande paante entre tou le flot), pour fournir de garantie de débit, de délai (comme cela et montré en 1.4.5), pour faire du partage de lien (entre organiation, clae de traffic) et, pour finir, elle peut combiner (de façon plu où moin efficace elon le variante) toute ce fonctionnalité

54 32 de manière hiérarchique pour un modèle à intégration de ervice complet. Parekh et Gallager [15] propoent une émulation de GPS pour de réeaux réel, qui ne peuvent tranmettre qu un paquet à la foi. Il l appellent PGPS pour Packet by Packet GPS. L idée et de ervir le paquet en le triant ur leur date de fin de tranmiion ou GPS, c et-à-dire que le paquet eront émi dan l ordre où il finient (et non pa commencent) leur tranmiion avec un erveur GPS. Il montrent que le retard de ervice d un paquet k ou PGPS par rapport à GPS et borné par le temp de tranmiion d un paquet de taille maximum: FP k GP S FGP k S L max. r Il agit donc de trier le paquet avec une etampille correpondant à la date de leur fin de tranmiion en GPS exprimée en temp virtuel. Ce temp virtuel V (t) et défini de façon que le ervice fourni à un flot actif oit contant dan le référentiel de ce temp virtuel. Cela ignifie par exemple que i tou le flot ont actif, le temp virtuel progree à la même vitee que le temp réel; i la moitié eulement de flot ont actif, il reçoivent un ervice double, le temp virtuel progree deux foi plu vite que le temp réel et le ervice en temp virtuel rete donc contant. S k i Poon que le kème paquet de la eion i arrive au temp a k i et a pour taille Lk i. Appelon et F k i le date repective en temp virtuel auxquelle le paquet commence et termine on ervice avec le erveur GPS (F 0 i étant initialié à zéro), on a: ( ) Si k = max Fi k 1,V (a k i ), L opération max pour le S k i F k i = S k i + Lk i φ i. aure que le paquet ne commence pa on ervice avant que le paquet précédent du même flot n ait terminé a tranmiion (auquel ca le erveur GPS traiterait imultanément deux paquet du même flot). Le calcul du temp virtuel V (a k i ) poe un problème de complexité car il doit être calculé pour chaque paquet et on calcul et aez

55 33 complexe. Comme dit précédemment, PGPS et WFQ ont le même algorithme approximant GPS. Le auteur du WFQ le concevaient comme une émulation d un tourniquet bit à bit, aui la notion de temp virtuel était remplacée par le numéro du cycle de ervice (comme décrit ci-deu pour l algorithme FQ). D autre approximation du GPS exitent, comme SCFQ [17] pour Self-Clocked Fair Queuing, WF 2 Q [18] pour Wort-cae Fair Weighted Fair Queuing, SFQ [19] pour Start Time Fair Queuing, et VC [20] pour Virtual Clock Trafic Shaping En alternative ou en complément à ce technique de getion de file d attente autre que FIFO, d autre technique ont utiliée, telle que le trafic haping qui permet de contrôler le volume de trafic entrant dan le réeau aini que le débit avec lequel il et tranmi. Le deux technique principale de trafic haping ont le uivante. Sceau percé ou Leaky bucket Le trafic arrivant dan la file d attente et régulé pour ortir en flux fixe ur le réeau. La taille de la file d attente et le taux de tranmiion ont configurable pa l utiliateur. Ce mécanime et bien adapté pour envoyer de débit fixe ur le réeau mai, en contrepartie, ne permet pa d utilier plu de reource loque le réeau et peu chargé. Token bucket Le trafic ne travere pa effectivement le ceau, mai et tranmi ur la bae de jeton préent dan le ceau. Il peut être repréenté par un réervoir de capacité σ jeton e rempliant au rythme de ρ jeton/, comme cela et montré à la figure Si le réervoir et plein, le jeton qui arrivent ont perdu. Quand un paquet et émi ur le réeau, il conomme a taille (en-tête compri) en jeton. Un trafic et dit conforme au token bucket i lor de l emiion de paquet, il y a aez de jeton dan le réervoir. La figure 1.12 donne la caractériation d un trafic en référence à un token bucket. Pendant la période: 1. la ource émet de donnée au débit ρ, le jeton ont conommé au rythme de

56 34 taux de rempliage contant ρ accumulateur de taille maximale σ trafic entrant mémoire-tampon ver le réeau Fig Token Bucket leur arrivée, 2. le débit de la ource augmente, le réervoir de jeton e vide, mai le trafic et toujour conforme au token bucket, 3. le débit et inférieur au débit de rempliage du réervoir, celui-ci e remplit, 4. le débit de la ource augmente, le capacité du réervoir ont conommée. Le réervoir et vide, le trafic en excédant n et pa conforme au token bucket, 5. la ource réduit on débit, le réervoir e remplit à nouveau, pui le débit retant inférieur à ρ, le réervoir et plein, le jeton qui arrivent ont perdu, 6. la ource augmente on débit. octet trafic non conforme 4 limite du token bucket ρ débit moyen ( ) 1 temp Fig Caractériation d un trafic Un token bucket et défini à l aide de paramètre σ et ρ, mai aui à l aide du débit

57 35 crête p qui a pour but de limiter la mémoire dan le file d attente en fourniant une borne maximum plu tricte Garantie de délai Courbe d arrivée et de ervice La courbe d arrivée maximale (dan un modèle abtrait fluide) d un flot caractérié par le paramètre (σ, ρ, p) de on token bucket et ayant L max comme taille maximum de paquet et, elon Parekh et Gallager [15] : A(τ) = min {pτ,σ + ρτ} ce qui explique de la manière uivante. A long terme (τ grand) le ervice maximum et obtenu quand le flot a émi une rafale de taille maximum (σ) et continue d émettre à on débit moyen (ρ). Ceci et exprimé par le terme σ + ρ.τ. Cependant, la rafale ne peut pa être émie intantanément, le débit étant limité par le débit de crête (p). Aini, i à partir de τ = 0 la ource émet une rafale, elle pourra émettre à on débit crête juqu à ce que la taille maximum de rafale ait été atteinte, aprè quoi elle devra e limiter à on débit moyen. Donc, pour τ petit, la courbe erait p.τ. Il faut cependant tenir compte du fait que le flot n et pa fluide mai contitué de paquet. Quel que oit le liage mi en œuvre, un paquet et toujour émi au débit du lien, que l on conidère comme beaucoup plu important que le débit crête du flot. Aini la courbe d arrivée du flot pour de valeur de τ petite devient L max +p.τ, ce qui correpond à une augmentation de l effet de rafale. A(τ) = min {L max + pτ,σ + ρτ}. Conidéron maintenant la courbe de ervice minimale garantie par le réeau (par une dicipline d ordonnancement comme WFQ par exemple). On a un débit g auré par le réeau au traver de la dicipline d ordonnancement. Pui il faut prendre en compte le terme d erreur de chaque nœud. En effet dan chaque nœud il faut tenir compte de la déviation par rapport

58 36 au modèle fluide de l ordonnanceur mi en œuvre. Noton E m ce terme d erreur (correpondant à un délai) dan un nœud m et conidéron que l enemble du réeau ne forme qu un eul ytème caractérié par un terme d erreur E tot = E m. La figure 1.13 montre comment ce deux courbe peuvent être utiliée pour calculer le délai D max maximum ubi par un paquet (délai d attente dan le queue) et la taille maximum Q max de tampon néceaire dan un nœud du réeau, dont le valeur ont donnée explicitement dan le ca de WFQ dan la ection quantité de trafic ρ D max σ L p Qmax g E tot t Fig Courbe d arrivée et de ervice Garantie de délai ou la dicipline WFQ La clae de ervice garanti et conçue pour fournir aux application une garantie tricte ur le délai ubi par chaque paquet d un flot pendant qu il travere le nœud du réeau. Ce délai et compoé de deux part, le temp de propagation lié au upport phyique et incompreible, et le temp paé dan le file d attente, que l on peut contrôler par diver mécanime. Nou nou intéreon ici uniquement au temp paé dan le file d attente, le temp de propagation pouvant être facilement calculé et ajouté pour obtenir un délai total. Puique l algorithme d attente équitable proportionnelle iole le flot le un de autre dan le routeur, on peut attendre à ce qu il permette d offrir de garantie de performance aux utiliateur du réeau. C et effectivement le ca i le trafic généré par le utiliateur n et

59 37 pa trop chaotique (ce point et dicuté plu en détail ci deou). Noton tout d abord que l algorithme alloue ur chaque nœud une fraction de la bande paante diponible r à chacun de flot g i = φ i j φ r j où φ i et le poid aocié au flot i. Cette fraction peut être arbitrairement petite i le nombre de connection active et grand. Cependant, chaque flot et auré d une fraction minimum de capacité. Le travaux de Parekh et Gallager [16] ont montré que l algorithme d attente équitable proportionnelle permet d offrir en plu de cette garantie de bande paante une garantie de délai i le trafic généré par le utiliateur n et pa trop chaotique. Il faut alor uppoer que le trafic de chaque utiliateur et paé à traver un mécanime de contrôle d accè de type token bucket. Le mécanime et donc complètement caractérié par e paramètre σ et ρ. Il limite le débit moyen de la ource (qui et égal à ρ) et le nombre maximal de paquet qui peuvent être émi en rafale (qui et égal à σ paquet). Conidéron maintenant un flot i qui et paé à traver un mécanime de contrôle de type eau percé de paramètre σ i et ρ i avant de rentrer dan le réeau. On ait alor qu à chaque nœud m ur le chemin du flot, le débit de ervice minimum garanti et: gi m = φm i j φm j où r m et la bande paante diponible au nœud m et φ m i le poid de la eion i au nœud m. Aini le taux de ervice minimum ur le chemin et: r m g i = min m gm i. Dan le cadre de l étude, nou énonçon le réultat établi par Pareck et Gallager dan

60 38 le ca de ytème table, c et-à-dire pour le ytème où ce qui peut être auré par un contrôle d admiion. ρ j r m (1.1) j Si la eion i et localement table c et-à-dire i g i ρ i, alor le travaux de Parekh et Gallager [16] montrent que: - la quantité de trafic en attente de ervice maximale à chaque nœud m ur le chemin ne dépae pa une valeur maximum Q max i égale à: Q max i = σ i en verion GPS, Q max i = σ i + L max i en verion PGPS, - le délai maximal de paquet de ce flot entre une ource et une detination à traver un réeau de topologie arbitraire ne dépae pa une valeur maximum D max i qui et égale à: D max i D max i = σ i g i = σ i + 2(h i 1)L max i + g i g i h i m=1 L max r m en verion GPS, en verion PGPS, où r m et la bande paante diponible au nœud m, h i et le nombre de nœud entre la ource et la detination, L max i paquet dan le réeau. la taille maximale de paquet du flot i et L max la taille maximale d un Soit la condition RPPS (Rate Proportional Proceor Sharing) φ m i = ρ i à chaque nœud m, alor la eion i et localement table. De plu, de cette manière, le coefficient φ i affecté aux eion i ont alor en adéquation avec le qualité de ervice demandée par le eion puique ρ i repréente le débit régulant l émiion de la ource. Enfin, le travaux de Parekh

61 39 et Gallager [16] montrent que ou la condition RPPS: Q max i = σ i en verion GPS, Q max i D max i D max i = σ i + L max i en verion PGPS, (1.2) = σ i ρ i = σ i + 2(h i 1)L max i + ρ i ρ i h i m=1 en verion GPS, L max r m en verion PGPS. (1.3) Pour cette dernière formule en verion PGPS le premier terme et ouvent le terme prépondérant, en particulier i l on conidère un réeau haut débit car r m devient trè grand devant L max et l on obtient alor la formule D max i = σ i + 2(h i 1)L max i ρ i ρ i en verion PGPS On aperçoit que l on retombe ur la formule en verion GPS i L max i l on a de paquet de petite taille. et trè petit, oit i Cette borne de délai et valide pour une topologie arbitraire du réeau, et même i le trafic généré par le autre flot n et pa régulier du tout. La borne D max i n et donc pa trè tricte. Par exemple, de imulation faite par Kuroe [11] d un réeau avec 4 routeur, de lien T1 (1.5 Mb/), et 48 connexion à 32 kb/, montrent qu avec une dicipline FIFO, plu de 99.9% de paquet atteignent leur detination en moin de 15 m. Mai la borne D max i obtenue par Parekh et Gallager [16] et de 65 m. Cette borne et une borne garantie, au en que aucun de paquet ne mettra plu de 65 m pour atteindre a detination i le routeur utilient WFQ, mai elle n et pa tricte au en où la plupart de paquet ubient de délai bien inférieur à ce qu elle indique. D autre part, l implémentation de l algorithme WFQ et moin imple que celle de FIFO. Cependant, le réultat de Parekh montre que l algorithme WFQ permet d offrir de garantie de bande paante (à avoir la fraction φ i de la bande paante totale au flot i) et de délai (à avoir la valeur D max i ci-deu). Cet algorithme et donc potentiellement trè intéreant, et il era trè vraiemblablement implémenté dan l Internet dan un futur

62 40 proche. C et également l algorithme qui et retenu dan le cadre de notre projet comme dicipline d ordonnancement dan le nœud du réeau cœur. 1.5 Le contrôle d admiion dan le ytème CDMA du réeau radio La capacité de la technique d accè multiple CDMA et uniquement limitée par le montant d interférence total généré par le uager mobile connecté. Aini, CDMA permet d utilier le effet du multiplexage an avoir à prendre en compte la complexité de l allocation et la réallocation de fréquence comme dan le ytème FDMA et TDMA. Cependant, dan un ytème CDMA, il exite une corrélation entre la capacité du ytème et la qualité de la communication. En effet, le nombre d uager occupant une tation de bae imultanément doit être limité afin que la qualité de la communication pour chaque uager puie être maintenue à un niveau correct. Le contrôle d admiion ur l interface radio a donc un rôle trè important dan un ytème CDMA puiqu il va contrôler le nombre d uager ur le lien radio. Le exigence de qualité de ervice ur l interface radio ont eentiellement la bande paante, le taux d erreur et le délai. Sur la bae de ce exigence qu il faut atifaire, de algorithme baé ur le niveau d interférence ont été développé dan la littérature. Il agit donc d évaluer le montant d interférence dan une cellule afin de avoir i l admiion d un nouvel uager dan cette cellule et poible tout en conervant une bonne qualité de communication pour le uager en cour. D autre part, de procédure de contrôle d admiion ont été développée dan la littérature en conidérant que la mobilité era un critère majeur de qualité de ervice dan le futur réeaux radio. La métrique de QdS principale et alor la probabilité pour un uager mobile en ituation de handover de perdre la communication à caue du changement de tation de bae le prenant en charge. C et dan ce contexte qu ont été développée le technique de hadow cluter [21] et de partition de canaux [22]. Dan le cadre de notre étude, la mobilité ne era pa prie en compte dan le contrôle d admiion ur le réeau radio. Nou nou intéreon donc aux contrôle d admiion baé ur le interférence, c et-à-dire ur de équation radio permettant d obtenir une borne ur

63 41 la capacité du ytème en terme de puiance. Le uager ont aini admi juqu à ce que le montant d interférence total dépae un certain euil. L etimation de la capacité radio appuie eentiellement ur la notion de rapport ignal à bruit (SIR). En effet, le SIR du ignal en réception détermine la qualité de la communication. Si le ignal a un SIR trop faible, alor il era mal décodé à la réception et era dégradé. Viterbi et al. [23] pui Liu et al. [24] ont été le premier à propoer un algorithme baé ur l etimation du SIR. Il étudient la capacité radio dan le ca d un trafic monoervice (de type voix). L étude et faite ur le lien montant uniquement puiqu il agit du lien le plu limitant en terme de capacité. En effet avec du trafic monoervice ymétrique, le lien montant et plu rapidement aturé que le lien decendant à caue de la non orthogonalité de code dan le en montant. Plu tard, Landoli et al. [25] propoent de nouveaux réultat ur l etimation de la capacité dan le en montant. Plu récemment, avec l apparition de application multimédia et de réeaux 3G, de nouvelle équation ont été développée. Elle ont été établie dan un contexte multiervice, et l étude et ouvent faite dan le en decendant. En effet, le nouvelle application multimédia eront fortement aymétrique et le lien decendant deviendra le lien limitant. Aini Sipila et al. [26] aini que Hiltunen et al. [27] propoent une etimation de la puiance totale envoyée par la tation de bae d une cellule en appuyant ur ce qui a été fait pour le en montant. De même Cordier et al. [28] donnent une etimation de la puiance totale envoyée et appuient ur ce réultat pour donner le limite d une tation de bae en terme de capacité et de couverture. Enfin, Akhtar et al. [29] propoent un algorithme de contrôle d admiion e baant ur ce équation en multiervice et prenant en compte la différenciation de ervice. De la même façon, Jeon et al. [30] propoent un chéma d admiion baé ur le SIR requi par chaque type d application, prenant en compte à la foi le en montant et le en decendant. Holma et Tokala [4] propoent une évaluation de la capacité radio pour le en montant et pour le en decendant dan un ytème multiervice.

64 Le contrôle d admiion dan le réeau cœur Le but du contrôle d admiion et de limiter le nombre de flux admi dan un réeau afin de atifaire le demande de qualité de ervice de utiliateur ou application, tout en partageant le reource du réeau (bande paante, mémoire tampon) de façon efficace. Le contrôle d admiion et étroitement lié aux autre apect du réeau tel que le dicipline d ordonnancement, la caractériation du trafic et la pécification de la qualité de ervice. On peut ditinguer deux clae générale de garantie de qualité de ervice. Le garantie de type déterminite pour le ervice garanti et le garantie de type tatitique pour le ervice tatitique Contrôle d admiion pour le ervice garanti Le ervice garanti [31] e bae ur une caractériation déterminite du trafic et de la qualité de ervice déirée. Le garantie de type déterminite e baent ur une decription du pire comportement poible du trafic. Une métrique de qualité de ervice era par exemple: le délai de tranit à traver le réeau era inférieur à 150 m pour tou le paquet. Le decripteur de trafic aocié à ce ervice ont imple et la conformité d un trafic obervé avec a decription et facile à vérifier. Cependant l approche pire ca entraîne une uretimation de la bande paante néceaire et par là-même une ou-utiliation de reource. Le decripteur de trafic le plu couramment utilié et le token bucket. La dicipline d ordonancement GPS permet de concevoir de algorithme de contrôle d admiion pour le ervice garanti dan le cadre théorique énoncé par Parekh et Gallager [16]. En effet, en conidérant un filtre en ceau percé de paramètre σ i et ρ i pour la eion i, il et poible de déterminer une borne D i ur le temp d attente maximal de paquet dan le file d attente d un réeau de erveur GPS de topologie arbitraire aini qu une borne Q i ur la longueur maximale de file d attente allouée à la eion i: Q i σ i,

65 43 D i σ i g i. Ce borne pire ca ont imple à calculer et le méthode de contrôle d admiion e fondent ur ce couplage entre la bande paante allouée g i et la borne de délai Di pour garantir une limite ur le délai. En effet, la garantie tricte d une borne ur le délai pour la eion i et obtenue en attribuant de taux de ervice adéquat en chacun de nœud emprunté par la eion. Plu le délai doit être faible, plu la bande paante allouée doit être grande. Zhang [32] a étudié pluieur technique d ordonnancement, notamment le approximation de GPS, et a établi pour chacune d entre elle de borne pire ca ur le délai et la gigue Contrôle d admiion pour le ervice tatitique Le ervice tatitique e bae ur une caractériation tochatique du trafic et de la qualité de ervice déirée. Le garantie de type tatitique e baent ur une decription tochatique du trafic, donc une decription du comportement moyen du trafic. Le métrique de qualité de ervice ont définie comme étant la probabilité de dépaement de délai et la probabilité de perte de paquet, par exemple la probabilité que le délai dépae 150 m et inférieure à 1%. Il et plu difficile dan ce ca que dan le ca déterminite de vérifier et de faire repecter la conformité du trafic obervé avec a decription. Cependant l approche tatitique a l avantage d utilier le reource plu efficacement. Tou le modèle de trafic e baant ur une bande paante effective ont de ce type. Le contrôle d admiion pour ce type de ervice conidèrent que chaque flot demande une bande paante comprie entre la valeur moyenne et la valeur crête requie par la eion. Cette bande paante et nommée bande paante effective (effective bandwidth) et et déterminée grâce aux réultat récent obtenu dan le domaine de grande déviation (large deviation theory). Aini la détermination de cette bande paante, qui requiert une connaiance de propriété tatitique de flot, et complexe. Une caractériation précie de flot et aui néceaire pour réalier le contrôle d admiion. Zhang et al. [33] ont propoé différent mécanime de contrôle d admiion avec de multiple garantie tatitique de QdS pouvant e contruire avec la dicipline d ordonnancement

66 44 GPS, en e baant ur l analye probabilite de la dicipline GPS et ur la théorie de la bande paante effective Contrôle d admiion pour le ervice prédictif Dan l approche traditionnelle du contrôle d admiion, comme décrite dan le ection et 1.6.2, l utiliateur fournit le decripteur de on trafic, pui à partir de ce decripteur à priori du trafic, le contrôle d admiion admet ou refue une eion en e baant ur le calcul du comportement pire ca pour le ervice garanti, et ur le calcul de la bande paante effective pour le ervice tatitique. L utiliateur et donc reponable de la caractériation de on trafic. Or ceci et difficile en général car il n et pa toujour poible de prédire ce que era le comportement du flot. Le contrôle d admiion à bae de meure (mbcac), contrairement à l approche traditionnelle, etime lui-même le paramètre du modèle de trafic, et ne e bae plu ur de decripteur de trafic à priori. De ce fait, le mbcac permet une meilleure utiliation de reource que pour le ervice garanti, toutefoi la garantie ur le délai era moin fiable. D autre part, le mbcac et intrinèquement une procédure tatitique puiqu il e bae ur de meure, et il ne peut donc appliquer uniquement dan le cadre de garantie tatitique et de modèle de trafic tochatique. Le contrôle d admiion à bae de meure et donc utilié pour du ervice prédictif. On parle de ervice prédictif car l on conidère que le meure du paé ont un bon indicateur du comportement futur du réeau. Or ceci peut avérer dangeureux car i cette prédiction du comportement futur du trafic n et pa bonne, le mbcac rique oit de ou-utilier le reource du réeau, oit d admettre trop de flot et dégrader aini le qualité de ervice demandée par le eion en cour. Aini ce type de contrôle d admiion et bien approprié pour le ervice à contôle de charge [34]. Ce ervice ne fait pa de garantie abolue ur le ervice demandé, il conidère une borne ur le délai nominale pui autorie de variation autour de cette valeur. Le but et d obtenir une qualité de ervice emblable à celle que la eion aurait eu dan de condition où le réeau et peu chargé.

67 Le différente technique de meure Un certain nombre d étude ont conduit à l exploration de différente technique de meure du chargement du réeau. La première technique de meure et le mécanime de fenêtre temporelle (time-window) utilié par Jamin et al. [35]. Il calculent un débit moyen ur chaque période d echantillonnage de taille p. A la fin de la fenêtre de meure de taille T, il prennent la plu grande valeur moyenne calculée ur cette fenêtre comme l etimation du chargement pour la durée T de la fenêtre uivante. Lorqu un nouveau flot et admi dan le réeau, cette etimation et immédiatement augmentée de la valeur du débit déclaré par ce flot. En tout temp, i la nouvelle valeur moyenne du débit calculée ur une période p et upérieure à la valeur de l etimation du chargement, la valeur de l etimation et immédiatement augmentée de la valeur de cette nouvelle moyenne. Le deuxième mécanime de meure et le mécanime point ample. Il prend la valeur moyenne du chargement ur chaque période p comme etimation du chargement du réeau. Il agit en fait du mécanime de fenêtre temporelle énoncé précédemment avec T/p qui vaut 1. Le troiième et dernier mécanime et le mécanime exponential averaging. Une valeur moyenne du chargement ν p et calculée ur chaque période d échantillonnage p. Pui l etimation du chargement et la valeur ν uivante: ν = (1 w) ν + w ν p, calculée à la fin de chaque période p. w et un nombre compri entre 0 et 1, et ν et la valeur de l etimation du chargement calculée à la période précédente Le différent algorithme MBCAC Chaque algorithme mbcac propoé dan la littérature e place dan le contexte où le reource pour chaque flot ont réervée à l aide d un protocole de réervation, par exemple le protocole RSVP. Chaque flot et décrit par le paramètre de on token bucket, on taux de rempliage, a profondeur et la valeur de débit crête. La plupart de algorithme propoé font de meure ur le trafic aggrégé. La qualité de ervice et exprimée en perte de paquet, et le étude conitent à établir le taux d utiliation de la bande paante pour une valeur

68 46 de perte de paquet donnée. Cette courbe peut être obtenue en jouant ur le paramètre de l algorithme de meure qui influencent grandement la performance du mbcac. De comparaion de algorithme le plu important ont été faite dan la littérature [36][37][38] et ont récapitulée dan le tableau 1.5, où ν repréente le débit aggrégé meuré de flot dan le ytème et r la bande paante diponible ur le nœud où e fait l admiion. Tab. 1.5 Comparaion de différent mbcac Condition d admiion Technique de meure Meaured Sum [35] Ad-hoc bν + ρ < υr Time Window υ: facteur d utiliation Longueur de fenêtre fixe [35] Longueur de fenêtre variable [39][40] Aggregate Traffic Ad-hoc Utilie de meure Envelope [41] de moyenne et de variance Time Window de enveloppe de trafic Bande paante équivalente: Hoeffding Bound [42] Théorie CH b (bν,n) + p r Exponential mathématique CH b : bande paante averaging effective meurée n: nombre de flot Meaure CAC Théorie CH b + p r Exponential mathématique CH b calculée à partir du averaging taux de perte demandé et de la fonction génératrice de arrivée de flux Tangent at Peak Théorie np(1 e p ) + e p bν r mathématique n: nombre de flot Point ample : paramétre pacial de borne de Chernoff Tangent at Origin Théorie e p bν r mathématique : paramétre pacial de Point ample borne de Chernoff La plupart de algorithme propoé ont aez imilaire au niveau de leur équation d admiion qui et de la forme: ν < f(.)r g(.), où f(.) et g(.) ont de fonction qui dépendent du débit réervé par la ource et du nombre de flot admi. Il a été établi que la performance de ce algorithme n et pa enible à la forme de équation d admiion, mai plutôt aux changement de valeur de paramètre de la technique de meure. Il exite deux objectif de performance pour un mbcac: le premier et d atteindre le plu haut taux d occupation de la bande paante étant donné un certain taux de perte de paquet, et le deuxième et d adhérer au mieux au ervice demandé par la ource. En ce qui concerne le premier objectif, il a été montré que le différent algorithme produient quaiment tou le même performance, même il ont iu de théorie différente. Pour le econd objectif, aucun de algorithme n atteint véritablement le critère de performance en terme de qualité

69 47 du ervice demandé. Groglauer et al. [43] ont à ce ujet travaillé à l élaboration de directive pour le développement d un mbcac robute, c et-à-dire capable de donner le même garantie de QdS qu un contrôle qui e bae ur la connaiance exacte de pécification de trafic. Ceci leur et revenu à comprendre l impact de l incertitude implicite dan chaque procédure d etimation ur la performance d un mbcac. Il montrent en particulier qu un contrôle d admiion qui fait une hypothèe de certitude équivalente, et donc uppoe que le paramètre meuré ont le vrai paramètre, mène à une dégradation de la qualité de ervice. Il cherchent donc à compener cette dégradation, en comprenant notamment l impact ur la qualité de ervice i) de l incertitude due à l etimation de paramètre, ii) de caractéritique du trafic (en particulier de corrélation temporelle), et iii) de la dynamique du ytème cauée par le arrivée et le départ de flux. Il montrent aini que i la taille de la fenêtre de meure T et choiie du même ordre de grandeur que l echelle temporelle critique T h = T h n, où T h et la durée moyenne d un flux et n = r µ avec r la capacité du erveur et µ le débit moyen d un flux, alor on obtient un contrôle d admiion robute. 1.7 Concluion La qualité de ervice et le trafic multiervice ont le concept clé de réeaux de troiième génération. Afin de gérer la qualité de ervice, nou retenon l importance du contrôle d admiion en entrée du réeau cœur qui et lié à la politique d ordonnancement de paquet en chacun de nœud du réeau, la dicipline WFQ retant la plu prometteue. De plu, en entrée du réeau radio, le contrôle d admiion permet également la getion du trafic et de la qualité de ervice. Il appuie ur le propriété de la technique de multiplexage CDMA, prend en compte la nature multiervice du trafic aini que le différent mécanime radio tel que le oft handover et le contrôle de puiance. Dan ce mémoire, nou propoon un contrôle d admiion pour du ervice garanti et intégrant de meure afin d optimier la taux d utiliation de la bande paante. Il appuie ur le propriété de la dicipline WFQ développée dan ce chapitre pour le réeau cœur, et

70 48 ur le équation de capacité multiervice pour le réeau d accè radio. Le développement de ce équation et l objet du chapitre uivant.

71 49 CHAPITRE 2 EVALUATION DE LA CAPACITÉ RADIO CDMA2000 PREFACE Ce chapitre préente le formule de capacité radio élaborée par un enemble de peronne durant le déroulement de la maîtrie. Elle ont iue d un premier travail de Cyrille Klam et Monieur Roland Malhamé qui ont développé de formule multiervice en inpirant du mémoire de Steeve Tang-Kwong-U [44] ayant travaillé dan un contexte monoervice. Par la uite, durant cette maîtrie, ce équation e ont complexifiée et ont évolué, le hypothèe en ont été mieux cernée par le fruit d un travail de collaboration entre différent acteur: moimême, Monieur Roland Malhamé, Madame Brigitte Jaumard, et Monieur Franci Lupien d Ericon. Au traver de nombreue dicuion et rencontre où j ai pri activement part, le équation ont pri la forme théorique préentée dan ce mémoire. J ai enuite analyé ce équation en détail, en ait cerné certaine limitation importante, et en ait fait une validation numérique et une analye pratique. Cela m a permi enuite de pouvoir utilier ce formule dan le contexte du contrôle d admiion développé dan ce mémoire.

72 50 Pour décider de l admiion de eion dan le réeau d accè radio, nou utilion de modèle originaux d évaluation de la capacité CDMA dan un contexte multiervice, développé dan le cadre de ce projet par Jaumard et al. [45]. En appuyant ur le etimation de la capacité radio développé dan la littérature et référencée à la ection 1.5, nou propoon un modèle multiervice pour le en montant et pour le en decendant. Le but et aini de mettre en évidence le condition dan lequelle le ytème et en état de congetion. Le tet de ce condition permet alor de avoir i une nouvelle eion e préentant à l entrée du réeau d accè radio peut ou non être admie. La congetion a lieu lorque le montant d interférence dan le ytème CDMA dépae un certain euil. Noton que dan cette étude la mobilité de uager n et pa prie en compte dan le contrôle d admiion. Le contexte de l environnement radio cdma2000 dan lequel nou travaillon et décrit dan la ection Etimation de la capacité CDMA dan la littérature La table 2.1 rappelle le principale équation de capacité CDMA de la littérature. Noton que peu de référence ont traité le oft handover dan leur équation. Ce tableau permet, aprè la lecture de ection qui uivent, de ituer le équation développée dan notre étude par rapport aux équation déjà exitante. L enemble de référence ur la capacité radio et donné à la ection 1.5. Dan le tableau, toute le notation ont celle préentée dan le ection uivante. Il et ajouté ici le notation I 0 qui repréente la denité pectrale d interférence maximum tolérable pour le en montant, φ i qui exprime le fait que chaque tation de bae i envoie une puiance φ i P b pour le en decendant, et N b qui repréente le nombre de tation de bae qui interfèrent dan le en decendant. 2.2 Modèle d évaluation de la capacité ur le lien montant Nou propoon ici un modèle mathématique d etimation de la capacité d une cellule dan le réeau d accè radio pour le en montant. Il agit d établir l expreion mathématique de la puiance totale reçue à la tation de bae de la cellule en quetion.

73 51 Tab. 2.1 Le équation de capacité radio dan la littérature Viterbi et al. [23] monoervice - en montant N other cell N ν E b R + ν (i) E b(i) R + N 0 W I 0 W =1 i =1 Holma et Tokala [4] Holma et Tokala [4] Sipila et al. [26] Ahktar et al. [29] multiervice - en montant η ul = (1 + λ) N 1 < 1 W 1+ =1 (E b /N 0 )Rν multiervice - en decendant η dl = N (E ν b /N 0 ) W/R [w + λ ] < 1 =1 η dl = N =1 N P = N =1 (E b /N 0 )ν R W =1 ( νr W )γ P b 1+w( νr W )γ ( w + Nb i=1 [ wφ a m,0 a m,i ) < 1 a m,0 N b ] φ i a m,i P b i= Hypothèe Nou préenton ici le différente hypothèe que nou faion pour élaboré l équation de capacité dan le en montant. Le interférence intra-cellulaire et inter-cellulaire ont prie en compte dan le modèle. Cependant, le interférence inter-cellulaire ont conidérée comme étant un pourcentage de la puiance totale reçue à la tation de bae. Le contrôle de puiance et uppoé être parfait. Le puiance liée au ignal pilote et au ignal de contrôle ur le lien montant ne ont pa prie en compte. Le cellule ne ont pa ectoriée, c et-à-dire que l antenne au niveau de la tation de bae et omni-directionnelle. Chaque cellule ne poède donc qu un eul ecteur. On uppoe également qu il n y a qu une antenne par tation de bae.

74 52 Nou uppoon que le mobile n et pa limité par a puiance d émiion Définition de paramètre L abbrévation ul déigne le en montant. S rab ul eion active initiée par un mobile dan la cellule conidérée. enemble de eion active dan la cellule conidérée. rab de la eion, dépendant du type d application conidéré et donc caractérié par a bande paante R ul et on taux d erreur par trame fer ul. P ul puiance reçue à la tation de bae de la part d une eion S. ν ul facteur d activité aocié à la eion. P ul T puiance totale reçue à la tation de bae de la part de toute le eion active dan la cellule. λ fraction de la puiance totale P ul T repréentant le interférence inter-cellulaire. Holma et Tokala [4] propoent de prendre 0.55 pour la valeur de λ. N 0 W ( ) ul Eb γ ul N t denité pectrale de puiance du bruit thermique. bande paante de cdma2000. rapport de l énergie par bit du ignal reçu à la tation de bae de la part de la eion ur la denité pectrale de puiance du bruit reçu (bruit thermique + interférence). valeur cible de ( ) ul Eb N t que doit avoir le ignal reçu à la tation de bae de la part de la eion pour que le décodage du ignal oit poible.

75 Mie en équation du modèle an oft handover Dan le en montant, le ignal émi par la eion d un mobile va pouvoir être récupéré ( ) ul à la tation de bae i le rapport Eb N t du ignal reçu à la tation de bae de la part de cette eion et uffiamment grand. Plu préciément, étant donné une eion caractériée par ( ) ul on rab rab ul, il exite de abaque permettant de connaître la valeur de Eb N t néceaire pour que le ignal oit récupérable à la tation de bae. On a noté γ ul cette valeur. L annexe I détaille la lecture de ce abaque. Aini le mobile initiant la eion doit émettre uffiamment de puiance afin que la puiance reçue à la tation de bae P ul oit aez grande pour aurer ( ) ul un rapport Eb N t égal à γ ul. Nou uppoon que pour chaque eion active le mobile et capable d émettre aez de puiance pour atteindre la valeur cible γ ul à la tation de bae. Le rapport ignal à bruit noté ir ul denité pectrale du bruit de la façon uivante: et relié au rapport énergie par bit du ignal ur avec ( ) ul Eb N t = ir ul W R ul ir ul W R ul = puiance du ignal de la eion reçu à la tation de bae puiance de tou le autre ignaux reçu à la ation de bae, et appelé facteur d étalement. Aini, dan un contexte monoervice, toute le eion ont le même rab attribué, et le ir ul ou le multiervice, le ( ) ul Eb N t ( ) ul Eb N t ( ) ul Eb N t Maintenant que et clairement défini, nou pouvon en donner l expreion mathématique: requi et le même pour toute le eion. En revanche dan un contexte requi et lu ur le abaque diffère uivant le type d application. avec ( ) ul Eb N t = 1 W ( (1 + λ) P ul T P ul R ul νul P ul ) + N0 (2.1) P ul T λp ul T νul P ul repréente le interférence intra-cellulaire ubie par la eion, repréente le interférence inter-cellulaire.

76 54 On remarque qu au numérateur on conidère la puiance du ignal de la eion lorque cette dernière et active, on ne tient pa compte du facteur d activité car pour le décodage du ignal à la tation de bae il faut conidérer la puiance reçue de la part de la eion dan une phae d activité. Par contre, au dénominateur, nou exprimon le interférence moyenne ubie par la eion, nou pouvon donc conidérer la puiance moyenne du ignal reçu prenant en compte le période d inactivité de la eion. On peut donc maintenant extraire de l équation (2.1) l expreion de P ul veut un rapport énergie par bit du ignal ur denité pectrale du bruit égale à γ ul eion : achant que l on pour la De plu nou avon que: P ul = γ ul (1 + λ) P T ul 1 R ul W + N 0. (2.2) + νul γ ul W P ul T = S ν ul P ul. (2.3) Aini à partir de équation (2.2) et (2.3) on obtient l expreion de PT ul, oit la valeur que prend P ul T i toute le eion active ont décodable à la tation de bae: P ul T = S 1 1+λ W γ ulνul 1 R ul + νul γul W S γ ul ν ul 1 R ul + γul W N 0. (2.4) Obervon maintenant le dénominateur de l équation (2.4). On aperçoit que i ce dénominateur devient proche de 0 alor le niveau de bruit (noie rie) devient proche de l infini et le ytème atteint alor ce que l on appelle a pole capacity. En effet, le noie rie et le rapport de la puiance totale reçue à la tation de bae, bruit thermique y compri, ur la puiance du bruit thermique. Donc l expreion du noie rie et la uivante: noie rie = P T ul + N 0W N 0 W = 1 1 η ul (2.5)

77 55 avec η ul = 1 + λ W S γ ul ν ul 1 R + γul ul ν ul W. (2.6) η ul et ce qu on appelle le facteur de charge load factor. Aini i η ul devient proche de 1, le ytème atteint a pole capacity et devient intable. La puiance totale reçue à la tation de bae devient en effet trè upérieure à la puiance du bruit thermique, et le décodage à la tation de bae n et plu poible. Il faut donc faire en orte que: η ul = 1 + λ W S γ ulνul 1 R + γul ul νul W < LF ul (2.7) avec 0 < LF ul < 1. Holma et Tokala [4] uggèrent d avoir un noie rie d environ 4dB, cela correpondant à un load factor de 60%. Aini nou appelleron capacité (an oft handover) d une eion demandant l entrée dan le réeau radio dan le en montant la valeur : 1+λ W γ ulνul 1 R ul + γul νul W. Pui i la omme de capacité de eion active et de la eion faiant la requête d admiion et inférieure à LF ul alor la eion pourra être admie Equation avec oft handover Le mobile en oft handover bénéficient du ervice d au moin deux antenne, comme décrit à la ection Pour le calcul qui uivent on conidère eulement deux antenne active pour un mobile en oft handover. Le mobile envoie on ignal aux deux antenne, chaque antenne décode le ignal reçu et l envoie au BSC (le deux antenne étant reliée au même BSC). Le BSC récupère donc deux ignaux et recontitue alor le ignal envoyé par le mobile en électionnant à chaque foi la trame avec le taux d erreur le plu faible. Aini le lien radio devient beaucoup plu fiable i le mobile et ervi par deux antenne que il et ervi par une eule antenne car la probabilité de détecter correctement le ignal et augmentée. En conéquence, le ignal envoyé par un mobile en oft handover a un E b N t requi moin important que il n était pa en oft handover et il peut aini envoyer moin de puiance. La ituation

78 56 géométrique qui maximie le gain apporté par le ervice de deux antenne et un mobile placé exactement au milieu entre le deux antenne. Lorqu un mobile en oft handover n et pa à égale ditance de tation de bae qui le prennent en charge, ce gain en macro-diverité diminue. Aini, Holma et Tokala [4] etiment que l on a un gain de 2.7dB à 4dB ur la valeur de E b N t requie pour un uager à pied (3km/h), dépendant du facteur d atténuation entre lui et e tation de bae. Nou définion hg ul le facteur de réduction de la valeur de E b N t oft handover. Noton p ul h pour un mobile en la proportion de eion active initiée par de mobile en oft handover dan une cellule. Il et alor important de précier que la valeur de p ul h et une contante que nou fixon, par exemple à 20%, ce qui repréente une limitation du modèle. En effet, en réalité plu il y a de mobile en oft handover dan une cellule, plu la cellule voiine, qui a le même caractéritique de trafic, a aui un nombre important de mobile en oft handover, ce qui contribue à augmenter le interférence inter-cellulaire dan la cellule que l on conidère. Or dan notre étude, la proportion de eion en oft handover et indépendante du montant d interférence inter-cellulaire qui et lui-même une fraction fixe de la puiance totale. Aini dan no équation, plu nou conidéron de mobile en oft handover, plu ce modèle va accepter de mobile dan le en montant grâce au gain en macrodiverité, alor qu en réalité plu il y a de mobile dan cette poition, plu le interférence inter-cellulaire ont importante, ce qui a l effet oppoé du gain en macrodiverité. Dan notre modéliation il convient d utilier une valeur de p ul h raionnable autour de 20% afin que la formule donne de réultat atifaiant. Pour chaque eion nou allon utilier une valeur moyenne du comme uit: ( Eb N t ) ul requi définie γ ul étant la valeur de abaque). γ ul moy; = pul h (hg ulγ ul ) + (1 pul h )γul, ( ) ul Eb N t requie pour la eion an le oft handover (donc lue ur le

79 57 oit 1+λ W On a alor la nouvelle contrainte de capacité: 1 + λ W 1 + λ W S S 1 R ul γmoy; ul νul + γul moy; νul W γ ul ν ul < LF ul, 1 (1 p ul h(1 hg ul))r + γul ul ν ul W < LF ul. (2.8) Aini lorque le oft handover et pri en compte, la capacité d une eion devient: γ ul ν ul 1 (1 p ul h (1 hgul))rul + γul νul W. 2.3 Modèle d évaluation de la capacité ur le lien decendant Nou propoon ici un modèle mathématique d etimation de la capacité d une cellule dan le réeau d accè radio pour le en decendant. Il agit d établir l expreion mathématique de la puiance totale envoyée par la tation de bae de la cellule en quetion ver e mobile Hypothèe Nou préenton ici le hypothèe que nou faion pour développer l équation de capacité dan le en decendant. On conidère un plan infini de cellule où le tation de bae (une par cellule) ont équiditante le une de autre (voir annexe II). Le interférence intra-cellulaire et inter-cellulaire ont prie en compte. Seul le premier anneau de cellule avoiinante (6 cellule) et pri en compte dan l évaluation de interférence inter-cellulaire. L intenité du trafic et la ditribution de uager et uppoée être identique dan chaque cellule. L atténuation de ignaux e bae ur un modèle imple de propagation avec onde directe et onde réfléchie comme décrit dan l annexe II. Le contrôle de puiance et uppoé parfait.

80 58 Le puiance liée aux ignaux de contrôle et de ynchroniation ont prie en compte. Le cellule ne ont pa ectoriée. On uppoe également qu il n y qu une antenne par tation de bae Définition de paramètre L abbrévation dl déigne le en decendant. S eion active dan la cellule conidérée. enemble de eion active dan la cellule conidérée. m mobile récepteur du ignal de la eion. rab dl rab de la eion, dépendant du type d application, et donc caractérié par a bande paante R dl et on taux d erreur par trame fer dl. P dl puiance envoyée par la tation de bae pour la eion S. ν dl facteur d activité aocié à la eion. P dl T puiance totale envoyée par la tation de bae, ignaux de contrôle y compri. N 0 W ( ) dl Eb denité pectrale de puiance du bruit thermique. bande paante de cdma2000. γ dl N t a m,0 rapport de l énergie par bit du ignal reçu au mobile m ur la denité pectrale de puiance du bruit reçu à ce mobile (bruit thermique + interférence). valeur cible de ( ) dl Eb N t que doit avoir le ignal reçu au mobile m pour que le décodage du ignal oit poible. coefficient d atténuation du ignal entre le mobile m et la tation de bae qui le prend en charge.

81 59 P b puiance maximale diponible à la tation de bae, que l on prend égale à 20 W. P cont puiance de ignaux de contrôle et ynchroniation conidérée comme étant une fraction F cont de la puiance P b. Nou choiion de prendre F cont = 0.2. a m,i coefficient d atténuation du ignal entre le mobile m et la tation de bae i. B enemble de 6 tation de bae immédiatement voiine de la tation de bae de la cellule conidérée. w facteur d orthogonalité. Le code orthogonaux ont utilié dan le en decendant afin de différencier le uager, cependant à la réception au niveau de mobile ce code ne ont plu parfaitement orthogonaux à caue de la propagation ur de chemin multiple. w = 0 correpond à l orthogonalité parfaite de code. Holma et Tokala [4] le prennent typiquement entre 0.1 et Mie en équation du modèle an oft handover Dan le en decendant, le ignal émi par la eion à la tation de bae va pouvoir ( ) dl être récupéré au mobile m i le rapport Eb N t du ignal reçu au mobile et uffiamment grand. Plu préciément, étant donné une eion caractériée par on rab rab dl, il exite de abaque (différente de celle pour le en montant) permettant de connaître la valeur ( ) dl de Eb N t néceaire pour que le ignal oit récupérable à la réception au mobile. On a noté cette valeur. L annexe I détaille la lecture de ce abaque. Aini la tation de bae doit γ dl émettre uffiamment de puiance P dl pour la eion afin que la puiance reçue au mobile ( ) dl oit aez grande pour aurer un rapport Eb N t égal à γ dl. De la même façon que dan le en montant, on a la relation uivante: ( ) dl Eb N t = ir dl W R dl

82 60 avec ir dl = puiance du ignal de la eion reçu au mobile puiance de tou le autre ignaux reçu au mobile. ( ) dl Eb N t étant défini, on peut en donner l expreion mathématique uivante: ( P dl w i B ) T νdl P dl a m,0 P dl T a m,i γ dl = ( 1 W w ( P dl 1 P R dl dl a m,0 ) T νdl P dl a m,0 + i B ), (2.9) PT dl a m,i + N 0 repréente le interférence intra-cellulaire ubie par la eion, repréente le interférence inter-cellulaire. On peut donc maintenant extraire de l équation (2.9) l expreion de P dl veut un rapport énergie par bit du ignal ur denité pectrale du bruit égale à γ dl eion : P dl ( PT dl w + ) a m,0 = γ dl a m,i + N 0 W a m,0 i B W R dl + wν dl γ dl De plu la puiance envoyée par la tation de bae et: achant que l on pour la. (2.10) P dl T = S ν dl P dl + P cont. (2.11) Aini à partir de équation (2.10) et (2.11) on obtient l expreion de PT dl, oit la valeur que prend P dl T i toute le eion active ont décodable à leur mobile récepteur: P cont + W N 0 T = S P dl 1 S w+ P i B W R dl ν dlγdl a m,0 W R dl +wνdl γdl! a m,0 ν a dl γ dl m,i +wνdl γ dl. (2.12) De la même manière que dan le en montant, on peut mettre en évidence le facteur de charge (load factor) dan le en decendant: η dl = S ( w + ) a m,0 a m,i ν dl γ dl i B W R dl + wν dlγdl.

83 61 Lorque η dl devient proche de 1, le ytème devient intable, et P dl T dan le en decendant, la puiance émie par la tation de bae P dl T par la puiance d émiion maximale de l antenne P b. La contrainte la plu forte dan le en decendant et donc: devient infini. En fait, et limitée rapidement P dl T < P BS. (2.13) Cependant, dan notre étude nou ne connaion pa le poition exacte de uager dan la cellule, nou ne connaion que la ditribution tochatique de uager dan la cellule: nou uppoon que le uager ont réparti uniformément dan une région circulaire de rayon R autour de la tation de bae de la cellule (voir l annexe II). Aini le coefficient d atténuation ont de variable aléatoire dont on connaît le epérance à partir de la fonction de ditribution de poition de uager ur la urface circulaire de rayon R. On notera E[a m,0] la valeur moyenne de l atténuation a m,0 et E[ a m,0 a m,i ] la valeur moyenne du rapport de atténuation a m,0 a m,i (cette valeur et la même i B car on uppoe le uager mobile réparti uniformément). Pour implifier le calcul nou allon uppoer que le ignal de chaque eion ubit une atténuation de la tation de bae au mobile m égale à E[a m,0], et que pour chaque eion le rapport de perte a m,0 a m,i et égal à la valeur moyenne E[ a m,0 a m,i ]. Cela uppoe donc que tou le mobile e trouvent ur un rayon moyen. Le calcul de coefficient d atténuation pour une ditribution uniforme de uager et détaillée dan l annexe II. D aprè l équation (2.12) et ou l approximation que l on vient de faire on a: On a aini: P cont + W N 0 T = S P dl 1 S w+ P i B W R dl ν dlγdl E[a m,0] W R dl +wνdl γdl! E[ a m,0 a m,i ] +wνdl γ dl ν dl γ dl.

84 62 P dl T = P cont + W N 0 E[a m,0] S ( ) 1 w + 6.E[ a m,0 a m,i ] S W R dl W R dl ν dlγdl +wνdl γ dl ν dl γdl +wνdl γdl. (2.14) On exprime maintenant la condition 2.13 en introduiant le facteur LF dl (0 < LF dl < 1) afin de prendre en compte l erreur que l on fait en approximant le terme d atténuation par leur valeur moyenne, il et raionnable de prendre LF dl égal à 0.6: P cont + W N 0 E[a m,0] S ( ) 1 w + 6.E[ a m,0 a m,i ] S W R dl W R dl ν dlγdl +wνdl γ dl ν dl γ dl +wνdl γdl < LF dl.p b, ce qui nou donne: avec α S W R dl ν dl γ dl + wν dlγdl < DL threhold (2.15) DL threhold = P b (LF dl F cont ), α = W N 0 E[a m,0] + LF dl P b ( w + 6E[ a m,0 a m,i Aini nou appeleron capacité (an oft handover) d une eion demandant l entrée dan le réeau radio dan le en decendant la valeur : α. ) ]. ν dlγdl W R dl +wνdl γdl. Pui i la omme de capacité de eion active et de la eion faiant la requête d admiion et inférieure à DL threhold alor la eion pourra être admie Equation avec oft handover Lorque le mobile ont dan une zone de oft handover, il ollicitent le ervice de pluieur antenne dan le en decendant, comme décrit à la ection Nou uppoon que deux antenne deervent un mobile en oft handover. Aini, dan le en decendant, de la même manière que dan le en montant, la fiabilité du lien radio et améliorée en ituation de oft

85 63 handover grâce à la recombinaion de ignaux iu de deux antenne dan le récepteur du mobile. En conéquence, le rapport E b N t néceaire à la réception au mobile du ignal émi par chaque antenne peut être plu faible que i le mobile n était pa en oft handover. Holma et Tokala [4] etiment que l on a un gain de 2.7dB à 4dB ur la valeur de E b N t requie pour un uager à pied (3km/h), dépendant du facteur d atténuation entre lui et e tation de bae. Noton hg dl le facteur de réduction de la valeur de E b N t requie pour un mobile en oft handover. Noton p dl h la proportion de eion active ur de mobile en oft handover dan une cellule. On note par la uite P dl (γ dl,m ) l expreion de P dl donnée à γ dl et de la poition du mobile m : P dl ( PT dl w + (γdl,m ) = γ dl i B W R dl comme dépendant de la valeur a m,0 a m,i ) + N 0 W a m,0 + wν dl γ dl Prenant en compte le oft handover, l equation 2.11 devient: P dl T ν dl P dl (γdl S nh =,m ) + ce qui peut également écrire ou la forme: P dl T = S ν dl P dl (γ dl,m ) + ( S h ν dl P dl ν dl P dl S h (hg dl γ dl (hg dlγ dl,m ) + P cont,m ) ν dl. (2.16) ) P dl (γ dl,m ) + P cont. (2.17) On fait maintenant l approximation uivante: on uppoe que chaque mobile en oft handover et placé exactement au milieu entre le deux tation de bae qui le deervent (voir l annexe II). On note m un mobile itué à cet endroit. Lorque l on conidère qu il y a de mobile en oft handover, nou conidéron donc forcément le uager réparti uniformément ur une urface circulaire de rayon R > d 0 2 où d 0 et la ditance entre deux tation de bae. En effet i R < d 0 2 il nou faut conidérer qu aucun mobile n et pri en oft handover. L équation (2.17) devient alor:

86 64 P dl T = S ν dl P dl (γ dl,m ) + ( S h ν dl P dl Pui on uppoe qu il y a une fraction p dl h (hg dl γ dl,m ) ν dl P dl ) (γ dl,m ) + P cont. de toute le eion active dan la cellule qui ont en oft handover (le uager actif étant réparti ur une urface circulaire de rayon R > d 0 2 ). Donc aprè cette nouvelle approximation l équation (2.17) devient finalement: P dl T = S ν dl P dl (γ dl,m ) + p dl h ( S ν dl P dl (hg dl γ dl,m ) ν dl D aprè le équation (2.16) et (2.18) on extrait l expreion finale de P dl T : P dl T = P cont N 0 W γ dl ν dl S 1 γ dlνdl S ( (w+ P i B W R dl ( W R dl a m,0 )hg a dlp dl h m,i +whgdlγdl νdl a m,0 hg dlp dl h +whgdlγdl ν dl + P dl + a m,0 a m,0 p dl h W R dl +wγdl ν dl (w+6e[ a m,0 a m,i ]) (w+ P i B W R dl +wγdl νdl ) (γ dl,m ) + P cont. ) a m,0 )p a dl h m,i (2.18) ). (2.19) On oumet cette dernière équation à la contrainte P dl T pour toute eion l atténuation a m,0 vaut E[a m,0] et le rapport a m,0 a m,i obtient alor la condition uivante: < LF dl.p b, et conidérant que vaut E[ a m,0 a m,i ], on avec β S W R dl γ dlνdl + whg dl γ dlνdl + δ S W R dl γ dlνdl + wγ dlνdl < DL threhold (2.20) DL threhold = P BS (LF dl F cont ), ( β = p dl hhg dl N 0 W a m,0 + LF dl P b (w + a ) m,0 ), a m,i i B δ = N 0 W E[a m,0] + LF dl P b (w + 6E[ a ( m,0 ]) p dl h N 0 W a m,0 + LF dl P b (w + a m,i i B a ) m,0 ). a m,i

87 65 Le calcul de coefficient a m,0 et a m,i pour i B et détaillé dan l annexe II. Remarquon de plu, que i l on a p dl h = 0, c et-à-dire que l on ne conidère aucun mobile ayant un gain de macrodiverité, alor nou retrouvon l équation (2.15) établie an oft handover. L équation (2.20) devient donc l équation d admiion avec le oft handover pri en compte. On appelera alor la capacité d une eion la valeur β 2.4 Validation de équation de capacité W R dl γ dlνdl +whgdlγdl νdl + δ γ dlνdl W R dl +wγdl νdl Valeur numérique de paramètre utilié Tab. 2.2 Paramètre de équation de capacité radio W Hz λ 0.55 (ection 2.2.2) hg ul 0.54 (ection 2.2.4) LF ul 0.6 (ection 2.2.3) ν ul voix: 0.67 [4] (a) autre: 1 en montant W N Hz W/Hz P b 20 W (ection 2.3.2) F cont 0.2 (ection 2.3.2) w 0.4 (ection 2.3.2) LF dl 0.6 (ection 2.3.3) hg dl 0.54 (ection 2.3.4) ν dl voix: 0.67 [4] K autre: (annexe II) (b) en decendant Analye de équation Dan le en montant, l équation de capacité a été établie en conidérant que le eion active dan la cellule ont initiée par de mobile capable d émettre aez de puiance pour être décodé à la tation de bae. Aini, la capacité de la cellule et limitée par la charge de trafic que l on conidère et et indépendante de la poition de mobile. De plu le modèle conidère que le interférence inter-cellulaire ont une fraction fixe de la puiance totale reçue à la tation de bae. Or le rayon de couverture dan le en montant et limité, étant donnée une charge de trafic, d une part par la puiance maximum qu un mobile peut émettre

88 66 et par a poition, mai urtout par la poition de mobile de autre cellule qui créent de interférence inter-cellulaire, car uivant leur ditance par rapport à la tation de bae de la cellule que l on conidère, le interférence inter-cellulaire eront plu ou moin importante, et le performance de la cellule conidérée en trouveront changée. Voici donc une limitation du modèle dan le en montant: le interférence inter-cellulaire ne prennent pa en compte la poition de mobile et le facteur d atténuation qui en découlent. De ce fait, ce modèle dan le en montant n et pa adapté pour faire un dimenionnement en terme de rayon de couverture. L étude de no équation dan le en montant e borne donc à oberver la capacité de la cellule en fonction de la charge de trafic qu on lui impoe, achant que l on et dan la ituation où l on a une fraction p ul h de eion en oft handover. Dan le en decendant, par contre, nou pouvon parler de rayon de couverture, c età-dire, compte-tenu d une certaine charge de trafic et de la poition de mobile, quelle et la urface que la tation de bae peut couvrir. En effet, la poition de mobile et prie en compte dan le équation. Pour mieux comprendre cette notion de couverture, examinon plu attentivement l équation de capacité dan le en decendant d abord an le oft handover pri en compte. Aini d aprè l équation (2.15) on a: α S W R dl ν dl γ dl + wν dl γ dl ( < DL threhold avec α = W N 0 E[a m,0] + LF dl P b w + 6.E[ a ) m,0 ]. a m,i D aprè l annexe II, pour une valeur de R de 1000 m, E[a m,0] = ; or le terme W N 0 et de l ordre de watt, donc on aperçoit, étant donnée le valeur numérique de paramètre, que le terme de gauche dan l expreion de α et trè négligeable pour de valeur de R de dizaine ou de millier de mètre. Aini on peut conidérer que α dépend uniquement de la valeur prie par le rapport de atténuation E[ a m,0 a m,i ]. Or d aprè le calcul fait dan l annexe II, quelque oit la ditribution uniforme conidérée, ce rapport de atténuation dépend uniquement du rapport R d 0, où R et le rayon de la urface ur laquelle on conidère le uager réparti et d 0 la ditance entre deux tation de bae voiine. Cela et cohérent puique nou tenon compte de interférence inter-cellulaire, donc i le rapport R d 0 rete le même, on peut dilater le plan de cellule et le rapport de atténuation rete identique. Par

89 67 contre, nou allon pouvoir étudier l impact de la fluctuation du rapport R d 0 ur la capacité de la cellule. Aini, faire varier ce rapport interprète également en conidérant que l on a la ditance entre le tation de bae d 0 fixée et que l on fait varier le rayon R de la urface ur laquelle on conidère le uager réparti. Aini, i R d 0 2 on et dan la configuration de la figure 2.1, où aucun mobile ne peut être conidéré en oft handover. R R d 0 R d 0 R R R R Fig. 2.1 Configuration de cellule an oft handover Si R > d 0 2 on et alor dan la configuration de la figure 2.2, et il faut alor utilier l équation de capacité prenant en compte le oft handover (rappelon alor qu une fraction p dl h de eion active dan la urface de rayon R ont conidérée comme étant en poition de oft handover). En e référant à l équation (2.20) et à l annexe II on peut aiément vérifier que la capacité de la cellule ne dépend encore que du rapport R d 0. Maintenant il agit d évaluer la proportion de mobile en oft handover itué dan le zone de recouvrement griée ur la figure 2.2. En effet, nou allon conidérer que la proportion de mobile en oft handover et égale à la proportion occupée en urface par le recouvrement par rapport à toute la urface de la cellule (ce qui et légitime puique nou conidéron que le uager ont réparti uniformément dan la cellule). Aini, géométriquement à partir

90 68 d 0 R Fig. 2.2 Configuration de cellule avec oft handover de la figure 2.2, on a: p dl h 6 ( 2 d ) π R 4 ( ) 2 d0. (2.21) R La proportion de mobile en oft handover dépend aui uniquement du rapport R d Influence du rayon de la cellule dan le en decendant Dan le en decendant, le coefficient a m,0 et a m,i, i B ont calculé à partir de valeur du rayon R de la urface où on uppoe que le mobile ont réparti, et de la ditance d 0 éparant deux tation de bae voiine. D autre part, comme nou l avon vu dan la ection précédente, la capacité d une cellule dépend du type de trafic oumi et du rapport R d 0. La figure 2.3 montre la capacité d une cellule en nombre de eion voix pouvant être admie en fonction du rapport R d 0, oit en fonction de la urface ur laquelle ont répartie le eion mobile étant donné de tation de bae fixée à une ditance d 0 le une de autre. Aini on utilie l équation an oft handover pour R d et l équation avec oft handover pour R d 0 > 0.5 afin de déterminer le nombre de eion voix que la cellule et capable de contenir. On conidère de la voix à 9600bp, un fer de 1%, et une ditribution de uager uivant la

91 69 ditance. 140 Nombre de eion upportee par une cellule Ditribution uniforme uivant la ditance Voix 9600 bp FER 1% an handover avec handover Rapport R/d0 Fig. 2.3 Influence du rayon Il et normal d oberver une tranition lorque R = d 0 2. En effet, pour R d 0 = 0.5, nou conidéron qu aucune eion ne bénéficie de la macrodiverité car aucune n et en oft handover. Pui lorque R > d 0 2, nou conidéron qu une fraction de eion ur la urface de rayon R et en oft handover et donc pour cette fraction de eion moin de puiance et néceaire pour le tatifaire. Aini jute aprè R = d 0 2 on peut accepter à peu prè le même nombre de eion que pour R = d 0 2 en élargiant pourtant le rayon de la cellule. Avant et apré cette phae de tranition cette courbe montre bien que i l on dipoe de tation de bae fixe équiditante de d 0, alor plu le uager ont réparti uniformément ur une grande urface (oit dan no équation, plu le mobile ont itué ur un rayon moyen éloigné de la tation de bae), moin la tation de bae ne peut accepter de eion Influence du type de trafic Dan cette ection, nou étudion la réaction de équation de capacité dan le en montant et dan le en decendant compte tenu du type de trafic généré dan la cellule. Dan cette étude on e place donc avec un rapport R d 0 fixé dan le en decendant, en e mettant

92 70 dan la configuration préentée ur la figure 2.4. Cette configuration de cellule dan le en decendant et la configuration où l on conidère le mobile réparti ur tout le plan, et où le oft handover et conéquent. En effet, dan cette configuration, d 0 R = 3 et p dl h = 25.6%. Pour reter cohérent on prend donc pour le en montant p ul h = 25.6%. On rappelle qu il agit du pourcentage de eion reçue (en decendant) ou initiée (en montant) par un mobile en oft handover. Toute eion et conidérée comme étant bilatérale (un flot dan le en montant et un flot dan le en decendant), quitte à ce que l un de flot oit de débit nul ur l un de en. d 0 R m d 0 /2 m* Fig. 2.4 Géométrie de cellule Nou allon conidérer quatre chargement de trafic différent, afin d évaluer l impact du type de trafic ur la capacité de la cellule. Pour cela, le tableau 2.3 détaille le valeur prie pour le rab aocié à chaque type d application, dan le en montant et dan le en decendant. En effet, le trafic multimédia ont aymétrique. Le tableau 2.4 quant à lui décrit le quatre type de trafic qui vont charger la cellule et être comparé. La figure 2.5 décrit, pour le troi chargement de trafic, le taux d occupation à la tation de bae pour le en montant (UL) et pour le en decendant (DL). Le taux d occupation à la tation de bae ont évalué de la façon uivante:

93 71 Tab. 2.3 rab par type d application voix vidéo treaming web mail UL: [débit ; fer] [9.6kbp ; 1%] [9.6kbp ; 1%] [19.2kbp ; 5%] [76.8kbp ; 5%] DL: [débit ; fer] [9.6kbp ; 1%] [76.8kbp ; 1%] [76.8kbp ; 5%] [153.6kbp ; 5%] Tab. 2.4 Le différente répartition de trafic voix vidéo treaming web mail chargement total (kbp) trafic (a) 50 eion 0 eion 0 eion 0 eion UL:480 DL:480 trafic (b) 25 eion 0 eion 2 eion 0 eion UL:278.4 DL:393.6 trafic (c) 15 eion 1 eion 1 eion 1 eion UL:249.6 DL:451.2 trafic (d) 2 eion 2 eion 2 eion 2 eion UL:230.4 DL:633.6 taux d occupation (%) = 100 Capacité radio occupée Capacité radio totale diponible. Aini, lorque la cellule et chargée avec 50 eion de voix (trafic (a)), le en montant et plu rapidement aturé en terme de capacité que le en decendant. Dan un contexte monoervice de type voix, le en montant et le en limitant la capacité de la cellule. Ceci explique du fait que le trafic de voix et ymétrique et que le interférence intra-cellulaire ont plu importante dan le en montant que dan le en decendant à caue de la non orthogonalité de code. En revanche il apparaît au traver de chargement de trafic (b), (c), (d), que plu on introduit du trafic multimédia, plu le en decendant devient le en limitant la capacité de la cellule. En effet, le trafic de application multimédia et fortement aymétrique et alor le en decendant et le en qui va congetionner le plu rapidement dan le réeaux de troiième génération, ce qui n etait pa le ca lorque eulement la voix était utiliée. 2.5 Concluion Dan ce chapitre nou avon établi de formule de capacité radio pour le en montant et pour le en decendant aini que le borne à ne pa dépaer pour que l admiion de la eion entrante puie e faire an dégradation de qualité de ervice. L analye de ce équation met en évidence la notion de région de couverture dan le en decendant et donc

94 72 UL DL 100 Taux d occupation a la tation de bae trafic (a) trafic (b) trafic (c) trafic (d) Fig. 2.5 Influence du type de trafic la poiblité d enviager du dimenionnement à l aide de ce formule d admiion. D autre part, elle confirment le fait que le en decendant et plu vite aturé que le en montant dan le ca de futur trafic multimédia fortement aymétrique. Ce validation ont néceaire pour l analye de réultat de imulation qui ont fai dan le chapitre 4. De plu, nou avon pu établir le deux limitation uivante dan le modèle développé. Dan le en montant, le interférence inter-cellulaire ont une fraction fixe de la puiance totale reçue à la tation de bae. Donc, plu nou allon conidérer de mobile en oft handover, plu cette puiance totale era petite grâce au gain en macrodiverité, et donc moin nou conidèron d interférence inter-cellulaire. Or, plu il y a de mobile en oft handover, plu il y a d interférence inter-cellulaire. Il agit donc de prendre une fraction de mobile en oft handover pa trop importante pour que no équation gardent un comportement proche de la réalité. Dan le en decendant, nou avon mi en évidence la dépendance de la capacité de la cellule au rapport R d 0. Aini, notre modèle uppoe que le tation de bae de différente cellule ont répartie de manière équiditante le une de autre, à une ditance d 0. Cette ditance étant fixée, chaque tation de bae voit on rayon de couverture diminuer

95 73 lorque la charge de trafic augmente. Cependant, nou uppoon que toute le cellule ont identique en terme de trafic et de répartition de uager, ce qui repréente une limitation, puique i le rayon de couverture d une cellule diminue lorqu on lui augmente la charge de trafic, alor toute le autre cellule ont uppoée faire de même.

96 74 CHAPITRE 3 CONTRÔLE D ADMISSION POUR LES RÉSEAUX 3G 3.1 Contexte d admiion Modéliation du réeau Dan le cadre de notre étude, nou conidéron un réeau d accè radio cdma2000 avec un réeau cœur entièrement IP, tel que décrit dan le ection 1.2 et 1.3. Le réeau cœur et un réeau à intégration de ervice comme décrit à la ection 1.4.3, appuyant ur le mode de commutation de paquet pour tranmettre le donnée. Le protocole IP et le protocole choii pour aurer la tranmiion bout en bout de paquet tant de voix que de donnée, comme décrit à la ection Dan notre étude, nou uppoon que tou le type d application ont une demande de QdS, notamment une contrainte de délai à repecter, autant pour le application temp réel que pour le application non temp réel. Afin de permettre la garantie de qualité de ervice pour chaque flot, nou utilion un mécanime de réervation de reource en chacun de nœud du réeau appartenant au chemin de la eion, par exemple le mécanime RSVP décrit à la ection Cela uppoe donc que pour tou le type d application le mécanime de reervation de reource et utilié, et notre étude émule donc le mode connecté pour toute le eion, tout en appuyant ur le protocole IP. Nou rappelon que dan notre étude, la garantie de QdS concerne toute eion initiée par un uager. Une eion et la donnée d une application et d un profil d uager, comme décrit dan la ection Aini pluieur application initiée par un même uager ont conidérée comme pluieur eion ditincte. Chaque flot, repréentant une et une eule eion, et traité de façon indépendante de autre flot. Une eion peut donc être initiée par un terminal mobile et il agit alor d une eion dan le en montant, oit elle et initiée par un terminal fixe et il agit alor d une eion dan le en decendant.

97 75 Le ervice garanti aux eion et auré par l enemble de nœud du réeau de l opérateur. Aini, conformément à la decription du réeau cdma2000 faite dan la ection 1.2.1, une eion bout en bout déigne dan notre étude le communication établie entre le terminal mobile et le nœud d interconnexion avec le réeau externe. La figure 3.1 repréente la modéliation du réeau. mobile Sen montant mobile Sen decendant mobile Station de bae noeud IP noeud IP noeud IP noeud IP Noeud BSC PDSN accè externe Réeau externe mobile noeud IP noeud IP Station de bae mobile mobile BSC PDSN Noeud accè externe Réeau externe Station de bae noeud IP noeud IP noeud IP noeud IP Réeau radio RN (orienté connexion) Réeau coeur CN (orienté connexion) Fig. 3.1 Architecture du réeau modélié Filtrage du trafic et dicipline d ordonnancement dan le réeau cœur En chaque nœud du réeau cœur et implémentée la dicipline de ervice WFQ décrite à la ection 1.4.4, ou la condition RPPS décrite à la ection Afin d utilier le propriété de cette dicipline pour aurer une garantie pour chaque eion du taux de ervice et du délai ubi par un paquet, toute eion e voit allouer une eule file d attente; pui en entrée du réeau cœur (en montant et en decendant) chaque file d attente et précédée par un token bucket de paramètre (σ, ρ cn ) qui régule l émiion de paquet de la ource initiant la eion. La profondeur et le taux de rempliage du token bucket pour une eion acceptée dan le réeau ont fixé par la procédure de contrôle d admiion. Aini, conformément aux réultat de Pareck et Gallager préenté à la ection , en dimenionant adéquatement le taille de file d attente elon l expreion 1.2, et en aurant à chaque nœud par le

98 76 contrôle d admiion la condition 1.1 de tabilité du ytème, alor le réeau cœur et table et en chaque nœud aucun phénomène de débordement de file d attente ne e produit. De plu, le débit moyen de la eion ur chaque lien traveré et égal au taux de rempliage ρ cn du bucket aocié. Remarquon que, dan le en decendant, i la ource de trafic initiant la eion en entrée du réeau cœur émet du trafic non conforme aux paramètre (σ, ρ cn ) de on token bucket, alor il peut y avoir de perte de paquet dan le mémoire tampon de bucket. Une ource conformante et une ource qui émet e paquet à un débit moyen ne dépaant pa ρ cn et qui n émet aucun burt de trafic de taille upérieure à σ. Aini une ource non conformante dan le en decendant engendre de perte de paquet dan la mémoire tampon du bucket en entrée du réeau cœur, et de ce fait engendre une dégradation de la QdS offerte. La figure 3.2 repréente la modéliation de file d attente du réeau de nœud. Noton que le nœud de périphérie BSC et nœud d accè externe ont plu complexe que le nœud de cœur puique le contrôle d admiion dan le nœud de périphérie intègre le dimenionnement de token bucket Reource ur l interface radio Sur le réeau d accè radio, le contrôle d admiion e fait au niveau du BSC dan le en montant et dan le en decendant. Le contrôle d admiion adopté et celui préenté dan le chapitre 2, e baant ur la quantité d interférence. Le BSC alloue le reource radio pour chaque eion admie en lui allouant un rab (Radio Acce Bearer), c et-à-dire en lui allouant un canal radio cdma2000, conformément à la decription faite dan la ection On rappelle qu un rab détermine le débit noté ρ rn eion. et le fer noté fer du canal alloué à la Remarquon que, dan le en montant, i une ource en entrée du réeau radio émet à un débit (que ce oit un débit moyen ou le débit d un burt de trafic) upérieur au débit du rab alloué, alor on aite à de perte de paquet en entrée du réeau et cela affecte donc la QdS offerte.

99 77 mobile mobile mémoire tampon de bucket mobile Station de bae Noeud RPPS Noeud RPPS Noeud RPPS Noeud RPPS Réeau externe mobile Token bucket Noeud RPPS Noeud RPPS Station de bae mobile mobile Réeau externe Station de bae Token Noeud RPPS Noeud RPPS Noeud RPPS bucket Réeau radio Réeau coeur en montant mobile mobile mémoire tampon de bucket mobile Station de bae Noeud RPPS Noeud RPPS Noeud RPPS Noeud RPPS Réeau externe mobile Noeud RPPS Noeud RPPS Token bucket Station de bae mobile mobile Réeau externe Station de bae Noeud RPPS Noeud RPPS Noeud RPPS Noeud RPPS Token bucket Réeau radio Réeau coeur en decendant Fig. 3.2 Modéliation de file d attente Compoante du délai bout en bout Délai dan le réeau radio Sur la partie radio (en montant ou en decendant), le délai expérimenté par le paquet d une connexion et contitué du délai de tranmiion et du délai de propagation de paquet ur l interface radio, aini que du délai de traitement (au niveau du terminal mobile et de la tation de bae). Le protocole de tranmiion de donnée de l interface radio cdma2000 tranmettent le donnée ur de trame de longueur fixe 20m. Aini dan le en decendant, au niveau de la tation de bae, un paquet IP et cindé pour être tranmi par trame ur

100 78 le lien radio. Dan le en montant, le trame reçue à la tation de bae ont réorganiée pour former un paquet IP à tranmettre ur le lien câblé. On intéree donc au délai ubi par une trame ur le lien radio, pui on en déduira le délai ubi par un paquet. Au cour de a tranmiion ur un canal radio-mobile, le ignal ubit différent type de détérioration pouvant e traduire par une dégradation de la qualité de la communication pour le uager. Pour quantifier ce différente forme de détérioration du ignal, on utilie le taux d erreur par trame (fer pour Frame Error Rate). On note aini que le tranmiion en environnement radio-mobile doivent faire face de à plu d un milliard de foi plu d erreur que dan le ca de tranmiion ur liaion fixe. Par conéquent le réeau d accè radio et conçu pour pouvoir fonctionner avec de taux d erreur par trame élevé, c et-à-dire qu il doit pouvoir corriger le erreur en nombre important dan le ca de application non temp-réel, car ce application ne tolèrent pa le erreur. Le contrôle d erreur ur l interface radio et notamment réalié en utilliant la méthode de retranmiion de l arq (voir l annexe III) qui corrige le erreur en induiant un délai de retranmiion pour chaque trame. Il n et aini pa néceaire de retranmettre le trame éronnée pour le application temp réel car ce dernière tolèrent de erreur mai doivent garder un faible délai ur le réeau. Aini nou conidéron le délai moyen ubi par une trame ur le réeau d accè radio. Sur l interface radio, nou conidéron qu une trame qui ne ubit pa de retranmiion a un délai moyen incompreible D tnr =100m dan le ca d une trame non temp réel et de 40m dan le ca d une trame temp réel. On rappelle que ce délai prend en compte le délai de propagation, le délai de tranmiion de 20m d une trame et le délai de traitement. La différence entre le délai d une trame temp réel et d une trame non temp réel vient donc du délai de traitement qui diffère. Afin de calculer le délai upplémentaire induit par le retranmiion pour le application non temp réel, nou nou baon ur le protocole de répétition élective décrit dan l annexe III. On note D to le temp de temporiation entre deux NACK ucceif. Aprè l envoi d un premier NACK, l émetteur doit attendre au moin un temp D to pour renvoyer un nouveau NACK (D to > 2D tnr ). Enfin on note D t le délai moyen ubi par une trame avec retranmi-

101 79 ion, D k t le délai ubi par une trame ayant ubi k retranmiion et P k la probabilité pour une trame d être retranmie k foi. On a aini, d aprè la figure 3.3: Emetteur Récepteur P 0 = 1 fer Trame D tnr Dt 0 = D tnr P 1 = fer(1 fer) 1 ère retranmiion NACK Trame D tnr D tnr D to D 1 t = 3D tnr P 2 = fer 2 (1 fer) Dt 2 = 3D tnr + D to 2 ème retranmiion NACK Trame D tnr D tnr D to P 3 = fer 3 (1 fer) D 3 t = 3D tnr + 2D to 3 ème retranmiion NACK Trame D tnr D tnr Fig. 3.3 Délai de tranmiion radio On conidère qu une trame n a pa beoin de plu de troi retranmiion, et aini on obtient la valeur moyenne du délai d une trame ayant ubi de retranmiion: D t = P 0 D 0 t + P 1 D 1 t + P 2 D 2 t + P 3 D 3 t = (1 fer)d tnr + fer(1 fer)(3d tnr ) + fer 2 (1 fer)(3d tnr + D to ) + fer 3 (1 fer)(3d tnr + 2D to ). (3.1) Aini le délai moyen D trame ubi par une trame ur le réeau d accè radio et: D trame = 40m dan le ca d une application temp réel, D trame = m pour un fer de 1%, = m pour un fer de 5%, dan le ca d une application non temp réel. Maintenant nou calculon le délai moyen ubi par un paquet ur le réeau d accè radio. Noton L max la taille maximum d un paquet d une eion, ρ rn le débit du rab alloué à

102 80 la eion ur le lien radio (en montant ou decendant) et T trame la durée d une trame (T trame = 20m). Alor le délai D rn ubi par un paquet de cette eion ur le lien radio et: = D trame Lmax T trame.ρ rn. (3.2) D rn Délai dan le réeau cœur Le délai expérimenté par un paquet ur le lien câblé du réeau cœur à commutation de paquet (en montant ou en decendant) et contitué de deux compoante ditincte: une partie fixe due au délai de propagation, au délai de tranmiion ur le lien et au délai de traitement au niveau de routeur, et une partie variable due au délai d attente dan le file d attente WFQ du réeau. Cette variabilité de la valeur du délai ubi par un paquet et appelée gigue ur le délai (delay jitter) et le délai d attente repréente donc la compoante du délai à contrôler afin de fournir de garantie de QdS aux application, notamment aux application temp réel. La figure 3.4 montre la compoition du délai ubi par un paquet ur le réeau cœur pour une eion type. denité de probabilité délai de propagation+délai de tranmiion+délai de traitement gigue ur le délai délai délai moyen délai pire-ca Fig. 3.4 Compoante du délai d un paquet tranmi ur le réeau cœur Noton D cn le délai ubi par un paquet de la eion ur le réeau cœur. Soit h le nombre de nœud ur le chemin upportant la eion. Soit D p,m et D tr,m repectivement le temp de propagation et le temp de tranmiion ur le lien entre le nœud conécutif m et m + 1. Alor le délai de propagation total D p le long

103 81 du chemin upportant la eion dépend de la longueur de lien et vaut: Le délai de tranmiion total D tr D p = h m=1 D p,m. le long du chemin upportant la eion dépend de la taille de paquet de la eion et de la bande paante allouée à la eion et vaut: D tr h = m=1 D tr,m. Soit D t le temp de traitement moyen ubi par le paquet appartenant à la eion en chacun de nœud m du chemin emprunté par laeion. Le temp de traitement total D t et donc: D t = h D. t Soit D q le temp d attente d un paquet de la eion dan le file d attente ur le chemin emprunté. On a alor la décompoition du délai uivante: D cn = D q + D t + D p + D tr. (3.3) Délai bout en bout Noton D le délai bout en bout (en montant ou en decendant) ubi par un paquet d une eion ur le réeau entre le terminal mobile et le nœud d accè externe. On a donc: D = D cn + D rn (3.4) = D q + D t + D p + D tr + D trame Lmax T trame.ρ rn. Pour une eion donnée eule la compoante D q du délai d attente dan le réeau cœur et variable. Toute le autre compoante ont fixe. Or, dan notre étude, nou utilion le propriété de la dicipline de ervice WFQ ou la condition RPPS préentée dan la ection

104 afin de contrôler ce délai d attente. Le contrôle ur la valeur du délai d attente pour garantir le délai bout en bout et décrit dan la ection Garantie de délai et de bande paante Dan le cadre de réeaux de troiième génération, avec la préence à la foi de eion temp réel et non temp réel, la contrainte de délai et une exigence de QdS eentielle. L algorithme d admiion e donne pour miion de limiter le délai d attente dan le file de paquet appartenant à une même eion afin de contrôler le délai bout en bout maximal ubi par le paquet dan le réeau en entier. De plu, la procédure d admiion doit permettre de repecter aui le contrainte exprimée par la ource en terme de débit, en allouant de taux de ervice adéquat en chacun de nœud du réeau cœur, et de rab adéquat dan le réeau radio pour que le débit ur la partie radio oit garanti. Afin de garantir un certain débit pour une eion acceptée dan le réeau (en montant ou en decendant), l algorithme d admiion utilie pour la partie réeau cœur la propriété de WFQ ou la condition RPPS qui garantit qu en chaque nœud m ur le chemin de la eion, le taux de ervice de la eion et au moin égal au taux de rempliage du token bucket. Précion que cela et vrai car le contrôle d admiion a au préalable garanti la condition 1.1 en acceptant la eion dan le réeau. Aini, i r et la demande en bande paante d une eion faiant a requête au réeau (en montant ou en decendant), alor il uffit de fixer le taux de rempliage du bucket aocié à cette eion à ρ = r. En effet, on et alor auré ur la partie réeau cœur que la eion et ervie en chaque nœud à un débit au moin égal à r. Sur la partie radio, il uffit d allouer à la eion le rab dont le débit et upérieur ou égal à la requête r. Afin de garantir le délai bout en bout ubi par un paquet d une eion acceptée dan le réeau (en montant ou en decendant), l algorithme d admiion utilie le propriété de q, max la dicipline d ordonnancement WFQ ou la condition RPPS qui offre une borne D ur le délai d attente maximal de paquet d une eion donnée. Précion que cela et vrai car le contrôle d admiion a au préalable garanti la condition 1.1 en acceptant la eion dan

105 83 le réeau. Soit D max la contrainte de délai bout en bout (en montant ou en decendant) exprimée par la eion lor de a requête au réeau et δd la variation ur le délai tolérée. q, max Alor, pour atifaire cette contrainte il uffit que la borne D oit égale à: q, max D = D max + δd (D t + D p + D tr + D trame Lmax T trame.ρ rn ). (3.5) Pour garantir cette borne ur le délai d attente, il agit donc d aprè l équation (1.3) établie dan la ection de dimenionner correctement la profondeur du token bucket aocié à la eion. En effet, la borne établie par Pareck et Gallager dépend de paramètre du token bucket aocié à la eion. Or, le taux de rempliage ρ et fixé en fonction de la demande en bande paante afin de garantir le débit pour la eion, donc le paramètre à dimenionner pour garantir le délai et la profondeur du bucket. On obtient aini d aprè l équation (1.3) la q, max profondeur à fixer pour aurer que le délai dan le file d attente ne dépae pa D et donc que le délai bout en bout ne dépae pa D max + δd : σ = ρ ( q, max D h m=1 L max r m q, max avec la valeur de D calculée à partir de l équation (3.5). ) 2(h 1)L max (3.6) Spécification de QdS Decripteur de QdS de eion demandant l accè au réeau Dan le cadre du ervice garanti défini à la ection 1.6.1, le paramètre décrivant le ource de trafic ont néceaire à la caractériation à priori de ce ource. Aini une eion e préentant à l entrée du réeau (en montant ou en decendant) a une demande en terme de débit et la ource initiant cette eion engage à tranmettre conformément au débit demandé. Dan notre étude, une eion demande une garantie de débit dan l intervalle [r min,r max ], r max déignant le débit moyen maximal requi par la ource et r min déigant le débit moyen minimal tolérable par la ource. Cet intervalle permettra plu tard de modifier le débit alloué à une eion dan le réeau et rendre le contrôle d admiion adaptatif. On

106 84 uppoe donc par la uite que la ource (en montant ou en decendant) émet du trafic conforme à e déclaration, ou peine de e voir attribuer une QdS en terme de débit qui ne la atiferait pa. La figure 3.5 repréente le débit réel envoyé par la ource de la eion aini que on intervalle de demande de QdS [r min,r max peut ubir le débit alloué à la eion. La valeur de r min ], et un un exemple d évolution que repréente le débit minimum que la eion peut tolérer, c et-à-dire que la QdS en terme de débit rete atifaiante i ce débit doit être alloué à la eion. débit de tranmiion r max r min débit alloué (cac1) débit réel 0 t temp Fig. 3.5 Evolution du débit alloué à la eion lor de a période d activité [0,t) ou la procédure cac1 En plu de ce decripteur de trafic néceaire à la caractériation du trafic attendu, une eion faiant une requête au réeau a de exigence de QdS telle que le délai par paquet maximal toléré D max, la gigue tolérable ur le délai δd, la priorité de l uager P elon la hiérarchie établie à la ection 1.4.2, et le taux d erreur demandé ur la partie radio F. Ce exigence de QdS ont regroupée dan le tableau 3.1.

107 85 Tab. 3.1 Exigence de QdS d une eion faiant une requête au réeau r max r min D max δd P F débit maximal requi débit minimum tolérable délai par paquet maximal toléré gigue tolérable ur le délai priorité de l uager fer requi Decripteur de trafic de eion en cour L algorithme d admiion garantit que toute eion acceptée dan le réeau a e exigence en terme de QdS atifaite pendant toute a durée de vie. Cela uppoe donc le maintien d état par eion en chacun de nœud du réeau cœur et ur l interface radio. Ce état contiennent le paramètre néceaire à la tranmiion de paquet ur le réeau aini qu au contrôle de flot. Ce état ont à rapprocher de état du mécanime de réervation RSVP décrit dan la ection 1.4.3: le exigence de QdS décrite dan le tableau 3.1 et le caractéritique du chemin emprunté par une eion néceaire à l algorithme d admiion (nombre de nœud traveré h et la omme de capacité r m de lien emprunté par la eion) ont contenue dan la tructure TSpec. Lorqu une eion et admie dan le réeau, le reource ont réervée ur tout le chemin de la eion et le decripteur de trafic de eion admie dan le réeau ont contenu dan la tructure RSpec, le paramètre contenu dan cette tructure pouvant être actualié pendant la durée de vie d une eion, ce qui permettra par la uite d établir un contrôle de flot. Aini, toute eion admie dan le réeau (en montant ou en decendant) et entièrement décrite par le paramètre (σ, ρ cn ) alloué à on token bucket pour la partie de cœur, et par le RAB rab alloué ur la partie radio. Rappelon que ce rab et compoé du débit du canal radio alloué à la eion, noté ρ rn, et du taux d erreur par trame fer du canal alloué. Le tableau 3.2 regroupe ce decripteur de trafic de eion admie dan le réeau. Aini, que ce oit dan le en montant ou dan le en decendant, ρ cn repréente la bande paante allouée et réervée u chaque lien emprunté par la eion ur la partie

108 86 Tab. 3.2 Decripteur de trafic ρ cn σ fer ρ rn taux de rempliage du bucket profondeur du bucket taux d erreur ubi ur la partie radio débit du canal radio alloué réeau cœur, et ρ rn repréente la bande paante allouée ur la partie radio. fer et le taux d erreur par trame ubi par la eion ur la partie radio et détermine le délai ubi ur l interface radio. Quant au paramètre σ, il repréente la profondeur du bucket aocié à la eion et il détermine également la taille (en terme de mémoire tampon néceaire) de la file d attente de la eion en chaque nœud du chemin. En effet, d aprè l équation (1.2), la quantité maximale de trafic qui peut accumuler dan la file d attente de la eion en un nœud quelconque du chemin emprunté et σ + L max, avec L max d un paquet de la eion. Aini, σ + L max de la eion à la mémoire tampon de a file d attente. qui et la taille maximale et la taille allouée en chaque nœud du chemin 3.2 Contrôle d admiion pour du ervice garanti Notation Dan cette étude, une eion bilatérale qui met en jeu un flot montant et un flot decendant et conidérée comme étant compoée de deux eion ditincte, l une ur le en montant, l autre ur le en decendant. Aini, la eion ur le en montant et conidérée comme étant logiquement indépendante de la eion ur le en decendant: le chemin uivi et le allocation de reource ont fait indépendemment. De ce fait, l admiion dan le réeau d une eion bilatérale ne e fait que i la eion ur le lien montant et la eion ur le lien decendant peuvent être admie. Par la uite nou conidéron donc le condition d admiion d une eion individuelle ur l un de en (montant ou decendant). Le notation utiliée par la uite ont le uivante:

109 87 indice de la eion faiant la requête d admiion au réeau. L max longueur maximale d un paquet de la eion. h nombre de nœud ur le chemin devant upporter la eion. m indice d un nœud ur le chemin devant upporter la eion. P() enemble de nœud du chemin devant upporter la eion : P() = {1,2,...,h }. L m lien de ortie au nœud m appartenant au chemin de la eion. r m capacité du lien L m au nœud m. B m epace mémoire maximal diponible au nœud m pour le lien L m. indice d une eion active en cour de tranmiion dan le réeau. S m enemble de eion active au nœud m ur le lien L m dan le réeau cœur. S enemble de eion active ur l interface radio dan la même cellule que. m longueur de la file d attente d une eion au nœud m. ρ cn ρ rn débit d une eion ur le réeau cœur. débit du rab d une eion ur le réeau radio. σ profondeur du bucket d une eion. fer C ul ( ) C dl ( ) ρ cn ρ rn fer d une eion ur l interface radio. capacité radio utiliée par une eion i en montant. capacité radio utiliée par une eion i en decendant. débit alloué à la eion ur le réeau cœur (taux de rempliage du bucket). débit du rab alloué à la eion ur le réeau radio. σ profondeur du bucket allouée à la eion. m taille de la file d attente allouée à la eion au nœud m. fer fer alloué à la eion ur l interface radio.

110 88 C ul () C dl () capacité radio néceaire à la eion i en montant. capacité radio néceaire à la eion i en decendant. Rappelon que le exigence de QdS de la eion ont récapitulée dan le tableau 3.1 dont on tire le notation. Par la uite, on note R(r ) le débit du rab du canal radio dont la valeur et immédiatement upérieure à la valeur de débit r. En effet, ur partie radio, le débit diponible ont fixé par la configuration radio choiie et prennent de valeur dicrète détaillée à la ection Conformément aux configuration radio que nou avon choiie ce valeur de débit ont le même dan le en montant et dan le en decendant Vérification de reource diponible Toute eion demande à être admie dan le réeau au débit de tranmiion maximal r max. Pui pendant la période d activité de la eion, d éventuelle renégociation auront lieu afin de modifier le débit alloué dan l intervalle [r min,r max ]. Sen montant. Soit une eion faiant une requête au réeau dan le en montant. Le nœud m = 1 et le nœud BSC et le nœud m = h et le nœud d accè externe. Le terminal mobile envoie un meage de ignaliation upportant le exigence de QdS de la eion ver a tation de bae. Le nœud BSC enregitre et tranmet ce pécification de QdS ur le réeau cœur via un meage de ignaliation upportant la tructure TSpec du mécanime RSVP, du nœud 1 au nœud detination h afin de déterminer le caractéritique du chemin emprunté P(). En chacun de nœud du chemin P(), la tructure TSpec met à jour le champ néceaire à la détermination de paramètre h et h m=1 1 r m, paramètre qui ervent enuite dan l algorithme d admiion. Aini avec la connaiance de paramètre decriptif du chemin P() de la eion et de e exigence de QdS, chaque nœud du réeau évalue i le montant de reource néceaire à la eion et inférieur au montant de reource diponible. Le premier nœud BSC m = 1

111 89 évalue le reource radio diponible dan le en montant et rend une déciion poitive ou négative ur l admiion dan le réeau radio. Ce même nœud BSC m = 1 et le nœud m=2,..., h 1 évaluent le reource diponible ur le lien câblé et rendent chacun une déciion poitive ou négative ur l admiion en chacun de ce nœud du réeau cœur. Si la déciion d admiion et poitive ur le réeau radio et en chaque nœud du réeau cœur, alor la eion et admie dan le réeau et le reource ont allouée et réervée de bout en bout. Sen decendant. Soit une eion faiant une requête au réeau dan le en decendant. Le nœud m = 1 et le nœud d accè externe et le nœud m = h et le nœud BSC. Le nœud d entrée m = 1 tranmet ur le réeau cœur un meage de ignaliation upportant la tructure TSpec du mécanime RSVP, contenant le pécification de QdS, du nœud 1 au nœud detination h afin de déterminer le caractéritique du chemin emprunté P(). En chacun de nœud du chemin P(), la tructure TSpec met à jour le champ néceaire à la détermination de paramètre h et h m=1 1 r m, paramètre qui ervent enuite dan l algorithme d admiion. Aini avec la connaiance de paramètre decriptif du chemin P() de la eion et de e exigence de QdS, chaque nœud du réeau évalue i le montant de reource néceaire à la eion et inférieur au montant de reource diponible. Le nœud m = 1,...,h 1 évaluent le reource diponible ur le lien câblé et rendent chacun une déciion poitive ou négative ur l admiion en chacun de ce nœud du réeau cœur. Le dernier nœud BSC m = h, quant à lui, évalue le reource radio diponible dan le en decendant et rend une déciion poitive ou négative ur l admiion dan le réeau radio. Si la déciion d admiion et poitive en chaque nœud du réeau cœur et ur l interface radio, alor la eion et admie dan le réeau et le reource ont allouée et réervée de bout-en-bout Tet d admiion ur l interface radio Le tet d admiion fait par le nœud BSC (m = 1 dan le en montant et m = h dan le en decendant) pour la déciion d admiion ur l interface radio vient de l équation de

112 90 capacité radio (2.8) établie à la ection pour le en montant et de l équation (2.20) établie dan la ection pour le en decendant: Sen montant. C ul () + C ul ( ) < LF ul (3.7) S avec Rappelon que γ ul la ection 2.2. C ul () = 1 + λ W γ ulνul 1 (1 p ul h(1 hg ul))r(r max ) + γul νul W dépend de la requête de fer F et du débit R(r max ) comme détaillé dan. C ul ( ) = 1 + λ W achant que γ ul dépend de fer et de ρ rn. Sen decendant. avec γ ul ν ul 1 (1 p ul h(1 hg ul))ρ + γul rn νul W C dl () + S C dl ( ) < DL threhold (3.8) Rappelon que γ dl la ection 2.3. C dl () = β W R(r max γ dl ν dl ) + whg dlγ dlνdl + δ W R(r max γ dl ν dl ) + wγdl. νdl dépend de la requête de fer F et du débit R(r max ) comme détaillé dan C dl ( ) = β W ρ rn γ dlνdl achant que γ dl dépend de fer et de ρ rn. + whg dl γ dlνdl + δ W ρ rn γ dlνdl + wγ dlνdl

113 Tet d admiion ur le nœud du réeau cœur Le tet d admiion ur le réeau cœur (en montant ou en decendant) et fait par tout nœud m {1,...,h 1}: r max + S m ρ cn < r m, (3.9) avec m = σ + L max σ max et = r max ( σ max q, max D + L max h m=1 + S m m < Bm (3.10) L max r m ) 2(h 1)L max + L max, q, max D étant calculée à partir de l équation (3.5) Réervation et allocation de reource Toute eion admie dan le réeau, que ce oit dan le en montant ou dan le en decendant e voit attribuer le reource uivante lor de on admiion: ρ cn := r max, σ := σ max, m ρ rn := σ max := R(r max ), fer := F. + L max m {1,...,h 1}, On rappelle que la ource initiant la eion (en montant ou en decendant) émet un trafic conformant à e exigence de QdS, car i cela n était pa le ca, la QdS offerte à la eion en terme de débit ne erait pa atifaiante. Par définition, on a ρ rn ρ cn. Dan le en decendant, cela aure qu il n y aura pa

114 92 d accumulation de paquet en entrée du réeau radio. Dan le en montant, le trafic émi par la ource et tranmi dan le canal radio avant d arriver au réeau cœur; i la ource émet conformément à e exigence de QdS en terme de débit, ce que nou conidéron dan notre étude, alor il n et pa grave que le débit alloué ur la partie radio oit upérieur au débit alloué ur le réeau cœur, le lien radio étant implement ou-utilié. Si la ource n et plu conformante, ca pouvant arriver dan la réalité, alor on peut aiter à de perte de paquet à l entrée du réeau cœur dan le en montant Renégociation de QdS Nou nou plaçon dan le ca où l un au moin de tet d admiion 3.7 (i en montant), 3.8 (i en decendant), 3.9 et 3.10 a échoué. Dan ce ca nou omme dan un état de congetion, et il n y a pa uffiamment de reource dan le réeau pour accepter la eion qui e préente en entrée. La politique d admiion conitant à refuer la eion à ce moment là et nommée cac0. Une autre politique adptative, et nommée cac1, conite à libérer de reource allouée aux eion en cour de plu faible priorité afin d éventuellement pouvoir admettre la eion entrante de plu haute priorité. Cela implique une renégociation de la QdS offerte aux eion en cour en terme de débit, ce dernier demeurant cependant dan l intervalle de requête [r min ce eion.,r max ], tout en continuant de garantir le délai par paquet exigé par Le peudo-code de algorithme cac0 et cac1 ont préenté dan l annexe IV Congetion ur l interface radio Si la condition 3.7 (i en montant) ou la condition 3.8 (i en decendant) n et pa atifaite, alor il y a congetion ur l interface radio. Le eion S ont alor claée dan l ordre de priorité croiante. Pui, tant que le tet d admiion ur la partie radio n et pa atifait, le eion S telle que P < P font l objet, une à une, par ordre croiant de priorité, d une déallocation de leur montant de reource allouée i cela et poible, c et-à-dire i ρ rn > R(r min ). Pour une telle eion S la déallocation effectuée et la

115 93 uivante: ρ rn ρ cn := R(rmin ), := rmin, σ := σ min, m := σmin + Lmax avec σ min = rmin q, max D h m=1 L max r m 2(h 1)L max + Lmax, q, max D étant calculée à partir de l équation (3.5). Aini, ou condition que le reource pouvant être libérée oient uffiante, la eion entrante et acceptée dan le réeau et le reource de eion concernée ont libérée. Suite à l apparition d un phénomène de congetion ur l interface radio (en montant ou en decendant) lor de l admiion d une eion, le montant de reource allouée aux eion en cour dan la même cellule que font éventuellement l objet d une réévaluation. Cette réévaluation du montant de reource d une eion en cour et répercutée en chacun de nœud du chemin P( ) ur le réeau cœur en mettant à jour le reource allouée dan la tructure RSpec du mécanime RSVP. Le contrôle de flot et donc effectué par la modification de Rpec de eion dégradée. Remarquon que toute eion voyant a bande paante dégradée conerve par contre le même taux d erreur par trame fer que celui demandé à l entrée dan le réeau. Aini la puiance que doit émettre le mobile (i en montant) ou la tation de bae (i en decendant) initiant diminue et cela libère de la capacité radio pour la eion demandant l accè au réeau.

116 Congetion en un nœud du réeau cœur Si la condition 3.9 ou la condition 3.10 n et pa atifaite en un nœud m du réeau cœur (ca du en montant ou du en decendant), alor il y a congetion. En tout nœud m où apparaît une telle congetion, le eion S m ont claée par ordre croiant de priorité. Pui tant que le tet 3.9 et 3.10 ne ont pa atifait tou le deux, le eion S m telle que P ( ) < P () font l objet, une à une, par ordre croiant de priorité, d une déallocation palier par palier de leur montant de reource allouée, i cela et poible c et-à-dire i ρ cn > r min. Pour une telle eion S m la déallocation effectuée et la uivante: α et un entier naturel qui détermine le taux de déallocation à chaque palier, k et un entier naturel repréentant le pa d incrémentation correpondant à chaque palier, 0 < k α, ρ cn = rmax σ = σ k, m ρ rn k rmax = σk + Lmax, = R(rmax k rmax r min, α r min ) α avec ( σ k = r max k rmax r min ) q, max D α h m=1 L max r m 2(h 1)L max + Lmax, q, max D étant calculée à partir de l équation (3.5). Aini le eion de la clae de priorité la plu faible ubient, une à une, une dégradation uniforme de leur débit alloué juqu au niveau acceptable k = α afin de libérer le reource néceaire à l admiion de la eion entrante. Si le montant de reource libérée et toujour inuffiant, alor le eion de de la clae de priorité directement upérieure font ucceivement l objet de la même réévaluation de reource allouée.

117 95 Finalement, ou condition que le reource pouvant être libérée oient uffiante, la eion entrante et acceptée dan le réeau et le reource de eion concernée ont libérée. Suite à l apparition du phénomène de congetion en un nœud m du chemin P() de la eion entrante, le montant de reource de eion en cour préente à ce nœud ont éventuellement réévaluée. Toute réévaluation du montant de reource allouée au nœud m à la eion dégradée et répercutée en chacun de nœud du chemin P( ) de la eion dégradée et ur l interface radio. Ce contrôle de flot et effectué par la modification de Rpec de eion dégradée, ce état contenant le montant de reource allouée aux eion dan le mécanime RSVP. 3.3 Contrôle d admiion baé ur le meure L architecture de contrôle et de déciion décrite dan la ection 3.2 permet un contrôle d admiion adaptatif garantiant la qualité de ervice de uager dan le réeau. Le decripteur de trafic [r min,r max ] ont de decripteur à priori du trafic attendu. Cependant, dan le cadre de application multimédia, il et difficile de avoir à priori quel era le trafic émi par la ource. Nou développon donc une procédure d admiion nommée mbcac e baant ur de decripteur de trafic iu de meure en temp réel, plutôt que ur de decripteur à priori. Aini, en combinant le meure de trafic avec l architecture d admiion pour le ervice garanti décrite à la ection 3.2, nou propoon une procédure d admiion qui a pour but de parvenir à un meilleur taux d utiliation, tout en maitenant une QdS atifaiante et un taux de blocage (NdS) faible Le proceu de meure Implémentation dan le réeau Le but d un contrôle d admiion à bae de meure et de tranférer la charge de la caractériation du trafic de la ource au réeau afin de réalier le déciion d admiion non plu ur le pécification exacte de la ource mai ur la bae de meure. La procédure e

118 96 fonde ur l utiliation de caractériation à priori de ource pour le flot demandant l accè au réeau et de caractériation iue de meure pour le flot préent dan le ytème. Le méthode de contrôle d admiion établie dan la littérature (ection 1.6.3) e baent ur la meure du trafic aggrégé de flot préent dan le ytème. Dan le cadre de notre étude, où le flot ont géré indépendamment le un de autre, nou conidéron que le meure ont faite individuellement pour chaque eion en cour dan le réeau. Aini, dan le en montant, le mécanime de meure et implanté au niveau de chaque terminal mobile, afin de caractérier le trafic émi par le ource de eion en cour. De même, dan le en decendant, le mécanime de meure et implanté au niveau de chaque ource de trafic en entrée du réeau cœur. Quelque oit le en de la eion en cour, l etimation du trafic émi et placée dan la tructure de pécification de reource RSpec aociée à cette eion, ce qui permet de dipoer, en chaque nœud du chemin de la eion, à la foi du débit en cour alloué et du débit en cour meuré au niveau de la ource Mécanime de meure La méthode de contrôle d admiion développée dipoe de deux compoante ditincte: le proceu de meure qui etime le chargement du réeau et l algorithme d admiion luimême qui appuie ur cette etimation. Nou choiion d utilier le proceu de meure par fenêtre temporelle utilié par Jamin et al. [35] et décrite dan la ection Débit Fin de la fenêtre Etimation du débit p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p p Temp T T Fig. 3.6 Mécanime de meure

119 97 Le proceu de meure utilie le paramètre T et p. La période de moyennage p contrôle la enibilité de l etimation: plu p et petit, plu l etimation et enible aux burt de trafic. La taille de la fenêtre T contrôle l adpatabilité du mécanime de meure au chargement du trafic: plu T et petit, plu le mécanime adapte au trafic; cependant, plu T et grand, plu nou obtenon de tabilité dan le mécanime. Le valeur donnée à ce paramètre ont donc un impact conéquent ur le performance de l algorithme d admiion qui en découle. Ce valeur doivent être choiie en fonction de caractéritique du trafic émi et éventuellement en fonction de priorité de eion dont on meure le trafic. Dan notre étude, le trafic envoyé par chaque eion en cour dan le réeau et meuré. On note ˆρ l etimation du débit d une eion quelconque en cour dan le réeau. La valeur de ˆρ et actualiée de la façon uivante: lor de l admiion de la eion dan le réeau, ˆρ = ˆρ p i ˆρ p > ˆρ, ˆρ p étant le débit moyen meuré ur la période p, r max max(ˆρ p ) ur la dernière fenêtre T. La figure 3.7 décrit l algorithme de meure implémenté. Algorithme de meure meure(ˆρ ) {lorqu une nouvelle fenêtre de meure débute.} ˆρ p, max = 0; for i = 1 to T p do ˆρ p,i = débit moyen meuré ur la ième période d échantillonage if (ˆρ p,i > ˆρp, max) then ˆρ p, max = ˆρ p,i ; {ˆρp, max repréente la plu grande valeur de débit moyen meuré.} end if if ˆρ p,i > ˆρ {la valeur de débit moyen meurée excède ˆρ, immédiatement then ˆρ = ˆρ p,i ; actualier ˆρ avec la nouvelle valeur moyenne meurée.} end if end for ˆρ = ˆρ p, max; {actualie ˆρ avec la plu grande valeur de débit moyen meurée ur la fenêtre T.} Fig. 3.7 Peudo-code de l algorithme de meure

120 Spécification de QdS Decripteur La procédure à bae de meure repoe ur le même decripteur de QdS que ceux préenté à la ection pour le eion demandant l accè au réeau. En revanche, dan cette étude, la eion en entrée du réeau (en montant ou en decendant) a une demande en terme de débit égale à r max, pui le débit alloué à la eion pourra être modifié par la uite en fonction du trafic meuré, et non plu forcément dan l intervalle à priori [r min,r max ]. Toute eion admie dan le réeau (en montant ou en decendant) et entièrement décrite par le decripteur de trafic préenté à la ection , auxquel on ajoute l etimation ˆρ du trafic émi par la ource initiant la eion Garantie de QdS Afin de atifaire le contrainte de délai et de bande paante exigée par le eion, nou nou plaçon toujour dan le contexte de garantie établit à la ection Aini, dan le contexte baé ur le meure, une eion entrante e voit allouer un débit r max pui, éventuellement, i le meure indiquent une ou-utiliation de reource, la eion en cour peut e voir attribuer une nouvelle bande paante plu faible qui era alor garantie. La garantie ur le délai, quant à elle, opère en ajutant la profondeur du bucket en fonction du débit alloué à la eion et du délai demandé. Cependant, comme pour tout ervice à bae de meure, la préciion et l incertitude ur le meure ont un impact important ur le performance de l algorithme d admiion. De plu, le fait de faire de meure a de conéquence ur la QdS. En effet, en caractériant le trafic de ource à l aide de meure, on fait le pari que le paé récent et un bon indicateur pour l avenir proche. Si ce pari n et pa tenu, alor la QdS offerte et dégradée. Dan le cadre de notre étude, par exemple, une eion en cour qui ou-utilie e reource (d aprè l etimation établie par l algorithme de meure) peut e voir attribuer une bande paante plu petite que celle actuellement allouée, tout en garantiant la borne ur le délai exigée. Cependant, i dan l avenir le trafic émi par la ource avant le liage devient upérieur à la

121 99 bande paante allouée à la eion en cour, alor la ource n et plu conforme aux paramètre alloué à la eion dan le réeau et la QdS en terme de débit n et plu atifaite. Aini, l algorithme d admiion propoé et développé dan un contexte de ervice garanti et la QdS offerte et acceptable tant que le proceu de meure et un bon indicateur du futur Vérification de reource diponible Le notation utiliée pour la decription de l algorithme mbcac ont exactement celle préentée à la ection Toute eion demande à être admie dan le réeau au débit de tranmiion r max. La procédure d admiion de la eion et celle préentée à la ection Le tet d admiion repectivement ur l interface radio et ur le nœud du réeau cœur ont ceux établi et détaillé dan le ection et Réervation et allocation de reource Aini, comme dan le ca de la procédure décrite en 3.2.4, toute eion admie dan le réeau, que ce oit dan le en montant ou dan le en decendant e voit attribuer le reource uivante lor de on admiion: ρ cn := r max, σ := σ max, m ρ rn := σmax + L max m {1,...,h 1}, := R(r max ), fer := F avec σ max = r max ( q, max D h m=1 L max r m D q, max étant calculée à partir de l équation (3.5). ) 2(h 1)L max + L max,

122 Libération de reource Nou nou plaçon dan le ca où l un au moin de tet d admiion 3.7 (i en montant), 3.8 (i en decendant), 3.9 et 3.10 a échoué. Dan ce ca nou omme dan un état de congetion, et il n y a pa uffiamment de reource dan le réeau pour accepter la eion qui e préente en entrée. Alor le reource de eion en cour dan le réeau, de plu faible priorité que et dont le trafic meuré indique une ou-utiliation de reource, peuvent éventuellement être libérée afin d admettre la eion entrante de plu haute priorité. A priori il ne agit pa d une renégociation de QdS étant donné que l on déalloue de reource non-utiliée. Cependant nou avon vu que cette déallocation entraîne le rique d une poible dégradation de QdS en terme de débit pour l avenir; c et pourquoi il agit de libérer de reource diponible uniquement chez le eion en cour de plu faible priorité Congetion ur l interface radio Si la condition 3.7 (i en montant) ou la condition 3.8 (i en decendant) n et pa atifaite, alor il y a congetion ur l interface radio. Le eion S ont alor claée dan l ordre de priorité croiante. Pui, tant que le tet d admiion ur la partie radio n et pa atifait, le eion S telle que P < P font l objet, une à une, par ordre croiant de priorité, d une déallocation de leur montant de reource allouée i le meure indiquent une ou-utiliation de reource, c et -à-dire i ρ rn R( ρˆ + ɛ) > 0. Pour une telle eion S la déallocation effectuée et la uivante: ρ rn ρ cn := R( ρ ˆ + ɛ), := ρˆ + ɛ, σ := ˆσ, m := ˆσ + Lmax

123 101 avec ˆσ = ( ρˆ + ɛ) q, max D h m=1 L max r m 2(h 1)L max + Lmax, q, max D étant calculée à partir de l équation (3.5). Le paramètre ɛ et une valeur trè inférieure à ρˆ permettant de lever une certaine incertitude ur la meure faite, et garder une marge de écurité par rapport à la préciion de la meure. De plu, il apparaît que ρ cn et σ peuvent prendre de valeur trè faible i le meure indiquent au moment de la congetion une trè faible activité du trafic émi par. Or i on affaiblit trop la valeur allouée à σ, alor pour continuer à garantir le délai il faudrait que la ource oit quaiment à taux contant puique le bucket n aborberait preque plu le burt de trafic, aui petit oient il. De ce fait, nou impoon une autre condition pour autorier la libération de reource inutiliée chez une eion en cour: ρˆ > ρ, où ρ et une borne inférieure ur le débit que l on peut allouer à une eion. Aini, ou condition que le reource pouvant être libérée oient uffiante, la eion entrante et acceptée dan le réeau et le reource de eion concernée ont libérée. Lor de l admiion d une eion, le montant de reource allouée aux eion en cour dan la même cellule que font éventuellement l objet d une réévaluation. Cette réévaluation du montant de reource alloué à une eion en cour et répercutée en chacun de nœud du chemin P( ) ur le réeau cœur en mettant à jour le reource allouée dan la tructure RSpec du mécanime RSVP. Le contrôle de flot et effectué par la modification de Rpec de eion dégradée Congetion en un nœud du réeau cœur Si la condition 3.9 ou la condition 3.10 n et pa atifaite en un nœud m du réeau cœur (ca du en montant ou du en decendant), alor il y a congetion. En tout nœud m où apparaît une telle congetion, le eion S m ont claée par ordre croiant de priorité. Pui tant que le tet 3.9 et 3.10 ne ont pa atifait tou le deux, le eion S m telle

124 102 que P ( ) < P () font l objet, une à une, par ordre croiant de priorité, d une déallocation de leur montant de reource allouée, i le trafic meuré indique une ou-utiliation de reource c et-à-dire i ρ cn ρˆ > ɛ. Il faut également vérifier que ρˆ > ρ, où ρ et la borne inférieure ur le débit que l on peut allouer à une eion comme définie à la ection Pour une telle eion S m la déallocation effectuée et la uivante: ρ cn = ρˆ + ɛ, σ = ˆσ, m ρ rn = ˆσ + Lmax, = R( ρˆ + ɛ) avec ˆσ = ( ρˆ + ɛ) q, max D h m=1 L max r m 2(h 1)L max + Lmax, q, max D étant calculée à partir de l équation (3.5). Aini, ou condition que le reource pouvant être libérée oient uffiante, la eion entrante et acceptée dan le réeau et le reource de eion concernée ont libérée. Suite à l apparition du phénomène de congetion en un nœud m du chemin P() de la eion entrante, le montant de reource de eion en cour préente à ce nœud ont éventuellement réévaluée. Toute réévaluation du montant de reource allouée au nœud m à la eion et répercutée en chacun de nœud du chemin P( ) de la eion dégradée et ur l interface radio. Ce contrôle de flot et effectué par la modification de Rpec de eion dégradée, ce état contenant le montant de reource allouée aux eion dan le mécanime RSVP Algorithme d admiion mbcac Le figure 3.8 et 3.9 préentent le peudo-code de l algorithme à bae de meure, dan le en montant et dan le en decendant. On rappelle que l admiion doit e faire ur le

125 103 réeau radio et le réeau cœur. 3.4 Concluion En concluion, l algorithme d admiion traite le flot de manière indépendante, cela permettant d aurer une garantie ur le délai pour chaque eion. Etant donné que la bande paante ur la partie radio et beaucoup moin importante que ur le réeaux fixe haut débit, il emble tout à fait poible de déployer un tel algorithme d admiion par flot plu complexe qu un algorithme traitant de flot agrégé. D autre part, un algorithme de meure et implémenté pour augmenter l utiliation de la bande paante en etimant le trafic de chaque flot. Le contrôle d admiion intégrant le meure continue de garantir la borne ur le délai mai fournit un ervice prédictif pour la garantie ur le débit. De perte peuvent également apparaître dan ce contexte, mai la nature même du lien radio peu fiable permet d enviager le contrôle d admiion à bae de meure comme une méthode intéreante. L algorithme d admiion développé, avec ou an le meure, et adaptatif en réallouant le reource de eion déjà active dan le réeau en fonction de la congetion à l admiion et en fonction de la nature du trafic entrant. Le chapitre uivant tete le performance de l algorithme à bae de meure, comparativement à celui baé ur de decripteur de trafic à priori.

126 Fig. 3.8 Algorithme mbcac en montant 104

127 Fig. 3.9 Algorithme mbcac en decendant 105

128 106 CHAPITRE 4 RÉSULTATS L objet de notre étude conite à propoer une tructure de contrôle et de déciion pour la getion de reource dan le futur réeaux de communication mobile et d évaluer le performance et l influence de paramètre choii dan le cadre de la conception du contrôle d admiion. La démarche adoptée met l accent ur la getion de reource limitée dan le réeau afin d offrir de garantie de QdS aux application multimédia à contrainte différenciée. L étude a porté ur l établiement d équation de capacité radio pour la partie radio et ur le choix de la dicipline d ordonnancement WFQ pour la partie réeau cœur aini que ur la conception de contrôle d admiion bout en bout adaptatif préenté au chapitre 3. Le algorithme cac0 et cac1 ont été étudié dan le réeau cœur par Troeung [7]. Dan notre étude ce algorithme ont été repri et adapté pour établir de contrôle d admiion bout en bout ur le réeau d accè 3G. De plu, un algorithme à bae de meure a été implémenté à fin de comparaion de performance avec l algorithme cac1. Notre étude en terme de réultat portera donc ur le performance et le caractéritique de algorithme ur l interface radio. En effet, le lien radio et la partie congetionnante pour le futur réeaux cellulaire: le reource radio étant beaucoup plu limitée que le reource du réeau cœur, le challenge pour ce réeaux et eentiellement la getion et le dimenionnement de celle-ci. Nou allon donc analyer le performance d une cellule radio. Le objectif de imulation ont le uivant: analyer le performance de l algorithme mbcac, en terme d utiliation de reource radio, de taux de blocage (NdS), et de garantie de QdS, en fonction de paramètre de meure choii, comparer le performance de algorithme mbcac et cac1, étudier une approche poible pour le dimenionnement du réeau d accè radio.

129 Decription du imulateur Le imulateur a été développé ou le logiciel de modéliation de réeaux OPNET [46]. Le algorithme d admiion et le politique aociée on été développé dan cet environnement tout en aurant l intégration avec le module déjà exitant dan le logiciel. En particulier, le protocole de réervation RSVP [10] tel qu implanté dan OPNET et utilié comme protocole de upport pour la ignaliation du contrôle de flot évoqué à la ection Réeau imulé Dan le cadre de réultat préenté, le réeau imulé et celui de la figure 4.1. Fig. 4.1 Topologie de l environnement imulé Le lien radio ont modélié entre le terminaux mobile et la tation de bae BS, c età-dire que le délai radio aini que le débit dicret de la configuration radio choiie y ont implanté. On rappelle que l étude porte ur le performance de l accè radio, étant interconnexion avec le réeau cœur. D aprè l homogénéité du trafic uppoée dan le équation de capacité radio, chaque cellule radio e comporte identiquement à e voiine. C et pourquoi

130 108 le trafic dan une eule cellule et imulé. Le lien entre la tation de bae et le nœud BSC du réeau cœur a une capacité uppoée infinie car nou conidéron qu il n y a pa de congetion ur ce lien. Le réeau cœur, trè implifié pour notre étude, et contitué du nœud BSC et du nœud PDSN qui aure l interconnexion du réeau cœur avec le réeau externe. L interconnexion entre le nœud BSC et PDSN et réaliée par un lien duplex de capacité limitée. Cependant, nou choiion pour no imulation une capacité de haut débit afin que la congetion du trafic d une cellule radio ait lieu ur le réeau radio. Le clae de trafic préentée à la ection ont mie en œuvre par de application type. Une répartition d application type et oumie en entrée du réeau (réeau cœur pour le en decendant, et réeau radio pour le en montant). De plu eul le niveaux de priorité Gold et Silver ont conidéré. Tab. 4.1 Seion d uager Clae Application Decription Hiérarchie Tâche de fond Mail Silver envoi et réception de courriel 0 Tâche de fond Mail Gold envoi et réception de courriel 1 Interactive DB Silver requête de bae de donnée 2 Interactive DB Gold requête de bae de donnée 3 Diffuion Video Silver vidéo treaming 4 Diffuion Video Gold vidéo treaming 5 Converationnelle Voice Silver VoIP 6 Converationnelle Voice Gold VoIP 7 Comme l indique la table 4.1, nou conidéron 8 type de eion ordonnée uivant le priorité de uager et de application. Dan le cadre de notre étude, toute eion et initiée par un de terminaux mobile du réeau d accè radio et et bilatérale: elle comporte un flot montant et un flot decendant de même priorité. On conidère donc que la eion bilatérale et compoée d une eion dan le en montant et une autre dan le en decendant comme précié dan la ection Etant donné que le trafic multimédia uceptible d être offert ur le futur ytème de communication mobile ont une charge de trafic aymétrique avec une charge plu importante ur le lien decendant, le reource demandée par la eion

131 109 montante diffèrent de celle demandée par la eion decendante. La eion bilatérale et admie dan le réeau i le reource ont diponible dan le en montant et dan le en decendant Modèle de trafic Caractéritique de application Le futur réeaux 3G tranporteront à la foi de application non temp réel et de application temp réel. Le application temp réel (voix et vidéo) ont la particularité d être codée et compreée à l émiion avant d être encapulée dan le paquet IP. Il exite pluieur type de codeur de qualité et de caractéritique différente pour la voix et également pour la vidéo. Le codeur tandard pour l audio recommandé par l UIT ont préenté dan la table 4.2, et le codeur tandard principaux utilié actuellement pour la vidéo ont préenté dan la table 4.3. Pour la voix, le trame de donnée audio ont compreée pui tanmie au réeau uivant un débit contant. La vidéo, elle, et la ucceion d une érie d image de taille fixée envoyée à de intervalle de temp régulier. Le ytème de compreion compree chaque image pui ce dernière ont tranmie ur le réeau. Le codeur permettent aini de réduire la bande paante utiliée en réduiant l epace mémoire (en bit) utilié par chaque image. Cependant, en conervant une qualité donnée, chaque image et plu ou moin compreible. Aini il exite deux type de codeur: le codeur à taux fixe remplient implement un epace mémoire qui et enuite écoulé à un débit contant ur le réeau. Il agit alor, étant donné le débit choii, de compreer chaque image de manière à ce que la mémoire ne oit jamai vide et ne déborde jamai. Cela implique éventuellement une réduction de la qualité de image qui ne peuvent être aez bien compreée. En revanche, le codeur à taux variable choiient une qualité d image donnée, et étant donnée cette qualité il compreent chaque image au maximum, et il en réulte un trafic à débit variable. Le codeur à taux variable ont appelé à être plu utilié dan le futur car il ne dégradent pa la qualité de l image. Pour le futur terminaux multimédia, le codeur principalement utilié eront le codeur

132 110 Tab. 4.2 Standard audio recommandé par l UIT Standard Débit (kbp) Taille d une trame (m) Année G audio codec G.726, G audio codec 16, , G audio codec , G peech codec /1994 G peech codec G peech codec 5.3 et Tab. 4.3 Standard vidéo principaux Standard Taux de compreion Application H.261 p 64kbp vidéo conférence (p= 1 to 30) H.263 <64kbp à plu de 2Mbp vidéo conférence MPEG-1 de 1.0 à 1.5 Mbp tockage d image animée ur de ytème de auvegarde (CD-ROM) MPEG-2 de 4 à 20 Mbp téléviion digitale dépendant de la qualité MPEG à 1024 kbp application multimédia (vidéo conférence) H.263 ou MPEG4 à taux variable pour la vidéo et le codeur G.729 à 8kbp pour la voix. Aini, le application voix générée dan notre imulateur utilient le codeur G.729 diponible dan OPNET, et le application de vidéo à la demande ont générée avec un débit variable par la donnée d une taille d image (en bit) qui uit une loi non contante et d un temp d interarrivée de image qui et contant. Toute le application type mie en œuvre ont de intance de modèle d application propoé par OPNET Technologie Inc. Le paramètre néceaire à la configuration de intance d application ont défini dan le manuel de configuration fourni par OPNET Technologie Inc [47]. La table 4.4 définit le paramètre decriptif de application temp réel et non temp réel mie en œuvre ur le lien montant et ur le lien decendant dan le imulateur. Pour une même application, eul le niveau de priorité (Gold ou Silver) peut changer. Le paramètre pour la voix ont ceux pri par Opnet par défaut avec le codeur G.729; pour le autre application nou nou omme inpiré de valeur donnée par Troeung [7] et avon parfoi augmenté la taille de meage ou requête afin de modélier du trafic multimédia.

133 111 Tab. 4.4 Paramètre de configuration de application type dan le imulateur en montant en decendant VoIP Longueur du ilence (en ) exponentiel(0.65) exponentiel(0.65) Longueur de la converation (en ) exponentiel(0.352) exponentiel(0.352) Type de codeur G.729 Nombre de trame par paquet 1 Vidéo Temp d interarrivée de image (en ) contant(1) contant(0.15) Taille de image (en byte) exponentiel(60) exponentiel(1000) DB Requête-Total tranaction 100% Temp d interarrivée de tranaction (en ) exponential(15) Taille de requête (en kbyte) contant(130) Temp d interarrivée (en ) exponentiel(10) exponentiel(8) Taille de meage (en kbyte) contant(60) contant(75) La table 4.5 décrit le exigence de QdS propre à chaque application. Nou le avon choiie de manière à repecter le débit généré par la configuration de chaque application donnée dan la table 4.4. Tab. 4.5 Paramètre de exigence de QdS de application dan le imulateur r min r max D max + δd F (en bp) (en bp) (en m) en montant % en decendant % DB en montant % en decendant % Vidéo en montant % en decendant % Voix en montant % en decendant % Profil de trafic Chaque terminal mobile modélié ur la figure 4.1 et une ource de trafic générant un certain type de eion (application et priorité). Le trafic généré par chaque terminal et la ucceion en érie du même type de profil de trafic défini tatitiquement comme décrit par Troeung [7] et détaillé ci-deou.

134 112 Pour notre étude, nou utilion un nombre variable de terminaux mobile de type Voice Gold, Voice Silver, Video Gold, Video Silver, DB Gold, DB Silver, Mail Gold et Mail Silver. La figure 4.2 indique la ucceion en érie du même profil défini tatitiquement pour un terminal donné. Le paramètre decriptif de la ucceion de profil ont le uivant: début de profil : ditribution tatitique, durée : ditribution tatitique, temp d inter-répétition (intervalle entre le arrivée) : ditribution tatitique, nombre de répétition : contant ou illimité, mode de répétition : érie. Durée : ditribution + paramètre Début : ditribution + paramètre Temp d'inter-répétition : ditribution + paramètre + nombre de répétition + motif de répétition Charge utile (en bit) temp (en ) début du profil Durée Temp d'inter- répétition Fig. 4.2 Succeion temporelle de profil de trafic Le profil de trafic aocié à un terminal conite en la ucceion de eion en parallèle préentant le même caractéritique de trafic, d exigence de QdS et de niveau de priorité. La figure 4.3 indique la ucceion de application dan un profil de trafic appartenant à un terminal donné. Le paramètre decriptif de la ucceion d application ont le uivant : nombre de eion : contant, décalage de début de eion : ditribution tatitique, durée : ditribution tatitique, répétitivité : unique aprè le début du profil de trafic. À l intérieur d un même profil de trafic, le application e uccèdent donc ur le mode parallèle. Dan notre imulateur, nou généron une et une eule eion à l intérieur d un

135 113 Durée : ditribution + paramètre Début : ditribution + paramètre Temp d'inter-répétition : ditribution + paramètre + nombre de répétition + motif de répétition Charge utile (en bit) Durée de l'application début du profil décalage de début de eion temp (en ) Durée du profil Temp d'inter-répétition Fig. 4.3 Succeion temporelle de eion pour un profil de trafic conidéré profil. Chaque application (ou eion) et intanciée d aprè le modèle d application original avec le valeur donnée dan le tableau 4.4 afin de produire la quantité de trafic attendue. Aini, pour notre étude tou le trafic généré par le terminaux ont de ucceion d application en érie. D autre part le différent cénario que nou allon conidérer eront déterminé par le nombre de terminaux utilié et le profil de trafic donné à chaque terminal mobile Paramètre de configuration annexe Du fait de la capacité élevée du lien ur le réeau cœur, on uppoe que le délai de propagation D p et le délai de tranmiion D tr pour toute eion ont uppoé négligeable par rapport au temp d attente dan le file d attente du réeau cœur. Quant au temp de traitement D t, on le prend égal à une borne upérieure de 100m. L équation (3.5) devient q, max donc D = D max + δd D t D trame Lmax T. trameρ rn Le paramètre de configuration du réeau cœur contitué de nœud BSC et PDSN et d un lien duplex ont décrit dan la table 4.6. En ce qui concerne la taille maximale d un paquet, ou IP elle et de 1500 octet, et cela comprend le 40 octet d entête néceaire à l encapulation. Cependant, la voix et la vidéo avec le tandard utilié voient la taille maximale de leur paquet pouvant être repectivement de 50 octet et de 296 octet, comme

136 114 cela et précié par ElGebaly [48]. Ce donnée permettent le calcul du délai ur le lien radio comme pécifié par la formule (3.2). Tab. 4.6 Paramètre pour le réeau cœur Capacité du lien DS3 (44 Mbp) Taille de paquet maximale VoIP 50 octet Vidéo treaming 296 octet Courriel 1500 octet Requête bae de donnée 1500 octet Le paramètre de configuration pour l interface radio ont récapitulé dan la table 4.7. Ce ont ceux utilié à la ection lor de l analye de équation de capacité radio. Paramètre W Valeur λ 0.55 hg ul 0.54 Tab. 4.7 Configuration de paramètre radio Hz LF ul 0.6 ν ul voix: 0.67 autre: 1 p ul h p dl h Paramètre W N 0 P b Valeur Hz W/Hz 20 W F cont 0.2 w 0.4 LF dl 0.6 hg dl 0.54 ν dl voix: 0.67 autre: 1 K 3600 R d 0 Ditribution 1000 m 1500 m Suivant la ditance Paramètre T trame (a) (b) (c) Valeur 20m en montant en decendant paramètre annexe Etant donnée le valeur de configuration radio ci-deu mentionnée et le demande en terme de débit et de fer décrite dan la table 4.5, nou pouvon établir le réultat préenté dan la table 4.8 qui permettront d analyer le réultat de imulation par la uite. La notion de capacité dan le en montant et dan le en decendant et expliquée au chapitre 2.

137 115 Tab. 4.8 Capacité utiliée par chaque type de eion R(r min ) Capacité Capacité (bp) utiliée max Mail DB DL Video Voice R(r max) Capacité Capacité (bp) utiliée max Mail DB DL Video Voice R(r min ) Capacité Capacité (bp) utiliée max Mail DB UL Video Voice R(r max) Capacité Capacité (bp) utiliée max Mail DB UL Video Voice Le différent ca d étude Le différent cénario choii pour étudier le performance de l algorithme d admiion ont caractérié par une certaine répartition du trafic elon le type d application. Ce cénario doivent donc être conçu de manière à repréenter le profil de demande et la nature de chargement de trafic pour le futur réeaux de troiième génération. Il e baent ur de pronotic, à avoir la façon dont le uager utilieront le application. Le deux cénario propoé inpirent de répartition donnée dan le rapport technique de Lind [49] rédigé chez Ericon, et qui ont pour but d étudier le caractéritique de nouvelle application multimédia. Ce deux cénario type ont caractérié par la contribution en terme de bande paante de chaque clae de trafic, qui et évaluée en pourcentage du trafic total. Le premier cénario (A) prédit aini une large utiliation de application multimédia, tandi que le econd cénario (B) privilégie la voix tout en conidérant une augmentation de application multimédia par rapport à l utiliation actuelle de ervice de donnée Scénario (A) Ce cénario tet et detiné à l évaluation du déploiement de nouvelle application plutôt qu à l évaluation de l application de la parole (VoIP). Le trafic généré par le ource en entrée du réeau aini que leur demande en bande paante maximum et minimum ont préenté dan la figure 4.4.

138 116 Le tableau 4.9 préente le différent profil de trafic généré. Le valeur ont été fixée afin de générer la quantité et la répartition de trafic déirée. Noton qu à un intant quelconque, il y a au plu de 20 eion imultanée dan la cellule radio (8 eion voix, 4 eion vidéo, 4 eion mail et 4 eion DB). Etant donné le réultat de la table 4.8 ur le équation de capacité radio, cela peut déjà repréenter une aturation de la capacité d une cellule pour du trafic multimédia. Sur le temp de imulation, cette quantité de trafic a repréenté 111 eion ayant fait une requête au réeau. La figure 4.5 montre la répartition moyenne du trafic généré en entrée du réeau ur la période de imulation. Tab. 4.9 Paramètre de configuration de profil de trafic pour le cénario (A) Terminal Début profil et eion () Durée profil () Durée eion () Inter-répétition du profil () Mail Silver 1 contant(15) exponentiel(125) exponentiel(60) contant(155) Mail Gold 1 contant(20) exponentiel(125) exponentiel(60) contant(155) DB Silver 1 contant(25) exponentiel(400) exponentiel(150) contant(50) DB Gold 1 contant(30) exponentiel(400) exponentiel(150) contant(50) Video Silver 1 contant(35) exponentiel(200) exponentiel(100) contant(60) Video Gold 1 contant(40) exponentiel(200) exponentiel(100) contant(60) Voice Silver 1,2,3,4 contant(45) exponentiel(175) exponentiel(150) contant(5) Voice Gold 1,2,3,4 contant(50) exponentiel(175) exponentiel(150) contant(5) Mail Silver 2 contant(55) exponentiel(125) exponentiel(60) contant(155) Mail Gold 2 contant(60) exponentiel(125) exponentiel(60) contant(155) DB Silver 2 contant(65) exponentiel(400) exponentiel(150) contant(50) DB Gold 2 contant(70) exponentiel(400) exponentiel(150) contant(50) Video Silver 2 contant(75) exponentiel(200) exponentiel(100) contant(60) Video Gold 2 contant(80) exponentiel(200) exponentiel(100) contant(60) Scénario (B) Ce cénario tet tient compte du déploiement de application nouvelle aini que de application de parole (VoIP). Le trafic généré par le ource en entrée du réeau aini que leur demande en bande paante maximum et minimum ont préenté dan la figure 4.6. Le tableau 4.10 préente le profil de trafic généré dan ce cénario. Le valeur ont été fixée afin de générer la quantité et la répartition de trafic déirée. A un intant quelconque, on voit qu il y a au plu 25 eion imultanée active dan la cellule radio (16 eion voix,

139 x 105 trafic reel requete max requete min 12 x 105 trafic reel requete max requete min Quantite de trafic (bp) 6 Quantite de trafic (bp) Temp () Temp () (a) - trafic en entrée du réeau dan le en montant (b) - trafic en entrée du réeau dan le en decendant Fig. 4.4 Quantité de trafic pour le cénario (A) 60 downlink uplink Repartition (%) 30 Repartition (%) CO ST INT BG 0 CO ST INT BG (a) - répartition en bande paante de requête (b) - répartition en nombre de eion de requête Repartition (%) OR ARGENT (c) - répartition en bande paante de requête uivant le profil d uager Fig. 4.5 Profil de trafic pour le cénario (A)

140 118 4 eion vidéo, 2 eion mail et 3 eion DB). Sur le temp de imulation, cette quantité de trafic a repréenté 119 eion ayant fait une requête au réeau. La figure 4.7 montre la répartition moyenne du trafic généré en entrée du réeau ur la période de imulation. Tab Paramètre de configuration de profil de trafic pour le cénario (B) Profil de trafic Début profil et eion () Durée profil () Durée eion () Inter-répétition du profil () Mail Silver 1 contant(15) exponentiel(250) exponentiel(60) contant(155) Mail Gold 1 contant(20) exponentiel(250) exponentiel(60) contant(155) DB Silver 1 contant(25) exponentiel(400) exponentiel(150) contant(200) DB Gold 1 contant(30) exponentiel(400) exponentiel(150) contant(200) Video Silver 1 contant(35) exponentiel(500) exponentiel(100) contant(300) Video Gold 1 contant(40) exponentiel(500) exponentiel(100) contant(300) Voice Silver 1,2,3,4 contant(45) exponentiel(350) exponentiel(300) contant(50) Voice Gold 1,2,3,4 contant(50) exponentiel(350) exponentiel(300) contant(50) DB Gold 2 contant(70) exponentiel(400) exponentiel(150) contant(200) Video Silver 2 contant(75) exponentiel(500) exponentiel(100) contant(300) Video Gold 2 contant(80) exponentiel(500) exponentiel(100) contant(300) Voice Silver 5,6,7,8 contant(85) exponentiel(350) exponentiel(300) contant(50) Voice Gold 5,6,7,8 contant(90) exponentiel(350) exponentiel(300) contant(50) 10 x trafic reel requete max requete min 10 x trafic reel requete max requete min Quantite de trafic (bp) Quantite de trafic (bp) Temp () Temp () (a) - trafic en entrée du réeau dan le en montant (b) - trafic en entrée du réeau dan le en decendant Fig. 4.6 Quantité de trafic pour le cénario (B)

141 downlink uplink Repartition (%) 40 Repartition (%) CO ST INT BG 0 CO ST INT BG (a) - répartition en bande paante de requête (b) - répartition en nombre de eion de requête Repartition (%) OR ARGENT (c) - répartition en bande paante de requête uivant le profil d uager Fig. 4.7 Profil de trafic pour le cénario (B) 4.3 Validation de performance Dan notre étude, le performance et caractéritique de algorithme d admiion ont obtenue par le biai de la imulation. Dan cette ection nou préenton ur deux exemple, la variabilité de réultat obtenu en fonction du germe original qui permet de générer aléatoirement le trafic dan OPNET. En effet, le trafic et généré ur la bae de critère probabilite afin de modélier le comportement réel de ource et application, et donc pour un même cénario, le réultat ne ont pa exactement le même lorque la racine initiale de équence aléatoire et modifiée. Nou avon effectué 5 imulation avec 5 germe différent. Aini la figure 4.8 montre la faible variabilité de réultat en fonction de la valeur du germe initial (eed). Il et donc raionnable par la uite de déterminer le performance du ytème ur la bae d un eul et unique germe initial. De plu, l évolution de tendance, la comparai-

142 120 on de performance et le caractéritique de procédure de contrôle d admiion peuvent être totalement déduite de réultat obtenu ur la bae d un eul germe eed 128 eed 100 eed 160 eed 200 eed Taux de blocage (%) Temp () (a) - taux de blocage pour le cénario A ou la porcédure cac eed 128 eed 100 eed 160 eed 200 eed Taux de blocage (%) Temp () (b) - taux de blocage pour le cénario B ou la porcédure mbcac Fig. 4.8 Taux de blocage globaux obtenu pour 5 équence de imulation elon le cénario A avec la procédure cac1 et elon le cénario B avec la procédure mbcac

143 Etude et performance de l algorithme MBCAC en fonction de paramètre de meure L algorithme utilié pour meurer le trafic émi par chaque ource e bae ur le mécanime de fenêtre développé par Jamin et al. [35]. Il mettent en évidence que la taille de la fenêtre de moyennage p et la taille de la fenêtre de meure T ont un impact important ur le performance du ytème. Dan le cadre de notre étude, dan un contexte radio, nou évaluon également l influence de ce paramètre de meure ur différent critère de performance: le taux de blocage global, le taux d occupation à la tation de bae et la garantie de QdS. Cela permettra enuite de e placer dan une configuration optimale du mbcac et de comparer e performance avec celle de l algorithme cac1. Comme indiqué par Jamin et al. [35], nou choiion le paramètre p égal environ au temp de tranmiion de 100 paquet et le paramètre T égal à pluieur foi la valeur de p Phénomène de blocage Nou évaluon pour chaque cénario le pourcentage de eion refuée en fonction premièrement de la taille de la fenêtre T, pui en fonction de la longueur de l échantillonnage p. Noton que le taille de fenêtre ont exprimée en équivalent en nombre de paquet tranmi. A traver l un et l autre de cénario, il apparaît que plu la taille de la fenêtre T et grande, p étant fixé, plu le taux de rejet et important. En effet, la valeur de débit meurée et d autant plu ouvent actualiée que la taille de la fenêtre T et petite. Plu T et petit, plu il y a de chance que le débit meuré oit adapté au trafic et qu éventuellement il indique une ou utiliation de reource. En revanche i T devient grand, l actualiation de la valeur du débit meurée et moin fréquente et moin adaptée au trafic, et il en réulte alor un taux de blocage upérieur. Il et à noter que l influence de la taille T ur le taux de blocage dépend du type de trafic émi. En effet, pour le cénario B, l impact de la taille de cette fenêtre et beaucoup moin net que dan le ca du cénario A. En effet, le cénario B et chargé à 50% par de la voix, qui a un débit contant; aini ur le trafic voix, l algorithme de meure n apporte pa d avantage,

144 122 et le bénéfice en terme de taux de blocage engendré par le meure ur le autre type de trafic ont moin marqué que dan le ca du cénario A qui et fortement chargé en trafic à taux variable. En ce qui concerne l influence du paramètre p, on aperçoit que le taux de blocage diminue légèrement lorque p croît, T étant fixé. En effet, lorque p devient grand le moyennage lie mieux le débit meuré et détecte moin le burt de trafic; aini, lor de l actualiation de la valeur de débit à la fin de la fenêtre T, le échantillon de débit moyen calculé ur le intervalle de temp p ont plu lié et ont de valeur plu faible que pour une taille de p plu petite qui permettrait de détecter de burt. Comme l on actualie la valeur du débit meurée par la moyenne la plu élevée ur la fenêtre T qui vient de paer, cette valeur et d autant plu faible que le paramètre p et grand, et cela engendre plu de probabilité de pouvoir libérer de reource et donc d obtenir un taux de blocage plu faible. Cependant la enibilité du taux de blocage au paramètre p n et pa trè forte étant donné une valeur de T donnée. Aini pour chaque cénario, nou obtenon une faible variation du taux de blocage pour p valant 50 ou 125 paquet. En fait, pour p autour de 100 paquet, le variation ur le performance ont trè faible, c et pourquoi nou montron implement le ca où p = 50 et p = 125 qui ont le valeur extrême à donner a p pour reter autour de 100 paquet. Aini nou retenon qu en terme de taux de blocage, il et avantageux de choiir une taille de fenêtre T la plu petite poible étant donnée la taille de p. De plu, même i la enibilité du taux de blocage au paramètre p et aez faible, le gain en terme de taux de blocage et meilleur lorque p augmente (autour de 100 paquet) Taux d occupation à la tation de bae La figure 4.10 indique le taux d occupation moyen à la tation de bae en terme de capacité radio conommée, ur le lien montant et ur le lien decendant, pour chacun de cénario, et en fonction de paramètre de meure. L obervation de taux d utiliation de la capacité ur le lien montant et decendant indique bien la prépondérance du lien decendant

145 T=100 p=50 T=250 p=50 T=900 p=50 T=250 p= Taux de blocage (%) Temp () (a) - cénario A: taux de blocage global en fonction de T et p Taux de blocage (%) T=100 p=50 5 T=250 p=50 T=900 p=50 T=250 p= Temp () (b) - cénario B: taux de blocage global en fonction de T et p Fig. 4.9 NdS globaux en fonction de paramètre de meure pour le cénario A et B

146 124 dan le déploiement de application multimédia. De même que le taux de blocage et d autant plu faible que la valeur de T et petite, le taux d utiliation de la reource radio et d autant plu important que T et petit. En effet, plu T prend une petite valeur, plu l algorithme et capable de répartir un montant plu élevé de reource parmi un plu grand nombre de eion. D autre part, on voit que le paramètre p pri entre le valeur 50 et 125 n influence quaiment pa le taux d utiliation de reource à la tation de bae. On note toutefoi une légère amélioration du taux d utiliation lorque p pae de 50 à 125. Tab Taux d utiliation comparé pour le cénario A et B en fonction de paramètre de meure cénario A utiliation UL utiliation DL moy (%) min (%) max (%) moy (%) min (%) max (%) T=900 p= T=250 p= T=100 p= T=250 p= cénario B utiliation UL utiliation DL moy (%) min (%) max (%) moy (%) min (%) max (%) T=900 p= T=250 p= T=100 p= T=250 p= Garantie de QdS La procédure mbcac libère une partie de reource allouée aux eion en cour lorque le mécanime de meure détecte une ou-utiliation, et ce dan but de pouvoir accomoder au mieux le eion entrante. Le débit de tranmiion affecté aux eion en cour ubient donc de fluctuation, le niveau de QdS en terme de débit n et à priori pa affecté puique le débit alloué et dégradé i le mécanime de meure indique que ce nouveau débit uffira à atifaire la demande en débit de la eion en cour. En ce qui concerne le niveau de QdS en terme de délai, il agit de vérifier que le contrainte de délai ont bien repectée tout au

147 T=900 p=50 T=250 p=50 T=100 p=50 T=250 p= Taux occupation (%) UL DL UL DL UL DL UL DL (a) - cénario A: taux d occupation à la BS en fonction de T et p T=900 p=50 T=250 p=50 T=100 p=50 T=250 p= Taux occupation (%) UL DL UL DL UL DL UL DL (b) - cénario B: taux d occupation à la BS en fonction de T et p Fig Taux d utiliation de la capacité diponible à la BS en fonction de paramètre de meure pour le cénario A et B

148 126 long de la durée de vie de eion. La figure 4.11 indique le fonction de denité cumulée du délai bout en bout pour le application de voix et de bae de donnée. L obervation de courbe montre d abord que la contrainte de délai pour chaque application et trictement repectée. D autre part le variation ur le délai ont relativement faible. En effet, le repect de la contrainte de délai et auré par le délai dan le file d attente de nœud du réeau cœur que nou contrôlon au traver du dimenionnement adéquat de token bucket et de mémoire tampon pour chaque eion. Aini, le délai moyen pour une application voix et de 255 m et le délai moyen de l application DB et de 1.33, et ce quel que oient le cénario et le valeur de paramètre de meure. Avec la technique d ordonnancement WFQ, le flot ont iolé le un de autre, le délai d un paquet dan la file d attente d une eion ne varie qu en fonction du comportement de a ource et ne varie pa en fonction de autre flot. Aini le faible variation ur le délai obervée pour chaque ca ont due au comportement de chaque ource. Etant donnée l échelle de temp conidérée, on peut dire que quelle que oit la taille de fenêtre de meure, le délai et repecté pour le application temp réel comme pour le application non temp réel, et qu il n y a pa d impact de la taille de fenêtre ur la valeur de ce délai. La QdS en terme de délai et donc entièrement atifaite, ce qui et totalement garanti par la la borne de Parekh et Gallager [16]. En ce qui concerne le débit, nou avon déjà dit que la procédure mbcac diminue la bande paante allouée à une eion en cour i le mécanime de meure etime que la ource envoie effectivement e paquet à un débit inférieur à celui alloué. Aini, i le mécanime de meure était parfait et était un trè bon indicateur du comportement de la ource, alor le fait de diminuer la bande paante allouée n engendrerait pa de dégradation de QdS. Or il e peut que, uivant le valeur de paramètre de meure, le mécanime de meure ou-évalue le beoin réel de la ource en terme de débit. Si l on et dan ce ca et que le reource ont libérée à ce moment là, alor nou dégradon la QdS offerte à la eion en quetion. Rappelon que dan ce ca, il doit également e produire de perte de paquet en avant du token bucket de la ource, le temp que cette dernière adapte

149 T=900 p=50 T=250 p=50 T=100 p=50 T=250 p= T=900 p=50 T=250 p=50 T=100 p=50 T=250 p= Ditribution cumulative Ditribution cumulative Delai () Delai () (a) - cénario A: Voice Gold (b) - cénario B: Voice Gold T=900 p=50 T=250 p=50 T=100 p=50 T=250 p= Ditribution cumulative Delai () (c) - cénario A: DB Gold Fig Ditribution cumulative de la répartition du délai bout en bout pour le application Voice Gold et DB Gold en fonction de paramètre de meure au nouveau liage qui lui ait impoé. La figure 4.12 préente le trafic émi (et accepté dan le réeau ou le cénario A) par un terminal de eion DB aini que le valeur donnée par l algorithme de meure uivant le paramètre de meure. On remarque que pour p fixé à 50, plu la fenêtre T et grande moin le meure ont adaptée au trafic. Cependant, on voit également que i T devient relativement petit, alor le meure deviennent un plu mauvai indicateur du futur, car certain point ou évaluent le beoin réel de la ource en terme de débit. Par ailleur, pour T fixé à 250, on voit que lorque p vaut 125, le moyennage lie plu le trafic que pour p = 50 et cela

150 128 entraîne également certain point de meure à e trouver en deou du trafic réellement émi; aini la eion pourrait voir on débit alloué prendre cette valeur, et alor par la uite cela engendrerait une dégradation de QdS pour la eion concernée. Le paramètre de meure doivent donc être fixé en fonction de la nature du trafic envoyé. Dan le ca de application générée par le logiciel OPNET, comme cela et le ca pour l application DB dont le trafic meuré et repréenté ici, il et judicieux de prendre la configuration où p = 50 et T = 250. En effet, dan cette configuration, et étant donnée la nature du trafic généré, nou auron que le mécanime de meure et un bon indicateur du comportement de la ource, et ne ou évalue jamai le reource néceaire. En même temp, ce valeur permettent aux meure d être uffiamment bien adpatée au trafic pour demeurer un excellent decripteur du trafic émi. Dan notre étude, la QdS en terme de débit et donc quaiment toujour repectée. 4.5 Etude comparative avec la procédure CAC1 Dan cette ection, nou réalion l évaluation de performance de l algorithme de contrôle d admiion mbcac par comparaion aux performance obtenue avec l algorithme cac Phénomène de blocage Le déploiement de la procédure mbcac doit permettre de réalier une contrôle d admiion adaptatif et électif, en e baant ur de decripteur de trafic iu de meure, tandi que la procédure cac1 e bae ur de decripteur à priori. Dan le deux contrôle d admiion, une fraction de reource déjà allouée ont libérée par la dégradation du débit attribué aux eion de faible priorité afin de pouvoir accomoder le eion entrante qui eraient autrement rejetée. Le mbcac doit, par le biai de meure, permettre de donner de meilleure performance en terme de taux de blocage et de taux d utiliation de reource tout en aurant la garantie de QdS.

151 trafic reel meure trafic reel meure Trafic (bp) Trafic (bp) Temp () Temp () (a) - T=900 p=50 (b) - T=250 p= trafic reel meure trafic reel meure Trafic (bp) Trafic (bp) Temp () (c) - T=100 p=50 (d) - T=250 p=125 Fig Meure du trafic DB dan le en decendant en fonction de paramètre de meure

152 130 Tab Capacité du ytème dan le en decendant Quantité Quantité Quantité Quantité Capacité Bande eion eion eion eion utiliée paante Mail DB Video Voice utiliée (kbp) R(r max) R(r min ) Le figure 4.13 et 4.14 préentent le taux de blocage comparé entre le procédure mbcac et cac1 pour le cénario A et pour le cénario B. Pour chaque cénario, on oberve la préence d une phae de tranition correpondant à la mie en place de eion dan un ytème initialement vide et au repo, pui l intauration d une phae permanente correpondant à l arrivée de eion dan un ytème poédant une charge en cour. Le ca d étude A et B correpondent à une charge de trafic comparable, avec un profil régulier au long de la période d activité du ytème. Cependant, le cénario A et proportionnellement plu chargé en trafic multimédia ur toute la période d activité, tandi que le cénario B et chargé à plu de 50% (en bande paante utiliée ur le période d activité) par de la voix. D aprè le tableau 4.8, on voit que le en decendant (le en congetionnant pour le application multimédia) et aturé autour de 400kbp. Aini le tableau 4.12 récapitule quelque donnée intéreante. Le courbe (a) de figure 4.13 et 4.14 montrent le taux de blocage globaux ou chaque procédure. Pour chacun de cénario, la procédure mbcac et plu capable de libérer le reource que la procédure cac1 et le taux de blocage en trouve réduit. Aini ur la période de tabilité, le taux de blocage moyen et de 8% pour le mbcac et de 25% pour le cac1 ou le cénario A, de 35% pour le mbcac et de 50% pour le cac1 ou le cénario B. Dan le cénario B, l accumulation fréquente d un plu grand nombre de eion voix dan le ytème rend le reource libérable plu rare du fait de leur niveau élevé de priorité. Il et donc plu difficile pour le deux procédure de libérer de reource quand cela et néceaire, et

153 131 il en réulte un taux de blocage plu important. Noton que le taux de blocage ont du au blocage de eion dan le en decendant qui et rapidement aturé en préence de trafic multimédia. Etant donné le trafic généré, un taux de blocage de 8% ou la procédure mbcac pour le énario A par exemple, ignifie que ur le 111 eion ayant fait une requête au réeau durant la période de imulation, 103 ont pu être admie. Le forte différence de taux de blocage entre le procédure ou le différent cénario proviennent du fait que le rejet de eion ou le diminution de débit e font ur la bae de débit dicret diponible ur le lien radio, qui ont peu nombreux et aez éloigné le un de autre. Le courbe (b) de figure 4.13 et 4.14 montrent le taux de blocage uivant le type d uager. Pour chacun de cénario, le trafic en entrée du réeau et conitué d environ la même quantité de eion Gold que de eion Silver. Il en réulte que pour chaque procédure, le taux de blocage de eion Gold et Silver ont équivalent ur le période de tabilité. On note toutefoi que le blocage de eion Silver et légèrement upérieur à celui de eion Gold. Finalement, le courbe (c) de figure 4.13 et 4.14 montrent le taux de blocage uivant le type d application. Dan le cénario A où le gain en terme de libération de reource et important grâce à une plu forte proportion d application multimédia que de voix, on oberve que le taux de blocage et d autant plu important que l application et moin prioritaire dan la hiérarchie qui a été établie. En effet, le application de type background ubient le taux de blocage le plu important car lorqu une telle eion e préente en entrée du réeau, il y a congetion, il n exite pa d application hiérarchiquement en deou grâce auxquelle on pourrait éventuellement libérer de reource. Aini le application de voix qui ont trè prioritaire ont quaiment toujour acceptée dan le réeau, ce trè faible taux de blocage et aui du au fait que le eion voix ont une demande en bande paante relativement faible.

154 CAC1 MBCAC Taux de blocage (%) Temp () (a) - cénario A: taux de blocage global 60 argent or 60 argent or Taux de blocage (%) 30 Taux de blocage (%) Temp () cac Temp () mbcac (b) - cénario A: taux de blocage par catégorie d uager converational treaming interactive background Taux de blocage (%) converational treaming interactive background Taux de blocage (%) Temp () cac Temp () mbcac (c) - cénario A: taux de blocage par type d application Fig NdS globaux, uivant le profil d uager et le type d application, pour le cénario A ou le procédure cac1 et mbcac

155 CAC1 MBCAC Taux de blocage (%) Temp () (a) - cénario B: taux de blocage global argent or argent or Taux de blocage (%) Taux de blocage (%) Temp () cac Temp () mbcac (b) - cénario B: taux de blocage par catégorie d uager converational treaming interactive background converational treaming interactive background Taux de blocage (%) Taux de blocage (%) Temp () cac Temp () mbcac (c) - cénario B: taux de blocage par type d application Fig NdS globaux, uivant le profil d uager et le type d application, pour le cénario B ou le procédure cac1 et mbcac

156 Taux d occupation à la tation de bae La figure 4.15 indique le taux d utiliation moyen de la capacité dan le en montant et dan le en decendant ou chaque procédure, pour le cénario A et le cénario B. L obervation de diagramme montre que pour le cénario A la voie decendante et beaucoup plu utiliée que la voie montante. Cela et un élément principal de futur réeaux 3G. Plu le trafic et multimédia et donc aymétrique, plu le lien decendant devient le plu congetionné. Le cénario B appuie également cette concluion, implement la différence entre le en montant et le en decendant et moin importante car le chargement en trafic voix ymétrique et plu important dan ce cénario. D autre part, le taux d occupation moyen et amélioré avec la procédure mbcac par rapport à cac1. Le taux d utiliation moyen dan le en decendant pae de 77.9% (cac1) à 80.5% (mbcac) pour le cénario A, et pae de 56.0% (cac1) à 59.3% (mbcac) pour le cénario B. Nou noton cependant que l écart n et pa trè important. En effet, le deux procédure adaptent au chargement du réeau, le mbcac permet d admettre plu de eion en pouvant éventuellement libérer plu de reource que le cac1 mai le deux procédure atteignent un taux d utiliation atifaiant. Le reource radio à la tation de bae ont quand même mieux utiliée avec la procédure mbcac. Tab Taux d utiliation comparé pour le cénario A et B ou le procédure cac1 et mbcac cénario A utiliation UL utiliation DL moy (%) min (%) max (%) moy (%) min (%) max (%) cac mbcac cénario B utiliation UL utiliation DL moy (%) min (%) max (%) moy (%) min (%) max (%) cac mbcac

157 CAC1 MBCAC CAC1 MBCAC Taux d occupation a la tation de bae (%) Taux d occupation a la tation de bae (%) UL DL UL DL 0 UL DL UL DL (a) - cénario A: taux d occupation à la BS (b) - cénario B: taux d occupation à la BS Fig Taux d utiliation de la capacité diponible à la BS pour le cénario A et B ou le procédure cac1 et mbcac Garantie de QdS Nou vérifion ici que la garantie ur le délai et bien repectée. Comme attendu, la figure 4.16 montre que le délai et parfaitement repecté pour chacune de procédure, ou chaque cénario. En effet, le bon dimenionnement de token bucket et de taille de file d attente dan la partie réeau cœur elon le critère de Parekh et Gallager [16] permettent d aurer trictement le repect de contrainte de délai. 4.6 Aide au dimenionnement La définition d un algorithme d admiion fait partie intégrante de la problématique de dimenionnement de réeaux de communication. La tructure de contrôle et de déciion propoée permet d offrir de garantie de QdS aux eion en cour tout en effectuant une getion contrôlée et efficace de reource. Le dimenionnement du réeau d accè radio peut donc être évoqué comme uite logique aux réultat de la ection précédente. En effet, dan cette ection, nou déterminon le taux de blocage global en fonction de différente valeur prie pour le rapport R d 0 dan le ca du cénario B ou la procédure mbcac. Pour cela, nou

158 MBCAC CAC MBCAC CAC Ditribution cumulative Ditribution cumulative Delai () Delai () (a) - cénario A: délai Voice Gold (b) - cénario B: délai Voice Gold MBCAC CAC MBCAC CAC Ditribution cumulative Ditribution cumulative Delai () Delai () (c) - cénario A: délai DB Gold (d) - cénario B: délai DB Gold Fig Ditribution cumulative de la répartition du délai bout en bout pour le application Voice Gold et DB Gold ou le procédure cac1 et mbcac avon fixé d 0 à 1500 m et nou avon fait prendre à R le valeur uivante: 970m, 990m, 995m, 1000m, 1005m, 1010m et 1015m. Il apparaît que lorque le rayon de répartition de uager augmente, le taux de blocage augmente également. En effet, plu le uager ont uppoé être réparti ur une grande urface autour de la ation de bae, plu le uager ont éloigné en moyenne, et donc moin on peut en admettre. Il emble donc intéreant d utilier ce réultat pour en ervir d aide au dimenionnement radio. Etant donné un plan de tation de bae répartie de façon équiditante le une

159 R/d 0 =0.647 R/d 0 =0.660 R/d 0 =0.663 R/d 0 =0.667 R/d 0 =0.670 R/d 0 =0.673 R/d 0 = Taux de blocage (%) Temp () Fig Taux de blocage en fonction du rayon de la cellule pour le cénario B ou la procédure mbcac de autre, étant donnée une certaine charge de trafic uppoée identique pour chaque cellule, et étant donné un niveau de ervice NdS à atteindre, c et-à-dire un taux de blocage à ne pa dépaer, nou pouvon déterminer le rayon de couverture de chaque tation de bae. Il agit de contruire un abaque du niveau de ervice en fonction du rayon R et ce pour une charge de trafic fixe. L établiement de ce abaque de ervice permet de définir le rayon de couverture maximal pour l obtention d un niveau de ervice donné pour le type de charge de trafic conidéré. 4.7 Concluion L environnement de imulation décrit à la ection 4.1 a permi d établir le caractéritique pécifique de l algorithme de contrôle d admiion développé. Dan le cadre de réeaux de troiième génération, nou nou omme concentré ur le performance en terme d utiliation de reource radio et en terme de taux de blocage, achant que la partie congetionnante et le lien decendant de l interface radio. La procédure mbcac a aini démontré une amélioration de niveaux de ervice et de taux

160 138 moyen d utiliation de reource radio par rapport à la procédure cac1. Cette amélioration de performance et rendue poible par un mécanime de meure préalablement paramétré en fonction du type de trafic émi. De plu, le performance en terme de qualité de ervice ont identique pour chaque procédure, la contrainte de délai et trictement repectée par la préence de token bucket pour chaque flot, qui lient le trafic émi. L architecture de contrôle et de déciion qui a été définie permet une différenciation de ervice, une garantie de QdS, une utiliation efficace de reource et intègre dan la problématique du dimenionnement de réeaux de communication mobile. En effet, le prototype développé à partir de équation CDMA permet l évaluation de niveaux de ervice en fonction de caractéritique pécifique de cellule radio pour une gamme variée de répartition de trafic. Le prototype de imulation, tel que développé dan notre mémoire, permet d obtenir de réultat en vue du deploiement et du dimenionnement du réeau radio, et cela grâce aux équation développée dan le chapitre 2.

161 139 CONCLUSION Dan ce mémoire, notre étude a porté ur la conception et la mie en œuvre d une architecture de contrôle et de déciion uceptible d être déployée dan le prochaine infratructure de ytème cellulaire de troiième génération. Pluieur déciion ont été prie afin de modélier le réeau dan on enemble. Le défi a été de conidérer une architecture globale prenant en compte de déciion à la foi ur ur le réeau radio et ur le réeau cœur, et appuyant ur le différent mécanime qui permettent de fournir une qualité de ervice adaptée à chaque type d application. A ce titre, nou avon choii de traiter chaque eion individuellement dan le cadre du modèle à intégration de ervice et d intégrer la différenciation de ervice en introduiant une hiérarchie parmi le différent type d application et de profil d uager. Nou avon aini choii de mettre en œuvre la politique d ordonnancement de paquet WFQ pour le ervice de eion uivant le mode de commutation par paquet en tout nœud du réeau cœur afin de fournir la qualité de ervice avec un partage de reource adéquat. De plu, nou avon développé de formule d etimation de la capacité radio adaptée au trafic multiervice, afin de fournir une qualité de ervice atifaiante pour chaque eion ur la partie radio. L objectif du mémoire et d élaborer le performance d un contrôle d admiion à bae de meure appuyant ur l architecture originale préalablement établie, et de le comparer avec celle obtenue par un contrôle d admiion e baant ur de decripteur de trafic à priori. L étude met l accent ur le performance radio car il agit de la partie congetionnante dan le futur réeaux de troiième génération, tout en aurant de la garanti du ervice ur le réeau bout en bout. Suite à ce expérimentation, nou pouvon valider le formule de capacité radio développée et en ervir pour fournir un outil d aide au dimenionnement du réeau d accè radio. La démarche uivie fut la uivante: S appuyant ur la mie en œuvre de la dicipline WFQ et d une etimation de reource

162 140 néceaire à la tatifaction de contrainte de QdS, nou propoon un algorithme de contrôle d admiion adaptatif à bae de meure ur le réeau cœur afin d obtenir une garantie de la qualité de ervice et un taux efficace d utiliation de reource. Le réeau d accè radio, partie clé de futur réeaux radiomobile, a fait l objet d une étude approfondie. Dan ce mémoire nou finalion de équation d etimation de la capacité radio CDMA dan un contexte multiervice, et prenant en compte le mécanime de oft handover. Ce équation forment le noyau d un algorithme de contrôle d admiion ur le réeau radio permettant la atifaction de contrainte de QdS de toute eion entrant ur le réeau d accè radio. Intégrant le concept de la partie réeau cœur et de la partie radio, une architecture de contrôle et de déciion originale bout en bout et développée. Elle appuie ur de meure du débit émi par chaque ource de trafic et a pour objectif de réalier une getion efficace de reource radio et atifaire le contrainte de QdS bout en bout du plu grand nombre de eion. Implantant cette architecture ou l environnement de modéliation de réeaux OPNET, le prototype développé permet d évaluer le performance et caractéritique de l algorithme de contrôle d admiion, et d évaluer l influence de déciion prie en terme de conception et de déploiement du réeau d accè radio. Le réultat obtenu nou permettent pluieur concluion: Dan le contexte de réeaux 3G, l algorithme d admiion à bae de meure préente de performance variable en fonction de paramètre de meure utilié. Etant donné la nature du trafic émi dan notre imulateur, il et poible aprè pluieur imulation tet, de donner de valeur optimale aux paramètre de meure, faiant en orte que l on obtient le taux de blocage le plu faible poible, tout en aurant que le débit meuré rete un bon indicateur du comportement futur de la ource. Aini le phénomène de blocage et le NdS qui en réulte contituent l élément caractéritique de la procédure de contrôle d admiion.

163 141 Du point de vue de e caractéritique, l algorithme de contrôle d admiion préente le propriété attendue lor de a conception. Il et adaptatif, électif et ajute à l évolution de la charge du réeau en privilégiant lorque néceaire le eion de haute priorité par rapport aux eion de priorité faible lor de l admiion. De plu, il garantit une borne upérieure ur le délai ubi par chaque application et atifait la demande en bande paante de chaque eion. En terme de performance, nou avon mi en évidence le avantage d un algorithme à bae de meure dan le contexte de réeaux 3G. Par rapport à une procédure baée ur de decripteur de trafic à priori, l algorithme à bae de meure montre un gain notable en terme de taux de blocage, et une meilleure utiliation de reource radio, notamment ur le lien decendant qui et le lien critique avec du trafic multimédia aymétrique. En ce qui concerne le formule de capacité radio développée, une analye détaillée a mi en évidence la poiblité d utilier le prototype de imulation pour une aide au dimenionnement du réeau d accè radio. Pour de répartition variée de trafic, le expérimentation permettent de déterminer le rayon de couverture maximaux de différente tation de bae afin d atteindre un certain niveau de ervice. Cela ouvre la voie à de multiple approche pour le dimenionnement de futur réeaux de communication mobile. Toute modéliation dipoant de limite et de retriction, la modéliation préentée dan le cadre de notre étude préente le ienne : Dan notre étude, le proceu de meure permet uniquement d effectuer de réévaluation à la baie de montant de reource allouée. Le contrôle d admiion à bae de meure évalue en ligne le reource occupée, et le eion pourraient donc faire l objet à la foi de fluctuation à la haue et à la baie en fonction de meure faite tout au long de la période d activité. Ceci permettrait d obtenir un gain de performance encore meilleur en terme de nombre de eion concourrante admie et en terme

164 142 d utiliation de reource, au pri toutefoi de violation occaionnelle de garantie de ervice. Le point oulevé ci-deu et fortement lié à la nature du trafic que l on conidère. En effet, pour enviager de fluctuation à la haue et à la baie, il agit de modélier du trafic fortement variable pour y voir un gain de performance, et également de mener une étude pouée ur le mécanime de meure qui doit être le plu préci poible. Dan notre étude, le trafic modélié et moyennement variable et le mécanime de meure et le modèle imple propoé par Jamin et al. [35]. Il erait intéreant de mener un approfondiement ur la manière de rendre ce meure encore plu fiable et de choiir le paramètre de meure optimaux. Le formule de capacité radio comportent encore certaine limitation. D abord nou uppoon que le trafic et le même dan chaque cellule radio ce qui n et pa le ca dan la réalité. D autre part, pour le lien montant, l hypothèe que le interférence inter-cellulaire ont une fraction de la puiance totale reçue à la tation de bae et trop retrictive. Cela engendre l impoibilité de faire du dimenionnement radio avec le équation dan le en montant. Il agit donc de relier la quantité d interférence inter-cellulaire en fonction du pourcentage d uager en oft handover, ce dernier étant lui même relié au rayon ur lequel ont réparti le uager.

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170 148 Annexe I E b N t requi en fonction du RAB alloué De meure ont été faite et reportée dan la littérature [50][51][52] permettant de connaître la valeur de E b N t requie à la tation de bae pour le en montant, et au mobile pour le en decendant, en fonction de la valeur du fer et du débit R alloué à la eion. Nou donnon ici le valeur utiliée dan le cadre de notre étude. Ce valeur ont celle obtenue pour un uager circulant à 3km/h (piéton). Le meure ont faite pour une configuration de lien radio fonctionnant ur le débit dicret uivant: 9600bp, 19200bp, 38400bp, 76800bp, bp, bp. I.1 Abaque pour le en decendant Tab. I.1 γ dl (en db) en fonction de fer dl et R dl fer 1% 5% R (bp)

171 149 I.2 Abaque pour le en montant Dan le en montant, le rapport requi énergie par bit ur denité pectrale du bruit et de 2dB en deou de celui requi pour le en decendant. Tab. I.2 γ ul (en db) en fonction de fer ul et R ul fer 1% 5% R (bp)

172 150 Annexe II Calcul de coefficient d atténuation pour le formule de capacité radio dan le en decendant II.1 Modèle de propagation Nou conidéron dan cette étude un modèle imple de propagation, comme décrit par Lee [53]. L onde radio et tranmie par une antenne de hauteur h a ver un uager mobile de hauteur h m. Soit P 0 la puiance de l onde émie par l antenne. Noton P r la puiance reçue au mobile. Si l on conidère que le mobile reçoit eulement l onde directe et l onde réfléchie, alor on a: ( ) 1 2 P r = P a ν e j Φ 2 (II.1) 4πd/λ avec a ν = 1 le coefficient de réflexion d la ditance entre l antenne et le mobile λ la longueur d onde Φ 2π λ 2h ah m d le déphaage entre l onde directe et l onde réfléchie ce qui donne, en conidérant le déphaage Φ petit, le coefficient d atténuation uivant: P 0 P r = d4 h 2 ah 2 m (II.2) II.2 Calcul de coefficient E[a m,0] et E[ a m,0 a m,i ] Le calcul préenté ici appuient ur le travail de Steeve Tang-Kwong-Hu [44]. Soit d la variable qui repréente la ditance entre le mobile et a tation de bae. La poition du mobile dan a cellule et repérée par e coordonnée polaire (d,θ), la tation de bae prenant en charge le mobile étant l origine du repère. Le tation de bae ont répartie de façon

173 151 équiditante et on note d 0 la ditance éparant deux tation de bae voiine. La figure II.1 illutre cette configuration. Ditribution de uager uniforme uivant la ditance à la tation de bae On uppoe que le uager ont réparti uniformément uivant la ditance à la tation de bae, et ce ur une urface circulaire de rayon R (on conidère donc une cellule circulaire pour ce calcul). La denité de probabilité de la poition du mobile et donc: f d (d,θ) = 1 2πR a m,0 = d4 K avec K = h2 a h2 m d aprè la ection II.1 (On prendra dan le calcul une hauteur d antenne de 30m et une hauteur pour le mobile de 2m). Aini on peut calculer: E[a m,0] = R 2π K d4 f d (d,θ)dddθ = 1 K 1 5 R4. (II.3) Noton θ i l angle entre la tation de bae du mobile et la tation de bae voiine i, i ( 2. {1,..,6}. On a alor a m,i = 1 K d 2 + d 2 0 2dd 0 co(θ θ i )) Aini on peut calculer E[ a m,0 ] = a m,i 2π R 0 0 d 4 (d 2 + d 2 0 2dd 0 co(θ θ i )) 2 f d(d,θ)dθdd (II.4) θ i { π 6,π 2,5π 6,7π 6,3π 2,11π } et on rappelle que l équation II.4 donne le même réultat pour 6 chacune de ce valeur de θ i car la répartition de uager et uniforme ur la cellule. Aini E[ a m,0 a m,i ] dépend uniquement de la valeur de d 0 et de R. Pour réoudre l intégrale le logiciel Maple a été employé et je remercie Chritophe Meyer qui a établi le réultat uivant : E[ a m,0 ] = 1 + a m,i 7 ( 4 R 2 1 d ) + ( ) 2 R d 0 8R ln 1 d 2 0 ( ) 1 + R d 0 1 R d 0 Ditribution de uager uniforme dan l epace de la cellule (II.5) On uppoe que le uager ont réparti uniformément dan l epace de la cellule, oit ur

174 152 une urface circulaire de rayon R (on conidère donc à nouveau une cellule circulaire pour ce calcul). La denité de probabilité de la poition du mobile et donc: Aini on peut calculer: E[a m,0] = R 2π 0 0 f d (d,θ) = d πr 2 1 K d4 f d (d,θ)dddθ = 1 K 1 3 R4. (II.6) Pui: E[ a m,0 ] = a m,i 2π R 0 0 d 4 (d 2 + d 2 0 2dd 0 co(θ θ i )) 2 f d(d,θ)dθdd (II.7) θ i { π 6,π 2,5π 6,7π 6,3π 2,11π } et on rappelle que l équation II.7 donne le même réultat pour 6 chacune de ce valeur de θ i car la répartition de uager et uniforme ur la cellule. Aini E[ a m,0 a m,i ] dépend uniquement de la valeur de d 0 et de R. Le logiciel Maple a été utilié pour réoudre l intégrale, le calcul a été fait par Chritophe Meyer et a donné le réultat uivant : E[ a m,0 ] = 1 4 d2 0 a m,i R 2 ln (1 R2 d 2 0 ) d2 0 9 ( R R2 d 2 0 ) d2 0 R ( R2 d 2 0 ) d2 0 R 2 (II.8) II.3 Calcul de coefficient a m,0 et a m,i On conidère un mobile m en oft handover, placé au milieu entre a tation de bae et la tation de bae voiine qui le prend aui en charge. On veut calculer 6 a m,0 i=1 a m,i. Suppoon que le mobile et deervi par a tation de bae et par la tation de bae indice 1. D aprè la figure II.1 on a:

175 153 BS 2 BS 5 BS 1 m* d 0 /2 m d θq θ q 1 BS 0 R BS 4 BS 3 d 0 BS6 Fig. II.1 Schéma de cellule pour le calcul de coefficient d atténuation ( ) 4 d0 a m,0 = 1 K 2 a m,1 = 1 ( d0 K 2 a m,2 = 1 ( 3d0 K 2 3 ( 3d0 ) 4 ) 4 ) 4 a m,3 = 1 K 2 3

176 154 a m,4 = 1 ( ) 4 3d0 K 2 ( a m,5 = 1 ( ) ) 2 2 d 2 0 K + 3d0 2 3 ( a m,6 = 1 ( ) ) 2 2 d 2 3d0 0 + K 2 3 Aini pour tout mobile en oft handover placé au milieu entre e deux tation de bae on a: 6 i=1 a m,0 a m,i = ( d0 2 ) 4 1 ( ) 4 + d0 2 ( 3d ) ( ( d d0 2 3 ) 2 ) ( 3d0 2 ) 4 = 1,2346 d 0

177 155 Annexe III Le mécanime de retranmiion de l ARQ Le troi mécanime de l ARQ ont le top and wait, le go-back-n et celui que nou utilion dan notre modèle : le elective repeat (SRP). III.1 Stop and wait La tratégie la plu imple et appelée top and wait: l émetteur arrête aprè chaque émiion d une trame et attend oit un meage d acquittement ACK ou NACK de la part du récepteur, oit l expiration d une temporiation. Si un acquittement poitif et reçu (ACK), l émetteur envoie la trame uivante. Si un acquittement négatif et reçu (NACK), la dernière trame émie et retranmie. Le performance de ce mécanime dépendent fortement du temp d aller-retour, c et-à-dire du temp paé entre l envoi d une trame et la réception de l ACK/NACK correpondant. Ce protocole et efficace mai le problème principal réide dan le fait que on implémentation néceite une taille de mémoire tampon importante car le trame peuvent être émie et reçue de façon dééquencée. III.2 Go-back-N Dan le protocole go-back-n, l émetteur peut envoyer continuellement e trame tant qu il en a à tranmettre, an attendre l ACK. A la réception d un ACK, l émetteur peut identifier la dernière trame envoyée et bien reçue par le récepteur et qui n et pa forcément la dernière trame envoyée (envoi par anticipation). En revanche à la réception d un NACK la dernière trame envoyée et non acquittée et toute celle qui uivent ont réémie. Aini certaine trame peuvent être envoyée pluieur foi an être ujète à une erreur de tranfert. De plu l émetteur doit garder en mémoire, dan de tampon, le trame envoyée et non encore acquittée poitivement. A la réception d un ACK, l émetteur peut libérer une place dan e tampon. Un inconvénient de ce protocole et que certain meage reçu an erreur ont

178 156 retranmi quand même, augmentant la quantité de donnée tranmie ur le canaux de communication. III.3 Répétition élective Dan la méthode de répétition élective, chématiée ur la figure III.1, eul le meage contenant de erreur à la réception ont retranmi. Dan ce ca, il faut accepter de recevoir le meage de façon dééquencée. Ce protocole, contrairement au deux précédent, doit utilier de ACK/NACK avec un mécanime de numérotation de trame. Le meage ACK/NACK contiennent le numéro de la trame concernée par l acquittement. Lor de la réception d un NACK de la trame n, eul la trame n acquittée négativement et renvoyée. Le récepteur doit faire un réordonnancement de trame reçue pour le tranmettre dan l ordre au récepteur. Enfin, l émetteur doit garder en mémoire l enemble de trame envoyée et non encore acquittée poitivement. Cette technique montre de performance meilleure que le deux précédente mai on implantation et plu complexe, néceitant la getion de tampon et une procédure de reéquencement de meage. Emetteur ACK 1 ACK 2 NACK 6 ACK 7 ACK 6 ACK 10 Trame6 Trame7 Trame6 Trame5 Trame4 Trame3 Trame2 Trame1 Trame10 Trame9 Trame8 Récepteur Fig. III.1 Protocole de répétition élective

179 157 Annexe IV Le algorithme d admiion CAC0 et CAC1 Fig. IV.1 Algorithme cac0 en montant

180 Fig. IV.2 Algorithme cac0 en decendant 158

181 Fig. IV.3 Algorithme cac1 en montant 159

182 Fig. IV.4 Algorithme cac1 en decendant 160