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Conceptionet PlanificationdeRéseaux

Optimisation desMétriques deRoutageIP

Olivier BRUN et Jean-Marie GARCIA

Optimisation des Metriques IP – p.1/55

Plan

Intr oduction

Modelisation du probleme

Algorithme de resolution

Resultats

Conc lusion


Introduction


Contextedesréseaux

Evolution de l’Internet vers une architecture decomm unication globale

Implique la gestion de services multim edia beaucoup plus

sophistiqu es que le traditionnel service au mieux (best effor t) du

monde IP

Les futur s reseaux IP a int egration de services devront etre capab lesde suppor ter un spectre tr es large d’exig ences de QoS

bornes sur le delai de bout-en-bout des comm unications, sur leur bande-passante ,

sur leur gigue , et/ou sur leur taux de per tes

Contrat de QoS entre un fournisseur d’acc es Internet (ISP) et ses clients : SLA

(Service LevelAgreement)


Contextedesréseaux

Les operateur s doivent adapter en permanenceleur s infrastructures de comm unication

Nouvelles exig ences de QoS, augmentation contin ue du traffic

Internet, imp eratifs de plus en plus for t de securisation.

Le conte xte concurrentiel qui induit des marges beneficiaires reduites,ne permet plus d’am eliorer les perf ormances d’un reseau par unsur dimensionnement excessif des equipements.

Les operateur s et les ISPs s’int eressent de plus en plus aux techniques d’ing enierie

de trafic, moins co uteuse et generalement bas ees sur des technologies deja

existantes,

Eviter les phenom enes de cong estion du trafic et les degradations du service qui en

resultent.


Ingéniérie de trafic

Concept cle : optimisation du routa ge

Utilisation plus efficace des ressour ces reseaux existantes en

adaptant le routa ge aux trafics transpor tes.

Utilisation plus efficace des ressour ces reseaux existantes enadaptant le routa ge aux trafics transpor tes.

en par ticulier pour les reseaux ayant une distrib ution de trafic non unif orme .

Les specificit es de routa ge IP rendent tr es difficile l’ing enierie de trafic

dans les reseaux de l’Internet.


Le RoutageIP

Calcul des routes dans un reseau IPEffectu e de mani ere decentralis ee par des protocoles de routa ge.

OSPF (Open Shor test Path First) et ISIS (Intermediate System to Intermediate

System) sont actuellement les deux protocoles de routa ge intra-domaine les plus

utilis es dans l’Internet.

Un flot est rout e suiv ant un plus cour t chemin vers la destination

par tage de charge equitab le en un noeud si plusieur s liens sor tants sont sur des

plus cour ts chemins vers la destination.

Le poids des liens, et par cons equent les plus cour ts chemins utilis es

par le routa ge, peuvent etre chang es par l’administrateur du reseau.

Minimisation du nombre de hops (poids a 1) ou du delais de propagation (poids

propor tionnel a la distance physique).

Heuristique standar d recommand ee par Cisco : prendre des poids inversement

propor tionnel a la capacit e des liens de transmission.

Mauvaise utilisation des ressour ces, variations de trafic, pannes.


Optimisation desMétriques IP

HistoriqueOn a longtemps consid ere que des protocoles comme OSPF ou ISIS

n’ etaient pas assez flexib les pour une ing enierie de trafic efficace .

Une des raisons de l’intr oduction des technologies de comm utation d’ etiquettes

MPLS (Multi-Pr otocol Label Switc hing) qui permettent de fix er le chemin de chaque

flot dans le reseau.

Recemment, la comm unaut e scientifique , sous l’impulsion de For tz et

Thorup en par ticulier , s’est int eress ee de plus en plus au probleme

d’optimisation des metriques de routa ge IP

Probleme NP-difficile .

Une affectation suffisamment intellig ente des metriques de routa ge permet souvent

d’obtenir un routa ge aussi perf ormant que le routa ge MPLS sans cout financier

suppl ementaire .

Performances proches de celles d’un routa ge optimal par par tage de charge dans

cer tains cas.


Optimisation desMétriques IP

ObjectifsAmeliorer les perf ormances globales d’un reseau IP

en reduisant la cong estion des liens,

en minimisant les delais et les taux de per tes de bout-en-bout des flots.

Degager plus de bande-passante residuelle sur les cheminsemprunt es par les flots pour :

augmenter la capacit e du reseau a tol erer sans degradation for te du service des

variations brusques du trafic sur une cour te periode de temps,

reduire la fr equence des modifications du plan de routa ge du a des augmentations

pr evisib les de trafic.

Augmenter la robustesse du reseau en prenant en compte la

defaillance des equipements dans le processus d’optimisation.


Modélisation du problème



Plusieur s etapes :

Modelisation du reseau,Modelisation de la topologie ,

Definition d’une solution au probleme.

Modelisation du trafic,

Form ulation du cout d’une solution,


Modélisation du réseau

Un reseau IP est mod elis e sous la forme d’ungraphe orient e

les noeuds correspondent aux routeur s et les arcs aux interfaces de

comm unication des routeur s.

On note

�

le nombre de noeuds du graphe et

�le nombre d’ar cs du

graphe .

A chaque arc � du graphe est associ e un poids �� qui repr esente la

metrique de l’interface correspondante et qui peut prendre toute

valeur dans l’inter valle��

.

A chaque arc � du graphe est associ e une capacit e

�� en

paquets/seconde .


Solution du problème

Une solution admissib le du problemed’optimisation des metriques de routa ge IP est unvecteur � � � � ��

.

Le nombre de solutions du problemes est donc envir on

� ��

.

Pour les reseaux qui nous int eressent, les valeur s de

�

vont se situer

entre quelques dizaines et quelques millier s.

Etant donn e une solution admissib le � � � � �� , on peutcalculer par un algo. de plus cour ts chemins (PCC) : !#" $&% '

est la distance du noeud

(a la destination ),*!",+ - $ % '/. 0

si l’ar c

$ (21 3 'est sur un PCC vers la destination ) et

4

sinon,5! " $&% '. 6 - *!" + - $&% 'repr esente le nombre d’ar cs sor tants du noeud

(

qui sont

sur un PCC vers la destination ).


Modélisation desPlusCourts Chemins

Exemple de Modelisation des PCC (vers x=3)

1

4 2

33 3

41

2

5

7 8� � 9� 7 8;: � <� 7 88 � =� 7 8?> � @

A 8�CB > � � A 8:B � � � A 8:B >� � A 88B :� =� A 8>B :� =� A 8>B 8 �

D 8� � � D 8 : � �� D 8E8 � =� D 8 > �


Modélisation du Trafic

Le reseau ecoule un ensemb le de flots decomm unication.

Chaque flot

F� �� G

est caract eris e par sa sour ce H � F �

, sa

destination

I � F �

et sa demande en bande-passante

J K.

Chaque flot est un couple origine-destination unique

(

GL ��

)

Aggr egation des trafics ayant memes origine-destination : meme

routa ge,

La prise en compte de DiffSer v et du routa ge par ToS (Type Of Service)

peuvent etre vues comme des extensions de l’algorithme present e


Modélisation du Trafic

Notations

MNPO : le trafic direct emis de

Q

vers la destination R

MNSO � T 1U $ T '. (21 V $ T '. )J K

WNO � � � : le trafic recu au noeud

Q, direct et en transit, pour la

destination R.

WNO � � � � MNSO X Y Z\[ NANY B O � � �

DNY � � � WNY � � �

La charge du lien� Q� ] �

s’ ecrit alor s :^O BY � � � �

_N [ �

ANO BY � � �DN`O � � � WNO � � �



Pour un vecteur de metriques � � � � � � � �� ,Par un algorithme de PCC, on peut calculer les variab les

ANO BY � � � etDNPO � � � repr esentant les PCC pour la destination ROn en deduit le trafic WNO � � � au noeud

Qpour chaque destination R

a!" $&% '. b! " c - dfe !*! -+ " $&% '

5! - $&% ' a! - $ % '

On obtient ainsi le trafic

^O BY � � � sur chaque lien

� Q� ] �

g" + - $&% ' . h! e i

*!",+ - $ % '5! " $&% ' a!" $&% '

Quel est le cout associ e a cette charge des liens ?


Formulation du Coût d’une Solution

Cout additif

j � � � ��

k[ �j k� � �

j k� � � repr esente la contrib ution du lien

lau cout global

On peut prendre par exemple le delais moyen de sejour M/M/1 :

m ",+ - $ g",+ - '.npoqosr

ototuvxwzy {| wy {} v~wzy { si

g",+ - � g ",+ -

v wy {| wy {} v wy { c �&� | wy {� | wzy {} v wy { � � � g",+ -� g ",+ - � si

g",+ - � g ",+ -

g ",+ - . � i �" + - est un seuil de charge (

� i . 42� �

par exemple)

Le coefficient

�� 0est utilis e pour associer un cout aux solutions non

admissib les au sens des capacit es (

g" + - � �",+ - ).La penalit e appliqu ee dans le cas

g",+ - � g ",+ - correspond a la deriv ee du nombre

moyen de paquets au seuil de charge

g ",+ - multipli ee par le coefficient

�� .


Coût d’une solution

Allure du cout pr ecedent

0

5

10

15

20

25

30

35

40

0 0.2 0.4 0.6 0.8 1 1.2

G � � =� �

,

G : �

et

�O BY �

.


Formulation du problème

Le probleme s’ ecrit :

� �� O BY �j O BY � ^O BY � � ��

avec,

^O BY � � � �_

N [ �ANO BY � � �

DNPO � � � WNO � � � � Q� ] � � � � �

(1)

WNO � � � � MNSO XY Z\[ NANY B O � � �

DNY � � � WNY � � � � Q� R� � � � �

(2)

Les param etres

ANO BY � � � et DNPO � � � etant obten us directement a par tir du

vecteur de metriques � par resolution d’un probleme de PCC.


Algorithme d’Optimisationdes métriques IP


MéthodesdeRechercheLocale

Soit le probleme d’optimisation suiv ant :��¡

Minimiser :

¢ � R �sous la contrainte : R £ ¤¦¥ §¨

On suppose que

¢

est une fonction quelconque definie de

§ ¨

vers

§

et

¤

est un sous-ensemb le discret de§ ¨

.

On definit

© � R � ¥ ¤

, le voisina ge d’une solution admissib le R

Partant d’une solution initiale R ª , les techniques de recherche locale

vont generer une suite de solutions R �� R :�� telles que :

� Q��«�

�« R O¬ � £ © � R O �

¢ � RO¬ � �~ ¢ � R O �



Propri etes

Sous des hypoth eses de convexit e et de conne xit e par rappor t a la

structure de voisina ge choisie , la recherche converge avec une

decroissance monotone du cout

¢ � R � vers la solution optimale R ® .Si le probleme n’est pas convexe, en fonction de la solution initiale R ª ,la methode peut converger vers une solution R ¨ ¯� R ® telle que¢ � R �±° ¢ � R ¨ �

,

� R £ © � R ¨ �. On peut accepter une solution R ¨ ¬ �

telle que

¢ � R �±° ¢ � R ¨ �

pour sor tir de cet optim um local.

Les diff erentes methodes de recherche locale se distinguent par la

technique de generation de RO¬ �a par tir de RO , et par la technique

emplo yee pour sor tir des optima locaux.

recuit sim ul e (sim ulated annealing), recherche tabou (tabu search), etc.



Illustration du principe

²³

²´µ·¶¸ ¹·º»¼ ½ ¾ ¿ ² À�Á Â Ã±Ä

²³² Å²´

² Æ² Ç

² È


Algorithme d’Optimisation desMétriques IP

Principe

Algorithme de recherche locale .Le voisina ge d’une solution contient M solutions.

La solution associ ee au lien i est obten ue en augmentant la metrique de ce lien de la

quantit e minimale permettant de devier du trafic de ce lien.

Les metriques ne peuvent qu’augmenter .

Calcul du cout de la solution associ ee au lien iDeterminer l’augmentation de metrique permettant de devier du trafic du lien i,

Effectuer la modification et re-calculer les PCC,

Re-propager les trafics et calculer le co ut.

Points cles de l’algorithme

Structure de voisina ge,

Algorithme de PCC dynamique ,

Propagation dynamique .


Structur e deVoisinage

Definition de la structure de voisina ge

© � � � � É � �� :�� Êou :

� O � � � �� :�� O X Ë O��

avec :

Ë O � �ÌÍ Î Q DÏÐ � � ^O � � �� O X Ë�� ^O � � ��

Le voisina ge d’une solution � contient exactement

�

solutions.

La solution associ ee au lien i est obten ue en augmentant la metrique

de ce lien de la quantit e minimale permettant de reduire la charge de

ce lien, c’est a dire de devier du trafic de ce lien.

Incorpore les situations de par tage de charge.


Générationdu voisinage

Generation du voisin � Q

Calcul de la variation minimale de metrique

Ë O du lien i

Notons

¢O l’ensemb le des flots passant par le lien i. Si

¢O � Ñ

,Ë O � Ò (pas de deviation possib le). Sinon :

(a) On supprime le lien

(

: % Ó. $&% i 1 � � � 1 % " } i 1 Ô 1 % "Õ i 1 � � � 1 % Ö ' .(b) Mise à jour des tables de distances

×ÙØ $&% Ó 'par un algorithme de PCC.

(c) On calcule : ÚÜÛ "¦Ý . Þ ß·àâáã ä å æ ç áèéç áè $&% Ó '� æ ç áè éç áè $&% ' ê

, qui correspond à la variation minimale de distance entre la source U $ë '

etla destination

V $ë '

de chaque flot

ëpassant par le lien

(

.(d) On définit

ì " de la façon suivante :

ì " .níotosotosr

osoqososu0

si

ÚîÛ "Ý . 4

ÚîÛ "¦Ý si

4ï ÚîÛ "Ý ï Ô

Ô si

ÚîÛ "Ý . Ô



Generation du voisin � Q

L’ensemb le de flots

¢O est obten u lor s de la propagation.

Les distances

7ðEñ � � ò � sont obten ues par un algorithme de PCC

dynamique . On recopie les distances

7 ðEñ � � � pour pouv oir revenir

rapidement a la solution courante avant de generer � O¬ �

.

Dans la solution � O � � � �� :�� O X Ë O�� , il existera au

moins un flot de

¢O qui sera devi e tout ou par tie du lien

Q

:

Si

ÚÜÛ "¦Ý . 4

, cela signifie qu’il n’y avait pas unicité du plus court cheminpour au moins un des flots de

ó" (partage de charge). En posant

ì " . 0

,ce flot sera intégralement dévié du lien

(

,Si

4ï ÚÜÛ "Ý ï Ô, la solution % "introduit du partage de charge pour au

moins un des flots deó" ,

Si

ÚÜÛ "¦Ý . Ô, il n’existe pas d’autre chemin ne passant pas par le lien

(

pour les flots de

ó" . On supprime donc ce lien de ceux dont la métriquepeut être modifiée.



Exemple

Toutes les metriques sont a 1. Ce reseau doit ecouler deux demandes

: l’une de

� � vers

�õô et l’autre de

� ª vers

�õô . Les PCC sont

marquees en gras.

h÷öh÷ø $&% '. ù

et

h÷öh÷ú $&% '. û

N0N1

N2

N3 N4

N5

N8

N6

N9 N10

On veut determiner

Ë _ 8ü _ >.Optimisation des Metriques IP – p.29/55


Exemple

On supprime le lien N3-N4 ( � ò _ 8ü _ > � Ò) :

h÷öh·ø $ % Ó '. û

et

h÷öh·ú $&% Ó ' . ý

ì hþÿ h� . ÚîÛ "Ý . Þ ß·à � û� ù 1 ý� û �. 0

N0N1

N2

N3 N4

N5

N8

N6

N9 N10

N0N1

N2

N3 N4

N5

N8

N6

N9 N10


Algorithme d’optimisation desmétriques

InitialisationLecture de la solution initiale % . $&% i 1 � � � 1 % Ö '

Calcul des plus courts chemins :

×Ø $ % ' 1 *!Ø + × $&% ' 1 5× Ø $&% 'Propagation des flots sur les plus courts chemins : a×Ø $ % ' 1 gØ + × $&% '

Calcul du coût

m $&% '

de la solution initiale.% � . % {Init. solution de coût minimum}



Bouc le Principalewhile Convergence() = false dom Û "Ý . Ô

for

(. 0 � � � �

doCalcul de

ì " � % " . $&% i 1 % � 1 � � � 1 % " c ì " 1 � � � 1 % Ö 'Calcul des plus courts chemins :

×ÙØ $ % " ' 1 *!Ø + × $&% " ' 1 5× Ø $&% " '

Propagation des flots : a×Ø $ % " ' 1 gØ + × $&% " 'Calcul du coût

m $&% " '

if

m $ % " ' � m Û "Ý then% Ý � ! æ . % "

et

m Û "Ý . m $&% " 'end if

end for% . % Ý � ! æ

if

m $&% ' ï m $ % � '

then% � . % {Copie de la solution de coût minimum}end if

end while



Les etapes cles (pour chaque lien i)

Calcul de la variation de metrique

Ë O : calcul de PCC

Calcul des PCC associ es a la solution � OCalcul du cout : propagation des trafics

Il faut donc optimiser

Le calcul des PCC suite a une augmentation de metrique ,

La propagation des trafics suite a une augmentation de metrique ,


Algorithme dePCC dynamique

Algorithme de Ramalingam & Reps

La modification de la metrique d’un seul lien n’impacte souvent qu’un

petit nombre de PCC.

Des algorithmes, dits de plus cour ts chemins dynamiques, permettent

de traiter ce type de problemes plus efficacement ques les

algorithmes de Dijkstra ou de Bellman-For d.

On pr esente une amelioration de l’algorithme de Ramalingam et Reps

pour le cas d’une augmentation de metrique .


Algorithme deRamalingam& Reps

Conte xte

On suppose que le calcul complet de toutes les tables de distance a

ete fait.

On se place ici dans le cas ou la metrique d’un lien

� H� I �a augment ee

d’une valeur

Ë

.

On note � le vecteur de metriques initial et � ò celui obten u apres

modification. Au debut de l’algorithme , on a pour chaque noeud x et

chaque lien (u,v):

7 ðñ � � ò � � 7ðñ � � �� ANñ B ð � � ò � � ANñ B ð � � �� Dð ñ � � ò � � Dð ñ � � �



Exemple

On suppose que le lien modifi e est

� H� I � � � 7� � �et que sa metrique

passe de 1 a 3 (

Ë� �

).

La destination pour laquelle on veut re-calculer les PCC est le noeud¢

. Sur la figure , on indique :Pour chaque lien

$� 1 ' , sa metrique % Ø × et son utilisation vers

ó

,

* äØ + × $&% '

,

Pour chaque noeud � , sa distance a

ó:

äØ $ % '.

D(F) = 3 D(F) = 2

D(F) = 2

D(F) = 1

D(F) = 0D(F) = 41 1

12

2

2

2

1

Vrai Vrai

Vrai

Vrai

Vrai

Vrai

Faux

Faux

3

D(F) = 3A

B

C E

D

G

F



1ere etape : propagation amont du chang ement.

Elle permet de remonter le long des chemins utilis es pour joindre F et

d’identifier les noeuds et les liens impact es par la modification�� B � �� B X Ë

.

- A1. On verifie que ce chang ement fera evoluer des distances vers F. Pour cela, il faut

que :

* ä é+ æ $&% '. 0

et 5 ä é$ % '/. 0

. Sinon, on fait* ä é+ æ $&% Ó '. 4

et l’algorithme est

termin e.

- A2. On initialise une liste Q avec le nœud sour ce de l’interface modifi ee :

�. � U � .- A3. Pour chaque nœud � �

et pour chaque lien

$ � 1 ' utilis e, i.e.

* äØ + × $ % '/. 0

, on

fait

äØ $&% Ó ' . äØ $ % ' c ì. Si 5 äØ $&% '. 0

alor s, � est ajout e dans

�

et on fix e* äØ + × $&% Ó ' . 4

(lien non utilis e).



Exemple : illustration de l’ etape 1

Evolution des distances vers

¢

car

A ��B � � � � � et D � � � � � �

.

Au depar t,

� � � 7 �

. En remontant les PCC utilis es :

� � � 7� ��

D(F) = 3 D(F) = 2

D(F) = 2

D(F) = 1

D(F) = 01 1

12

2

2

2

Vrai

Vrai

Vrai

Faux

Faux

Faux

FauxFaux

3

4

5

D(F) = 4 6

D(F) = 3A

B

C E

D

G

F



2nd etape : mise a jour des distances

Si

Ë �

, vu que D ��

(cf A1), on a

A �� B � � ò � � meme apr es

chang ement et les distances

7 �ñ � � ò � , � £ �

, calcul ees a l’ etape 1

sont exactes.

Sinon, il est possib le que le lien

� H� I �ne soit plus utilis e, auquel cas

ces distances peuvent avoir ete sur -evalu ees. Si

Ë��

, il faut les

ajuster .

- B1. On traite le routeur sour ce U. On va regar der s’il existe un chemin au depar t de U tel

que sa distance soit plus petite que

ä é$ % ' c ì

. On calcule :

Ú. Þ ß·àç é+ × è å% Ó é+ × c ä× $&% ' ê

Si

Úï ä é$ % Ó ', on pose

ì i . Ú� ä é$&% Ó '

.

ì i repr esente l’erreur sur

l’augmentation de distance qui a ete propagee a tous les noeuds de

�

. On met a

jour la distance de U a ó

:

ä é$&% Ó ' . Ú

.



2nd etape : mise a jour des distances (� �

)

- B2. Pour tout noeud � � �

, on corrig e les distances en faisant : äØ $&% Ó ' . äØ $&% Ó '� ì i . On calcule alor s :

Ú. Þ ß·àç Ø + × è å% Ó Ø + × c ä× $&% ' êSi

Úï äØ $&% Ó '

, on corrig e la distance de � aó

en faisant

äØ $ % Ó '/. Ú

, puis on

ins ere � dans une map

�

a l’associant a la distance

Ú.

- B3. Cette derni ere etape permet de reajuster les distances fauss ees du fait de l’or dre dans

lequel les routeur s ont ete trait es a l’ etape B2. Si le traitement pr ecedent etait fait dans

l’or dre des distances a la destination, cette sous-par tie serait inutile .

Tant que

� �.

, on retire � de H ou � . !"# $ ( 5 Ø ã % $ äØ $&% Ó ' '

.

Pour toutes les interfaces$ 1 � '

entrantes dans � , on compare :

Ú i . ä× $ % Ó '

aÚ � . äØ $ % Ó ' c % Ó × + Ø . Si verifie

Ú i � Ú � alor s, on fix e

ä× $&% Ó '. Ú � et on

ajoute le couple

$ 1 ä× $&% Ó ' 'dans

�

.




On obtient

Ë � � =

a l’ etape B1.

On ins ere

� �� & �

puis

� �� ' �

a l’ etape B2.

D(F) = 5 D(F) = 2

D(F) = 4

D(F) = 1

D(F) = 01 1

12

2

2

2

Vrai

Vrai

Vrai

Faux

Faux

Faux

FauxFaux

3

D(F) = 6 5

4

D(F) = 3A

B

C E

D

G

F



3eme etape : calcul des PCC a l’aide des nouvellesdistances.

Elle permet de corrig er les flags d’utilisation des liensA �ñ B ð � � ò � , ainsi

que le nombre de PCC vers

¢

pour chaque noeud �, D �ñ � � ò � .Pour chaque noeud � £ �

, on va tester les distances sur les

diff erents liens sor tants. Pour chaque lien� �� ( � on compare :7 �ñ � � ò � a 7 �ð � � ò � X � ò ñ B ð . Si l’egalit e est verifi ee, on fait:

A �ñ B ð � � ò � � et D �ñ � � ò � � D �ñ � � ò � X




On peut remar quer que nous n’avons modifi e que quelques noeuds :

D, C et A.

L’algorithme de Dijkstra demanderait un cout calculatoire bien plus

eleve pour obtenir le meme resultat.

D(F) = 4 D(F) = 2

D(F) = 4

D(F) = 1

D(F) = 01 1

12

2

2

2

Vrai

Vrai

Vrai

Faux

Faux

Faux

FauxFaux

3

D(F) = 5 Vrai

Vrai

VraiD(F) = 3A

B

C E

D

G

F


La propagationdestrafics

Intr oduction

La propagation des trafics permet de calculer la charge des liens, qui

est necessaire pour pouv oir calculer le cout.

On consid ere ici la propagation vers un noeud R. Il faudra it erer sur

toutes les destinations R pour calculer la charge

^O BY � � � des liens.

La relation de base (conser vation des flots) est :

^ NO BY � � � �MNO X K Z\[ N^ N KB O � � �

DN`O

Propagation statique et propagation dynamique :

Le cas statique propage tous les trafics.

Le cas dynamique est utilis e suite a un chang ement de metrique . Il ne propage que

des variations de trafic pour les noeuds impact es par la modification de metrique .


La propagationstatique

Algorithme

Parcour s des noeuds des plus eloign es aux plus proches de R

Pour chaque noeud

Q

, on calcule le trafic WNO � � � recu pour la

destination R : somme du trafic direct et des trafics

^N KB O � � � recu sur

chaque lien entrant

� F� Q �

.

Ce trafic est repar ti sur les liens sor tants (par tage de charge).

�. � 0 1 � � � 1 ) � � � ) �

while

� �.

do(. !"# $ ! ) Ø ã * !Ø $&% '

a!" . b! "+ T

tel que

*!-, + " $ % '/. 0: a!" $&% '/. a!" $ % ' c g!, + " $&% '

+ 3

tel que

*!",+ - $ % '/. 0:

g!",+ - $&% '. a!" $ % '. 5! "�. � � � ( �end while


La propagationdynamique

Algorithme

Soit

/

la liste des noeuds affect es par le chang ement de metrique .

Un noeud est affect e s’il est sour ce ou destination d’un lien dont l’utilisation a ete

modifi ee suite au chang ement de metrique .

while

0 132 4

do5 2 678 9 6:<; = > ?; @A B

{

5est le noeud le plus éloigné de : }0 2 0DC E 5 F

G 2 H?JI @A B

{Ajout du trafic direct en

5

vers : }+K

tel que

L? ,NM I @ A B 2 O

:

G 2 GP G?,NM I @A B

{Trafic des liens entrants}G 2 G.Q ?RI {Partage de charge}for

S

tel que

L?IM T 2 O

doif

G?IM T 132 G

thenG?IM T 2 G

{Propagation sur les liens sortants}0 2 0U E S F{Le trafic vers

S

a changé}end if

end forend while


Résultats


Topologieà 5 nœudset avecune demande

Donn ees :C

B D

A

S

16 Kbps : A/D, D/A, B/D,et D/B.

64 Kbps : C/D et D/C.

1920 Kbps : les autres.

Une demande : 50 Kbps entre S et D.

Metriques a 1.



Routa ge initialC

B D

A

S

25 kbps sur les interfaces A/D et B/D de capacit e 16 kbps.



Apr es optimisationC

B D

A

S+ 1 sur l’interface A/D

+ 1 sur l’interface B/D.

+ 1 sur l’interface A/D.

+ 1 sur l’interface B/D.

La solution initiale est un minim um local.


Topologieà 7 nœudset 2 demandes

Donn ees :

B

C

A

D2

D1

N6

S

16 Kbps : S/N6.

64 Kbps : les autres.

2 demandes : S vers D1 de 20 Kbps et S vers D2 de 10 Kbps.

Metriques a 1.



Routa ge initial

B

C

A

D2

D1

N6

S

B

C

A

D2

D1

N6

S

Saturation de l’interface S/N6.



Apr es optimisation

B

C

A

D2

D1

N6

S

B

C

A

D2

D1

N6

S

Modifications :Changement 1 :+ 1 sur l’interface S/N6Changement 2 :+ 1 sur l’interface S/N6


Conclusion


Conclusion

Optimisation des metriques de routa ge IP

Probleme :Augmentation du trafic et besoins de QoS

Conte xte concurrentiel inter disant un sur -dimensionnement excessif

Jouer sur les metriques IP pour adapter les routes aux trafics transpor tes par le

reseau.

Heuristique pr esent ee :Technique de recherche locale

Originalit e : structure de voisina ge.

Utilisation d’un algo de PCC dynamique et propagation dynamique des trafics.


conception et planiﬁcation de réseaux - laashomepages.laas.fr/brun/cours/planif/chapitre4.pdf ·...

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