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Universidade Federal do ABC

Pos-Graduacao em Ciencia da Computacao

Rodrigo Izidoro Tinini

AGENDAMENTO E RESERVA FUTURA DE CAMINHOS OPTICOS EM

AMBIENTES DE LAMBDA GRID POR MEIO DE OTIMIZACAO POR COLONIA

DE FORMIGAS

Dissertacao

Santo Andre - SP

2014

Pos-Graduacao em Ciencia da Computacao

Dissertacao de Mestrado




DE FORMIGAS

Trabalho apresentado como requisito parcial para

obtencao do tıtulo de Mestre em Ciencia da Com-

putacao, sob orientacao do Prof. Dr. Gustavo

Sousa Pavani e coorientacao do Prof. Dr. Luiz

Gustavo Bizarro Mirisola.

Santo Andre - SP

2014

Este exemplar foi revisado e alterado em relacao a versao original,

de acordo com as observacoes levantadas pela banca no dia da

defesa, sob responsabilidade unica do autor e com a anuencia de

seu orientador.

Santo Andre, 29 de Outubro de 2014.

Assinatura do autor:

Assinatura do orientador:




DE FORMIGAS

Essa Dissertacao foi julgada e aprovada para a obtencao do grau de Mestre em Ciencia

da Computacao no curso de Pos-Graduacao em Ciencia da Computacao da Universidade

Federal do ABC.

Santo Andre - SP - 2014

Prof. Dr. Ronaldo Prati

Coordenador do Curso

BANCA EXAMINADORA

Presidente: Prof. Dr. Gustavo Sousa Pavani

Prof. Dr. Darli Augusto de Arruda Mello

(FEEC/UNICAMP)

Prof. Dr. Divanilson Rodrigo Campelo (UFPE)

Suplente

Prof. Dr. Luiz Henrique Bonani

(CECS/UFABC)

Prof. Dr. Luiz Gustavo Bizarro Mirisola (ITA)

Suplente

“Eis que venho sem demora; guarda o que tens, para que ninguem tome a tua coroa.”

Apoc. 3:11

“Combati o bom combate, acabei a carreira, guardei a fe.

Desde agora, a coroa da justica me esta guardada, a qual o Senhor, justo juiz,

me dara naquele dia; e nao somente a mim, mas tambem a todos os que amarem a sua

vinda.”

2Tim. 4:7,8

Agradecimentos

A Deus, por ter tido misericordia de mim. Por ter me dado forcas e me ajudado a

completar esta missao. Se nao fosse por Seu auxılio, nunca teria chegado ate aqui. Se nao

fosse por Seu auxılio, nunca teria conhecido a verdadeira Felicidade e encontrado paz no

mundo. Nada eu seria, apenas alguem infeliz, mas por Sua eterna misericordia, alcancei

bem-aventuranca e Nele me regozijo.

A meus pais e minha irma, por toda a educacao e esforco que tiveram para comigo,

por terem sempre me dado forcas e me guiado em minha vida. Por cada abraco e consolo

nos momentos difıceis. Este trabalho nao e meu, e de voces. Sem voces eu nao seria nada

e nunca teria chegado ate aqui. Amo voces. Voces sao a minha vida. Voces sao tudo para

mim.

A meus avos, por todo o amor e boa criacao. Os srs. sao parte fundamental da

minha vida. Sem voces eu tambem nao seria nada. Amo voces.

A meus tios e tias, por terem sempre sido meus amigos, me aconselhado e me feito

companhia em momentos difıceis. Cada momento com voces foi mais uma carga de forca

que eu recebia para continuar caminhando. Obrigado pelo apoio quando por dentro eu

chorava achando que nao iria conseguir. Amo voces.

E novamente a meus pais. Amo voces. Sem voces eu nao seria e nao sou nada. Se

algum dia eu chegar a ser 1% do que voces sao, eu serei completo. Voces sao tudo para

mim. Amo voces.

A meus pequenos e grandes primos, que este trabalho algum dia possa servir de

inspiracao a voces e que voces possam sentir orgulho de mim, assim como quando crianca

eu senti orgulho dos pais de voces.

A meus amigos, que em todo momento tambem estiveram comigo e sempre me

acompanharam em todas nossas empreitadas tomadas durante o desenvolvimento deste

trabalho.

Ao Prof. Dr. Gustavo Sousa Pavani, meu orientador, pela orientacao, apoio e

todo conhecimento passado a mim durante o desenvolvimento deste trabalho. Obrigado

pela oportunidade concedida, por toda a ajuda e paciencia durante esta jornada, por

iv

sempre ter sido pronto a ouvir e solucionar minhas duvidas, pelo crescimento academico

proporcionado a mim por meio da pesquisa realizada e por me influenciar ainda mais no

sonho da carreira academica.

Ao Prof. Dr. Luiz Gustavo Bizarro Mirisola, pela coorientacao e apoio durante este

trabalho.

A Universidade Federal do ABC, pelo auxılio financeiro concedido para o desenvol-

vimento deste trabalho.

Ao Conselho Nacional de Desenvolvimento Cientıfico e Tecnologico (CNPq), a Fun-

dacao de Amparo a Pesquisa do Estado de Sao Paulo (FAPESP) e ao INCT de Fotonica

para Comunicacoes Opticas (FOTONICOM) pelo suporte financeiro.

ResumoPor conta da grande demanda por computacao de alto desempenho, maiores taxas

de envio de dados e disponibilidade de recursos de um ambiente de computacao em grade,este trabalho apresenta um estudo realizado sobre o uso de redes opticas que operam comMultiplexacao por Divisao de Comprimento de Onda (Wavelength Division Multiplexing(WDM)) no suporte a grades computacionais, cujo ambiente e chamado de lambda grid.Assim, e proposto neste trabalho uma nova arquitetura de lambda grid capaz de ampliara disponibilidade de seus recursos computacionais e de rede, por meio da insercao de umsuporte a reserva futura destes recursos, ampliando a disponibilidade da grade a temposfuturos e nao apenas a tempos correntes de operacao.

Para o gerenciamento desse ambiente, foi proposto o uso de um algoritmo baseadoem Otimizacao por Colonia de Formigas (Ant Colony Optimization (ACO)) integrado aoplano de controle Generalized Multi-Protocol Label Switching (GMPLS), o qual e capazde gerenciar dinamicamente e de forma conjunta os recursos de processamento e de rede,alem de prover os mecanismos de agendamento e de reserva futura desses recursos.

A arquitetura proposta, juntamente com os demais algoritmos desenvolvidos, foi tes-tada e validada por meio de simulacoes. Os resultados das simulacoes permitiram a avali-acao do desempenho da nova arquitetura e da necessidade de se incorporar o agendamentoconjunto com reserva futuras na execucao da tarefas e na alocacao dos comprimentos deonda na rede optica para se obter a minimizacao da probabilidade de bloqueio.

Palavras Chave: Redes Opticas, Computacao em Grade, Lambda Grid, Otimi-zacao por Colonia de Formigas, Plano de Controle GMPLS.

AbstractDue to the increasing demand of high-performance computing, higher data transport

rates and the availability of the resources on a grid computing environment, this workpresents a study of the use of Wavelength Division Multiplexing (WDM) optical networkson the support of grid computing, whose environment is known as lambda grid. It isproposed in this work a new architecture of lambda grid which is capable of increasingthe availability of its network and computing resources by the use of an advance reservationapproach, which makes the grid able to offer its resources in future times of operation andnot only in the current time.

For the management of this environment, it was proposed the use of an Ant ColonyOptimization (ACO) based algorithm integrated to the Generalized Multi-Protocol LabelSwitching (GMPLS) control plane, which is capable to dynamically manage the serverand network resources, in addition to provide the co-scheduling and advance reservationof those resources.

The proposed architecture and algorithms were tested and evaluated by means ofsimulations. The obtained results allowed the evaluation of the performance of the newarchitecture and the need to incorporate the co-scheduling of server and optical networkresources in their advance reservation in order to minimize the blocking probability.

Keywords: Optical Networks, Grid Computing, Lambda Grid, Ant Colony Opti-mization (ACO), GMPLS control plane.

Sumario

Resumo & Abstract v

Lista de Figuras ix

Lista de Tabelas xi

Acronimos xiii

1 Introducao 1

1.1 Motivacao . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 5

1.2 Objetivos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 6

1.3 Organizacao . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 7

2 Redes opticas e GMPLS 9

2.1 MPLS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12

2.1.1 Comutacao por rotulos pelo plano de controle MPLS - Label Switching 13

2.2 GMPLS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 15

2.2.1 Sinalizacao e reserva de recursos por meio de mensagens RSVP-TE 17

3 Computacao em grade 23

3.1 Lambda Grid . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 25

3.2 Reserva futura de recursos em lambda grids . . . . . . . . . . . . . . . . . 26

3.2.1 Uma abordagem baseada em timeslots . . . . . . . . . . . . . . . . 26

3.2.1.1 Timeslots dinamicos e estaticos . . . . . . . . . . . . . . . 27

3.2.2 Granularidade dos timeslots e complexidade do gerenciamento dosistema . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 28

3.2.3 Requisicoes para o futuro . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 29

3.3 Alocacao e execucao de tarefas com diferentes classes de servico . . . . . . 32

4 Otimizacao por colonia de formigas 33

viii SUMARIO

4.1 Princıpios basicos do algoritmo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 34

4.2 Caracterısticas das formigas artificiais . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 35

4.3 Estruturas de dados . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 36

4.4 Execucao do algoritmo . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 39

4.5 Determinacao do destino do anycast . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 43

4.6 Tratamento para bloqueio de recursos de rede por meio de crankback . . . 44

5 Arquitetura para agendamento e execucao futura de tarefas 47

5.1 Trabalhos Relacionados . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 47

5.2 Extensoes ao algoritmo de reserva imediata de recursos . . . . . . . . . . . 48

5.3 A arquitetura proposta . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 49

5.3.1 Escalonamento futuro de recursos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 50

5.3.2 O sistema de timeslots . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 51

5.3.3 Polıticas de reserva de recursos . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 52

5.3.4 A Sinalizacao RSVP-TE com extensoes para o futuro . . . . . . . . 53

5.3.5 Descricao dos algoritmos propostos de sinalizacao RSVP-TE . . . . 57

6 Simulacao 65

7 Resultados 69

8 Conclusao 77

Referencias Bibliograficas 79

Lista de Figuras

2.1 Exemplo da multiplexacao por comprimentos de onda. . . . . . . . . . . . 10

2.2 Exemplo de pacotes sendo comutados por seus rotulos. . . . . . . . . . . . 14

2.3 Datagrama IP contendo uma mensagem RSVP-TE. . . . . . . . . . . . . . 19

2.4 Interior de uma mensagem RSVP-TE Path. . . . . . . . . . . . . . . . . . 20

2.5 Exemplo da sinalizacao RSVP-TE. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 21

3.1 Exemplo de timeslot estatico. Cada timeslot tem o mesmo tamanho. . . . 28

3.2 Exemplo de timeslot dinamico. Cada timeslot tem um tamanho diferente. . 28

3.3 Nenhuma reserva realizada, todo o tempo da janela deslizante esta disponıvel. 29

3.4 Exemplo de 2 reservas realizadas, 2n+ 1 timeslots a serem gerenciados. . . 29

3.5 Tarefa alocada em tempo futuro. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 30

3.6 Tarefa alocada em tempo futuro maleavel. Tempo de inıcio e variavel. . . . 31

3.7 Tarefa alocada no mesmo tempo corrente de operacao. . . . . . . . . . . . 31

4.1 Memoria da formiga. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 36

4.2 Exemplo da tabela de roteamento por feromonio. . . . . . . . . . . . . . . 37

4.3 Exemplo do modelo parametrico estatıstico para o no 4. . . . . . . . . . . . 38

4.4 Exemplo do vetor de disponibilidade futura para o no 4 e classe de servicoHigh Performance. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 39

4.5 Requisicao utilizando-se de crankback. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 45

5.1 Vetor de estado futuro do servidor. Timeslots reservados para cada pro-cessador. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 50

5.2 Vetor de estado futuro dos comprimentos de onda. Timeslots reservadospara cada comprimento de onda de um enlace. . . . . . . . . . . . . . . . . 51

5.3 Reserva de um timeslot segundo a polıtica First-Fit (FF). . . . . . . . . . 52

5.4 Reserva de um timeslot segundo a polıtica Earliest Start Time (EST). . . 53

5.5 Reserva de um recurso computacional e da rede segundo o algoritmo dereserva futura. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 57

x LISTA DE FIGURAS

5.6 Reserva de um recurso computacional e da rede segundo o algoritmo dereserva futura com relaxamento. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 57

5.7 Algoritmo de sinalizacao de reserva futura. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 62

5.8 Algoritmo de sinalizacao de reserva futura com relaxamento. . . . . . . . . 63

6.1 Backbone NSFNet utilizado na simulacao. . . . . . . . . . . . . . . . . . . 66

7.1 Probabilidade de bloqueio sob diferentes cargas de trabalho para as dife-rentes polıticas de escolha de no e reserva de recursos para o algoritmo dereserva futura. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 70

7.2 Probabilidade de bloqueio sob diferentes cargas de trabalho para as dife-rentes polıticas de escolha de no e reserva de recursos para o algoritmo dereserva futura com relaxamento no envio de dados. . . . . . . . . . . . . . 70

7.3 Probabilidade de bloqueio sob diferentes cargas de trabalho para as dife-rentes polıticas de escolha de no e reserva de recursos para o algoritmo dereserva futura com relaxamento no envio de dados em escala logarıtmica. . 71

7.4 Probabilidade de bloqueio para diferentes tamanhos de timeslot. . . . . . . 72

7.5 Comparacao dos algoritmos de reserva futura propostos com o algoritmode reserva imediata com 4 comprimentos de onda por enlace. . . . . . . . . 73

7.6 Comparacao dos algoritmos em um ambiente com 3 comprimentos de ondapor enlace. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 74

7.7 Comparacao dos algoritmos em um ambiente com 5 comprimentos de ondapor enlace. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 74

7.8 Comparacao dos algoritmos para diferentes quantidades de processadores. . 75

Lista de Tabelas

2.1 Mensagens Abstratas e respectivas mensagens RSVP-TE . . . . . . . . . . 18

6.1 Parametros utilizados . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 67

Lista de Acronimos

ACO Ant Colony Optimization

CWDM Coarse Wavelength Division Multiplexing

DWDM Dense Wavelength Division Multiplexing

EST Earliest Start Time

FF First-Fit

G2MPLS Grid Generalized Multi-Protocol Label Switching

GMPLS Generalized Multi-Protocol Label Switching

IETF Internet Engineering Task Force

IP Internet Protocol

LFIB Label Forwarding Information Base

LMP Link Management Protocol

LSR Label Switching Router

LSP Label Switched Path

MPLS Multiprotocol Label Switching

MPλS Multiprotocol Lambda Switching

OSPF-TE Open Shortest Path First

OXC Optical Cross Connect

RSVP-TE ReSerVation Protocol Traffic Engineering

RWA Routing and Wavelength Assignment

TDM Time Division Multiplexing

VPN Virtual Private Network

WDM Wavelength Division Multiplexing

Capıtulo 1

Introducao

Estudos realizados durante a decada de 90 visavam alcancar grande poder compu-

tacional por meio da utilizacao conjunta de diversos recursos computacionais geografi-

camente distribuıdos. Este esforco foi o que deu inıcio ao surgimento da computacao

em grade, em ingles, grid computing. O nome grid computing foi utilizado por Ian Fos-

ter (Universidade de Chicago) e Carl Kesselman (Universidade do Sul da California) [1]

para designar este modelo computacional, baseando-se em outras redes, como as redes

de distribuicao de energia eletrica, ou power grids. Um modelo de computacao em grade

possibilita grandes poderes computacionais por meio do uso conjunto de diversos recursos

geograficamente distribuıdos, porem interconectados.

Os elementos que constituem um ambiente de grade computacional sao os seguintes

[1]:

Recursos fısicos: Sao os sistemas de armazenamento e processamento a serem

compartilhados e as respectivas conexoes de rede que envolvem o compartilhamento

dos recursos ao longo de toda a grade. A grade deve possuir protocolos e mecanismos

que permitam a utilizacao deses recursos.

Servicos: Sao protocolos que sao implementados em cada no da grade. Incluem

protocolos como os de comunicacao, autenticacao e administracao, que negociam

acesso aos recursos e disponibilizam informacoes acerca do estado do recurso.

2 Introducao

Infraestrutura: E definida pelo software responsavel por unificar todos os nos da

grade em um unico sistema. Possui protocolos globais e servicos coletivos especıficos

que conectam usuarios e aplicacoes a infraestrutura comum da grade. Os servicos

coletivos incluem alocacao de recursos, monitoramento e diagnostico, polıticas de

acesso, espelhamento de dados, etc.

Aplicacoes: Representam o software responsavel por estabelecer a conexao com

o usuario final da grade. Sao de fato, os softwares que oferecem transparentemente

ao usuario todo o poder da grade.

As grades computacionais envolvem a conexao de diversas redes e um ambiente

como esse pode ser construıdo com o suporte de diversos tipos de redes de transporte.

Neste contexto, as redes opticas sao redes de transporte que proporcionam grande de-

sempenho em relacao ao envio de dados. Uma tecnologia de rede de transporte que pode

ser usada neste cenario sao as redes que trabalham com a Multiplexacao por Divisao de

Comprimento de Onda (Wavelength Division Multiplexing (WDM)), que possuem como

mecanismo a multiplexacao do comprimento de onda na fibra optica. Dessa maneira,

diversos sinais opticos sao enviados por uma unica fibra em uma mesma transmissao.

Em redes WDM, quando um determinado no origem deseja realizar uma transmissao

para determinado no destino, um comprimento de onda deve ser reservado nos enlaces

e um caminho optico deve ser estabelecido para que a transmissao dos dados possa ser

feita. Quando do estabelecimento de um caminho optico, os recursos de rede necessarios

sao reservados para tal, para que nenhum outro caminho seja estabelecido utilizando-se

daqueles recursos. E neste ponto que esta um dos principais problemas relacionados as

redes WDM, que e conhecido como Roteamento e Alocacao de Comprimento de Onda (

Routing and Wavelength Assignment (RWA)) [2]. Os problemas referentes a roteamento

(R) dizem respeito as decisoes a serem tomadas quando uma rota deve ser calculada em

uma rede, levando em conta qual o melhor caminho a ser escolhido dentre as diversas

opcoes disponıveis. Ja os problemas referentes a Alocacao de Comprimento de Onda

(WA) dizem respeito a escolha de um comprimento de onda que esteja disponıvel em

3

todos os enlaces de um caminho optico a ser estabelecido. Durante o estabelecimento de

um caminho optico entre um no origem e um no destino, se ha restricao da continuidade

de comprimentos de onda, isto e, um mesmo comprimento de onda nao esta disponıvel

em todos os enlaces, pela ausencia de conversores ao longo do caminho, o caminho optico

nao pode ser estabelecido pois o mesmo comprimento de onda deve ser reservado em

todos os enlaces entre um no origem e um no destino. Da mesma maneira, um mesmo

comprimento de onda nao pode ser partilhado por dois caminhos opticos diferentes, o que

causa a restricao de colisao de comprimento de onda.

Como os comprimentos de onda a serem alocadas sao limitados, pode ocorrer a falta

destes recursos, fazendo com que a requisicao de estabelecimento de caminho optico que

esta sendo processada na rede seja bloqueada. Mediante tal situacao, e necessario que

no ambiente da rede exista algum mecanismo de gerenciamento que possa controlar os

recursos e suas disponibilidades e tambem a operacao da grade em geral.

O gerenciamento da grade pode ocorrer de duas maneiras, centralizado ou distri-

buıdo. Se o gerenciamento for centralizado, toda a operacao da grade e monitorada e

gerenciada por um controlador central responsavel por manter todos os nos da rede. Este

controlador realiza as operacoes da rede baseando-se nas informacoes de estado de rede

que ele mantem consigo, referente a todos os nos. Neste contexto, as requisicoes de servico

sao processadas de maneira sequencial, o que nao ocorre com um controlador distribuıdo,

pois o gerenciamento da rede neste caso ocorre em cada no, e as requisicoes sao proces-

sadas concorrentemente. As operacoes realizadas por cada no sao feitas com base em

informacoes que o proprio no mantem. Neste caso, a visao global do estado da rede esta

espalhada pelos nos.

Para o gerenciamento distribuıdo de redes opticas existe um padrao chamado de

Generalized Multi-Protocol Label Switching (GMPLS) [3]. O padrao GMPLS e um plano

de controle que, alem de gerenciar redes opticas comutadas por comprimento de onda,

realiza o gerenciamento heterogeneo de diversos outros tipos de tecnologia de rede, tanto

de dados como de transporte.

4 Introducao

O plano de controle GMPLS possui protocolos responsaveis pelo estabelecimento

de caminhos opticos e gerenciamento dos recursos da rede (o proprio comprimento de

onda). O protocolo utilizado para o estabelecimento de caminhos opticos e o protocolo

ReSerVation Protocol Traffic Engineering (RSVP-TE), responsavel por realizar sinaliza-

cao entre os nos pertencentes a rota de estabelecimento de um caminho optico a fim de

alocar recursos necessarios para o estabelecimento da conexao optica.

O calculo de um caminho optico e especıfico do equipamento ou da rede. Um metodo

bastante promissor para o calculo de rotas em ambientes gerenciados por GMPLS e o uso

da metaheurıstica Otimizacao por Colonia de Formigas (Ant Colony Optimization (ACO))

[4].

Algoritmos baseados em ACO sao utilizados para a resolucao de problemas relaci-

onados a roteamento. O plano de controle GMPLS possui um protocolo responsavel por

realizar roteamento. Porem, como mostrado em trabalhos anteriores [5], o uso de algo-

ritmos baseados em ACO em um plano de controle GMPLS para o aprovisionamento de

caminhos opticos mostra-se bastante promissor. Algoritmos baseados em ACO baseiam-se

no comportamento de formigas reais em suas buscas por alimento fora de suas colonias.

Quando as formigas saem das colonias para buscar alimento, depositam no solo durante

o trajeto uma substancia quımica chamada de feromonio para marcar seu caminho. Esta

substancia e sentida pelas outras formigas que estao buscando alimento. As formigas sen-

tem o feromonio e tendem a seguir por caminhos onde esta substancia esteja depositada.

Dessa maneira, uma rota e criada em decorrencia do deposito do feromonio. Esta comu-

nicacao realizada entre as formigas e chamada de estigmergia e este tipo de inteligencia

e comportamento das formigas em depositar o feromonio e em tomar decisoes com base

nas medidas locais depositadas por outros agentes e chamado de Inteligencia de Enxame

(Swarm Intelligence) [6]. A estigmergia e o mote principal para o desenvolvimento de um

algoritmo baseado em ACO, pois por meio da criacao de rotas pela quantidade de feromo-

nio depositada no solo, este comportamento e modelado computacionalmente pelo ACO

para realizar tomadas de decisoes acerca de roteamento pela rede, utilizando o feromonio

como metrica para escolha de um proximo hop de um pacote enviado em uma rede.

1.1 Motivacao 5

1.1 Motivacao

O uso conjunto de uma grade computacional suportada por uma rede WDM resulta

no ambiente que chamamos de lambda grid. O nome remete a forma como as conexoes

opticas sao estabelecidas, por meio da reserva de comprimento de onda (lambda(λ)) e

como o trafego e tratado (fluxos de dados sao enviados utilizando-se dos lambdas reser-

vados). Um lambda grid tambem possibilita que seus usuarios e aplicacoes realizem o

estabelecimento e encerramento de caminhos opticos sob demanda.

Basicamente, um ambiente de lambda grid e formado por nos usuarios consumidores

de processamento e nos provedores de recursos computacionais.

Pela perspectiva do RWA, o lambda grid se diferencia de redes opticas normais

comutadas por comprimento de onda por nao ter como meta estabelecer uma conexao

entre um no origem e um no destino, mas sim entre um no usuario e um recurso presente

em um no provedor de recursos, que deve ser descoberto e conectado, isto e, roteado.

O processo de descoberta de um recurso no lambda grid apto para a execucao de uma

tarefa e estabelecimento de uma conexao optica entre um no usuario e um no provedor

de recursos e chamado de roteamento anycast [7]. O roteamento anycast preve a conexao

entre o no usuario e o provedor de recursos, sendo este provedor de recursos qualquer no

da rede capaz de atender a requisicao do no usuario. Em outras palavras, qualquer no

provedor de recursos pode ser escolhido para o atendimento de uma requisicao de servico.

A grosso modo, apos realizar a descoberta de um recurso em um no provedor da rede, o

roteamento anycast e reduzido a um algoritmo de RWA para o estabelecimento da conexao

optica.

No gerenciamento de um lambda grid, ha um fator complicador: os recursos da

rede devem ser controlados e reservados da mesma forma que os recursos computacionais,

pois na abordagem do lambda grid em que usuarios estabelecem caminhos opticos sob

demanda, a rede e seus recursos nao sao mais considerados estaticos. Assim, o escalonador

de tarefas do lambda grid deve ser responsavel por gerenciar os recursos da rede quando

realiza a alocacao de tarefas nos nos provedores da grade.

6 Introducao

Em algoritmos baseados em ACO, descoberta de recursos e roteamento se encontram

associados, pois uma rota entre um no origem e um no destino e determinada pelos nıveis

de feromonio na rede apos a descoberta de um recurso. Dessa forma, integrado a um plano

de controle GMPLS, um algoritmo de ACO pode prover o gerenciamento dos recursos

computacionais e de rede do lambda grid ao mesmo tempo em que e responsavel pela

descoberta e selecao de recursos e alocacao de tarefas [5, 8].

Apesar do algoritmo de ACO integrado ao plano de controle GMPLS ser capaz

de gerenciar apropriadamente o lambda grid [5], o plano de controle GMPLS nao possui

suporte nativo a reservas futuras de recursos, apenas realiza reservas imediatas de recursos

da rede.

Este trabalho tem como objetivo permitir a execucao futura de tarefas em lambda

grids, de modo que seja possıvel a reserva futura de recursos computacionais e de rede.

Assim, recursos computacionais e de rede sao oferecidos para uso em tempos futuros,

permitindo que o estabelecimento de conexoes opticas, a transmissao de dados e o proces-

samento de tarefas nao sejam apenas realizados nos momentos de chegada de requisicoes

de servico no lambda grid, mas tambem em tempos futuros.

1.2 Objetivos

O objetivo deste trabalho e a aplicacao do algoritmo de otimizacao por colonia de

formigas para o aprovisionamento de caminhos opticos e descoberta e reserva de recursos

para o atendimento de tarefas com execucao futura em um ambiente de lambda grid

gerenciado por um plano de controle GMPLS. Em especıfico, buscar-se-a:

• Agendamento de caminhos opticos para tempos futuros atraves do algoritmo de

otimizacao por colonia de formigas.

• Integracao do algoritmo de ACO ao plano de controle GMPLS com vistas no

agendamento futuro de tarefas.

1.3 Organizacao 7

• Desenvolvimento das extensoes necessarias ao protocolo de sinalizacao RSVP-TE

para o suporte das reservas futuras de recursos no ambiente de lambda grid.

• Escalonamento e reserva futura dos recursos computacionais e de rede atraves

das extensoes propostas neste trabalho.

• Uso do mecanismo de crankback para a diminuicao da taxa de bloqueios de

requisicoes por escassez de recursos de rede.

1.3 Organizacao

Este trabalho esta organizado seguindo-se os seguintes capıtulos:

Capıtulo 1: Introducao ao trabalho e apresentacao do escopo.

Capıtulo 2: Contextualizacao das redes opticas e apresentacao do plano de con-

trole GMPLS.

Capıtulo 3: Apresentacao do modelo computacional de computacao em grade e

do ambiente de lambda grid e suas caracterısticas.

Capıtulo 4: Apresentacao do algoritmo de Otimizacao por Colonia de Formigas

utilizado neste trabalho e do mecanismo de crankback utilizado para novos rotea-

mentos utilizando-se dos nıveis de feromonio do algoritmo de ACO.

Capıtulo 5: Apresentacao da arquitetura de lambda grid proposta neste traba-

lho e das extensoes desenvolvidas para a sinalizacao RSVP-TE prover suporte a

agendamento futuro.

Capıtulo 6: Apresentacao da simulacao realizada para validacao da arquitetura

de lambda grid e dos algoritmos propostos neste trabalho.

Capıtulo 7: Apresentacao dos resultados da simulacao e comparacao com resul-

tados de trabalhos anteriores.

8 Introducao

Capıtulo 8: Conclusao do trabalho realizado.

Capıtulo 2

Redes opticas e GMPLS

Redes opticas sao redes de transporte que operam por meio da transmissao de dados

em feixes de luz atraves de fibras opticas. A fibra optica e um guia de onda dieletrico

constituıdo de um nucleo e uma casca, ambos feitos de sılica, alem de uma capa de plastico

que ajuda a melhorar suas caracterısticas mecanicas [9]. Os dados sao transmitidos atraves

de seu nucleo por meio de optica geometrica, sendo os feixes de luz refletidos de uma

extremidade da fibra ate a outra, alem da casca da fibra optica tambem ser responsavel por

transmitir uma parte da energia. Utilizando-se desta tecnologia de transmissao de dados

existe a rede WDM, que e uma rede de transporte optica que permite a multiplexacao

por comprimento de onda. Isto possibilita que em uma transmissao possam ser enviados

diversos fluxos de dados em uma mesma fibra optica para diferentes receptores, conforme

ilustra a Figura 2.1. Isto e feito dividindo os fluxos de dados a serem enviados em diferentes

comprimentos de onda. Cada comprimento de onda em uma transmissao possui um fluxo

de dados proprio, um transmissor e um receptor. Quando um comutador central recebe

os dados que foram enviados, ele deve ser capaz de rotear cada comprimento de onda para

seu respectivo destino. A multiplexacao por comprimento de onda consiste na codificacao

dos sinais opticos em diferentes frequencias opticas. Dessa maneira, cada comprimento de

onda forma um canal optico distinto dos outros canais opticos presentes na mesma fibra

optica.

A multiplexacao por comprimento de onda permite uma alta taxa de envio de dados,

10 Redes opticas e GMPLS

ao visto que cada comprimento de onda possa transmitir dados na ordem de varios Gb/s,

o que pode possibilitar a fibra uma taxa de transmissao na ordem de Tb/s.

Existem dois tipos de tecnologia WDM, chamadas de Coarse Wavelength Division

Multiplexing (CWDM) e Dense Wavelength Division Multiplexing (DWDM) [10]. A dife-

renca entre elas esta na quantidade de comprimentos de onda disponıveis para multiplexa-

cao na fibra optica. A quantidade dos comprimentos de onda e definida pelas frequencias

adotadas para cada comprimento de onda e disposta em listas de frequencia chamadas

de grids. Um grid prove uma lista de comprimentos de onda uniformemente espacados

entre si. Em redes CWDM, um grid possui 18 comprimentos de onda com um espaca-

mento de 2500 GHz (20 nm) entre cada comprimento de onda. Na tecnologia DWDM,

existem grids com espacamentos de 100, 50 ou ate mesmo 25 GHz, o que torna possıvel

um numero muito maior de comprimentos de onda disponıveis. Equipamentos DWDM

comerciais com capacidade de mais de 100 comprimentos de onda podem ser encontrados

e o uso de mais de 300 comprimentos de onda nessa tecnologia ja foi demonstrado [10].

Figura 2.1: Exemplo da multiplexacao por comprimentos de onda.

As redes opticas podem ser classificadas em 3 tipos [9]: Redes de longa distancia,

Metropolitanas e Redes de acesso. As Redes de longa distancia sao redes que cobrem

grandes distancias, operando a nıveis globais, entre paıses e tambem conectando conti-

11

nentes. Redes Metropolitanas operam em nıveis metropolitanos, realizando conexoes de

cidades e ambientes metropolitanos. Por fim, as Redes de acesso realizam a conexao entre

o usuario e redes globais atraves de redes metropolitanas.

As redes opticas tambem possuem equipamentos especıficos para sua operacao e que

constituem a sua arquitetura [9]:

Terminais de linha optica: Responsaveis por converter um sinal de usuario em

um sinal de transmissao optica, atraves de um transponder.

Amplificador optico: Responsaveis por amplificar os sinais opticos durante sua

transmissao em certos pontos da topologia da rede em decorrencia da atenuacao

sofrida pelos sinais opticos durante sua transmissao na fibra.

Multiplexadores opticos: Responsaveis por multiplexar os comprimentos de

onda a serem utilizados na transmissao e por demultiplexa-los nos receptores.

Comutadores opticos (Optical Cross Connect (OXC)): Responsaveis por co-

mutarem os comprimentos de onda de entrada e de saıda. E capaz de receber um

comprimento de onda em uma interface de entrada e comuta-lo para sua interface

apropriada de saıda.

Uma rede optica necessita do gerenciamento de suas operacoes por meio de um

plano de controle apropriado. O padrao GMPLS prove um plano de controle comum

para o gerenciamento de diferentes tecnologias de rede, fazendo com que os equipamentos

pertencentes a diferentes redes de diferentes tecnologias possam trabalhar conjuntamente

sem problemas. Uma das caracterısticas chave do GMPLS e o uso da comutacao por

rotulos, que sao identificadores utilizados para determinar a escolha do proximo hop de

um fluxo de dados que esta sendo enviado pela rede.

O conceito de rotular um pacote para determinar a sua comutacao oriunda do plano

de controle Multiprotocol Label Switching (MPLS). O GMPLS pode ser categorizado

como uma evolucao do MPLS, e por esse motivo e apresentado a seguir o plano de controle

MPLS.


2.1 MPLS

O MPLS foi desenvolvido pela Forca Tarefa de Engenharia da Internet (Internet

Engineering Task Force (IETF)) [10]. O MPLS e uma tecnologia de encaminhamento de

dados que consiste no uso de rotulos que sao usados para o encaminhamento de pacotes

por determinados caminhos na rede para determinados nos destino.

Suas origens remontam as tecnologias de comutacao de pacotes Internet Proto-

col (IP) na decada de 90. O desenvolvimento do padrao MPLS surgiu com as tentativas

de se desenvolver uma nova tecnologia de comutacao de pacotes, tendo em vista alguns

problemas referentes a comutacao de pacotes IP, relacionados a velocidade e escalabili-

dade. Os padroes e protocolos do MPLS comecaram a ser desenvolvidos por um grupo

chamado MPLS Working Group, formado dentro do IETF.

Ao passo que a comutacao de pacotes IP e feita utilizando-se de um endereco atrelado

a cada pacote usado para se determinar qual sera o proximo hop do caminho do pacote,

juntamente com o auxılio de uma tabela de roteamento, a comutacao do padrao MPLS

se utiliza de um rotulo em cada pacote que determina o proximo hop a ser escolhido.

Conforme sera apresentado a seguir, o processo de escolha do proximo hop pela comutacao

por rotulos acarreta na tomada de duas decisoes: a escolha de um caminho de preferencia

para aquele pacote e o encaminhamento daquele pacote para um switch especıfico, apto

a recebe-lo.

O MPLS tambem pode trabalhar com redes ATM e Frame Relay. Como essas redes

sao baseadas em comutacao, nao ha necessidade de rotular as celulas ou quadros com o

rotulo especıfico do MPLS (shim header, apresentado a seguir), pois o MPLS utiliza os ja

presentes campos VPI/VPC em redes ATM e DLCI em redes Frame Relay como rotulo

para realizar comutacao.

O GMPLS e uma evolucao do MPLS, ao passo que utiliza o conceito do encami-

nhamento MPLS em tecnologias nao baseadas em pacotes, como redes WDM e redes de

Multiplexacao por Divisao de Tempo (Time Division Multiplexing (TDM)).

2.1 MPLS 13

2.1.1 Comutacao por rotulos pelo plano de controle MPLS -

Label Switching

O MPLS prove por meio da colocacao de um rotulo em cada pacote, uma informacao

que e usada pelos nos da rede para decidirem qual o proximo hop de um pacote recebido.

Em uma abordagem baseada em MPLS, dois termos devem ser apresentados para a

familiarizacao do processo de comutacao:

Roteador Comutador de Rotulos (Label Switching Router (LSR)): Quando

um switch e capaz de comutar pacotes de acordo com seus rotulos, ele e um LSR.

Caminho Comutado por Rotulo (Label Switched Path (LSP)): Um LSP

e o caminho que um pacote MPLS percorre pela rede.

O rotulo funciona como um identificador que diz para cada LSR da rede para qual

LSP um dado pacote deve ser enviado e qual LSR deve recebe-lo. Em cada pacote MPLS

e colocado entre o cabecalho de rede e o cabecalho IP um pedaco de informacao chamado

de shim header, que carrega consigo um rotulo de 20 bits. O shim header e o rotulo

propriamente dito.

Cada LSR mantem uma tabela chamada de Base de Informacao de Encaminhamento

de Rotulo (Label Forwarding Information Base (LFIB)) que e usada para determinar o

proximo hop a ser escolhido. A LFIB mantem um mapeamento de cada rotulo para

determinada interface de entrada e de cada rotulo para determinada interface de saıda.

Quando um LSR recebe um pacote, ele verifica qual foi a interface que recebeu aquele

pacote e verifica seu rotulo dentro do shim header. O LSR determina entao qual sera o

proximo hop verificando na LFIB qual o proximo destino a ser escolhido de acordo com

o rotulo do pacote e coloca um novo rotulo no shim header. De acordo com o valor do

rotulo, o LSR o envia para um determinado LSP, apto a receber pacotes com determinado

valor de rotulo.

Os pacotes sao primeiramente enviados normalmente como pacotes IP, e ao serem

recebidos por um LSR ingresso, ou seja, o primeiro LSR a receber aquele pacote, sao rotu-


lados, sendo classificados de acordo com seu destino final e atribuıdos a um determinado

LSP. Os pacotes tem seu valor de rotulo trocados pelos LSRs durante seu percurso, e ao

chegarem em um LSR egresso, o shim header e descartado e os pacotes sao enviados ao

seu destino como pacotes IP tradicionais.

A Figura 2.2 ilustra esse processo.

Figura 2.2: Exemplo de pacotes sendo comutados por seus rotulos.

• O Host A envia pacotes IP para o LSR W, consultando a tabela de roteamento

ou por uma rota padrao.

• O LSR W analisa os pacotes e os rotula de acordo com seu destino final. De

acordo com cada rotulo, os pacotes seguem por um determinado LSP.

• Os pacotes que possuem como destino final o Host B sao enviados ao LSP 1 e

sao rotulados com o valor 20.

• Os pacotes que possuem o Host C como destino final sao enviados ao LSP 2 e

rotulados com valor 30.

• Ao chegarem no LSR X, os pacotes sao examinados. O LSR X verifica as interfa-

ces de entrada e os rotulos de cada pacote. O LSR X usa essas informacoes para

verificar na LFIB e determinar quais serao as interfaces de saıda e os rotulos de

saıda.

2.2 GMPLS 15

• O LSR X entao troca o rotulo dos pacotes com destino ao Host B para o valor

25 e os envia pelo LSP 3. Os pacotes com destino ao Host C recebem o novo

valor de rotulo como 35 e sao enviados pelo LSP 4.

• O LSR Y e LSR Z sao LSRs egressos. Ao receberem os pacotes e verificarem

as informacoes na LFIB sao informados para descartarem o shim header dos

pacotes e os enviarem aos destinos finais como pacotes IP padroes.

Analisando o trabalho do MPLS em construir LSPs e utiliza-los como caminhos

proprios para pacotes com determinado rotulo, pode-se dizer que o MPLS prove solucoes

de engenharia de trafego, construindo caminhos especıficos para determinados tipos de

rotulos, e tambem prove solucoes na comutacao dos pacotes, realizando uma comutacao

adequada a cada rotulo especıfico.

2.2 GMPLS

O plano de controle GMPLS nasceu dos esforcos relacionados a criacao de um padrao

que pudesse operar em redes baseadas em comutacao de pacotes e redes de transporte.

Foi observado que a tecnica de rotulamento utilizada pelo MPLS em redes comutadas

por pacotes podia ser utilizada em redes nao baseadas nessa tecnologia [10], como as redes

de transporte. Em uma rede WDM, e feita a comutacao por comprimentos de onda. A

comutacao ocorre basicamente na conversao de um comprimento de onda de entrada de

uma interface de entrada para uma interface de saıda como um comprimento de onda de

saıda, o que e similar ao processo que era realizado pelo MPLS no mapeamento da tabela

LFIB para encaminhar os pacotes para uma interface de saıda de acordo com seu rotulo.

Assim, utilizando-se dos conceitos de rotulamento para comutar comprimentos de onda,

surgiu o padrao Multiprotocol Lambda Switching (MPλS).

O nascimento do GMPLS se deu na observacao de que a tecnica utilizada no padrao

MPλS poderia tambem ser utilizada em outros tipos de rede [10]. O princıpio utilizado

na operacao de comutar comprimentos de onda por rotulos poderia ser tambem utilizado


para comutar timeslots em uma rede TDM. Partindo disso, as habilidades do MPλS foram

ampliadas para que pudessem suportar conjuntamente tecnologias de rede heterogeneas.

Assim nasceu o GMPLS, provendo suporte a comutacao por pacotes, comprimento de

onda, timeslots e fibra.

O plano de controle GMPLS, assim como seu predecessor MPLS, utiliza o rotula-

mento nas tecnologias suportadas para realizar comutacao, como por exemplo, o rotula-

mento de um comprimento de onda, para comutar para um LSP especıfico o conjunto de

dados enviados naquele sinal.

Compoem o padrao, tres tipos de protocolo [10]:

Protocolo de Sinalizacao: Responsavel por realizar a sinalizacao que configura,

mantem, modifica e finaliza conexoes, que sao os LSPs propriamente ditos, no plano

de dados. Esse processo e realizado pelo envio de mensagens apropriadas pela rede.

A sinalizacao e realizada pelo protocolo RSVP-TE [11].

Protocolo de Roteamento: Responsavel por disseminar informacoes atraves da

rede para serem usadas no calculo de rotas. O protocolo responsavel pelo roteamento

no GMPLS e o protocolo OSPF-TE [12].

Gerenciamento de Enlace: Responsavel pela configuracao e manutencao dos

nos da rede, como deteccao de falhas e verificacao do estado operacional de um no.

O protocolo usado para tal e o LMP [13].

As operacoes do GMPLS ocorrem em dois nıveis distintos: o plano de controle e o

plano de dados.

E no plano de controle que operam os protocolos supracitados. Em redes de trans-

porte, como a utilizada neste trabalho, o plano de controle nao compartilha canais com o

plano de dados. O envio de mensagens pelo plano de controle pode ocorrer em um canal

de dados dedicado, ou em um lambda dedicado, em uma rede WDM. Isso ocorre porque

em redes de transportes, o envio dos dados e feito em lambdas inteiros, em timeslots in-

2.2 GMPLS 17

teiros, por exemplo, o que impede que pacotes individuais sejam distinguidos em meio a

grande quantidade de dados enviados.

Por sua vez, o plano de dados representa o nıvel em que os dados sao transmitidos,

ou seja, o plano de dados e o nıvel em que ocorre o transporte dos dados pela rede.

2.2.1 Sinalizacao e reserva de recursos por meio de mensagens

RSVP-TE

A sinalizacao GMPLS ocorre por meio do uso de mensagens RSVP-TE. Quando

um fluxo de dados deve ser enviado pela rede, e necessario que antes um caminho optico

(LSP) seja estabelecido, reservando-se os recursos de rede necessarios. Essa configuracao

e feita por meio do envio de mensagens RSVP-TE.

Segue-se a seguir cada mensagem RSVP-TE e sua funcao [11]:

Path: Responsavel por verificar a disponibilidade dos recursos necessarios para o

estabelecimento de um LSP.

Resv : Responsavel por reservar os recursos.

ResvConfirm : Responsavel por confirmar a reserva dos recursos.

PathErr : Responsavel pelo tratamento de erros na fase de verificacao dos re-

cursos. E enviada quando um erro ocorre nesta fase. Tambem e responsavel por

encerrar um LSP nesta fase da sinalizacao.

ResvErr : Responsavel pelo tratamento de erros na fase de reserva dos recursos.

E enviada quando um erro ocorre nesta fase.

PathTear : Responsavel por encerrar um LSP.

Notify : Responsavel por propagar informacao sobre o estado, em relacao ao plano

de dados, de um LSP.


As mensagens acima sao implementadas com base em mensagens abstratas de si-

nalizacao definidas pelo padrao GMPLS. Esta abstracao permite uma padronizacao da

sinalizacao em um possıvel desenvolvimento de novos protocolos para tal. As mensagens

abstratas e suas respectivas mensagens RSVP-TE estao dispostas na Tabela 2.1.

Tabela 2.1: Mensagens Abstratas e respectivas mensagens RSVP-TE

Mensagem Abstrata Mensagem RSVP-TELSP Setup PathLSP Accept ResvLSP Confirm ResvConfirmLSP Upstream Error PathErrLSP Downstream Error ResvErrLSP Downstream Release PathTearLSP Upstream Release PathErrLSP Notify Notify

O protocolo RSVP-TE nao utiliza um protocolo de transporte para o envio das

mensagens. As mensagens RSVP-TE sao enviadas pela rede em datagramas IP.

Uma mensagem RSVP-TE e composta de um cabecalho chamado de Common Mes-

sage Header, que e um cabecalho comum para todas as mensagens RSVP-TE. Este

cabecalho contem o tipo da mensagem (Path, Resv, etc.) e seu tamanho. Alem deste

cabecalho, a mensagem e composta por uma serie de objetos. Cada objeto contem um

tipo especıfico de informacao, como por exemplo, informacao acerca do comprimento de

onda que deve ser alocado para o LSP, a rota que esta sendo seguida e que fara parte do

percurso abrangido pelo LSP. Estes objetos tambem possuem um campo que especifica

o tipo de informacao que ele representa.

Um objeto tambem pode ser composto de varios sub-objetos, conforme ilustra a

Figura 2.3.

A mensagem RSVP-TE tambem mantem consigo um objeto chamado de Label Set

[3], que e responsavel por armazenar os rotulos dos comprimentos de onda disponıveis

em cada enlace que a mensagem atravessa. Ele e usado para limitar as escolhas de um

rotulo para ser usado pela mensagem RSVP-TE para um conjunto de rotulos aceitaveis,

2.2 GMPLS 19

Figura 2.3: Datagrama IP contendo uma mensagem RSVP-TE.

no contexto da rede optica, comprimentos de onda disponıveis para reserva.

A cada enlace atravessado, a mensagem RSVP-TE mantem em seu Label Set os ro-

tulos dos comprimentos de onda que estao disponıveis pela rede. Assim, a cada enlace ela

atualiza seu Label Set com os rotulos ali disponıveis. Se em dado enlace os comprimentos

de onda λ1 e λ2 estiverem disponıveis, a mensagem atualiza seu Label Set com essa infor-

macao. Se no proximo enlace o comprimento de onda λ1 nao estiver mais disponıvel, a

mensagem entao atualiza seu estado no Label Set, fazendo assim com que apenas os com-

primentos de onda disponıveis em todos os enlaces possam ser utilizados pela mensagem

RSVP-TE.

A Figura 2.4 ilustra um exemplo de mensagem RSVP-TE contendo uma requisicao

de estabelecimento de caminho optico. Os campos origem e destino especificam os nos

origem e destino da mensagem. O campo rota possui os identificadores de cada no per-

corrido colhidos pela mensagem. A mensagem tambem colhe os comprimentos de onda

(rotulos de cada comprimento de onda) dos enlaces atravessados e os armazena em seu

Label Set. Por fim, a mensagem tambem pode manter consigo um objeto referente a er-

ros ocorridos durante a sinalizacao. No exemplo da Figura 2.4, a mensagem possui um

campo referente a um codigo de erro que esta nulo, o que informa que nao ocorreram erros

durante a sinalizacao.

Por nao utilizar um protocolo de transporte para a realizacao da sinalizacao, este

processo nao e orientado a conexao. Para garantir a integridade de uma mensagem o


Figura 2.4: Interior de uma mensagem RSVP-TE Path.

Common Message Header possui um checksum responsavel por detectar algum erro na

mensagem.

O processo de sinalizacao e estabelecimento de um caminho optico ocorre pela exe-

cucao dos seguintes passos, conforme ilustrado pela Figura 2.5:

• Um host envia uma solicitacao de estabelecimento de caminho optico para um

no ingresso da rota de estabelecimento do LSP.

• O no ingresso envia uma mensagem Path ate o no egresso da solicitacao.

• A mensagem Path e recebida e transmitida novamente por todos os nos inter-

mediarios da rota do LSP que sera estabelecido.

• A cada no visitado, a mensagem colhe o identificador daquele no.

• A cada enlace atravessado, a mensagem atualiza seu Label Set com os compri-

mentos de onda do enlace. Se um comprimento de onda estiver sendo utilizado

naquele enlace, o rotulo relativo a esse comprimento de onda deve ser removido

do Label Set, se este o possuir.

• Ao chegar ao no egresso, a mensagem Path escolhe no Label Set um rotulo de um

comprimento de onda ainda nao utilizado, de acordo com a polıtica de alocacao

de comprimento de onda, que sera utilizado para identificar o comprimento de

onda a ser reservado em cada enlace do LSP. Se todos os comprimentos de onda

foram utilizados, a requisicao deve ser bloqueada, o que geraria uma mensagem

PathErr com o erro indicando que nao ha rotulos disponıveis para a alocacao

de comprimento de onda.

2.2 GMPLS 21

• A mensagem Path se transforma em Resv e e enviada para o no ingresso.

• Durante seu trajeto a mensagem Resv reserva o comprimento de onda em cada

enlace atravessado.

• Com a chegada da mensagem Resv ao no ingresso, o estabelecimento do LSP e

confirmado e os dados ja podem ser enviados pela rede.

• Apos o fim transmissao, uma mensagem do tipo PathTear e gerada e enviada

para o encerramento do LSP.

Figura 2.5: Exemplo da sinalizacao RSVP-TE.

Apesar da mensagem ResvConfirm ter como utilidade a confirmacao do estabele-

cimento do LSP a um no receptor (egresso), ela nao e frequentemente utilizada, pois a

partir do momento em que a mensagem Resv volta ao no ingresso o processo de sinali-

zacao e tido como correto, pois ocorrendo qualquer erro durante a sinalizacao o devido

tratamento de erro e inicializado e o erro e tratado. Logo, se a mensagem Resv chegou

ao no ingresso, qualquer possıvel erro ocorrido ja foi tratado e o processo de sinalizacao

teve continuidade [10].

O GMPLS possui um controle de confiabilidade na entrega de cada mensagem

RSVP-TE que consiste na transmissao e retransmissao de cada mensagem ate que uma

confirmacao de recebimento de um no adjacente seja recebida. Esse controle e feito pela

insercao de um identificador em um objeto chamado de Message-ID. Quando um no ad-

jacente recebe uma mensagem RSVP-TE ele confirma o recebimento inserindo um objeto


chamado Message-ID-Ack, que e enviado ao no transmissor da mensagem. Essa men-

sagem de confirmacao pode ser inserida em qualquer mensagem de protocolo que esteja

sendo enviada na direcao do no transmissor, entretanto, se nenhuma mensagem estiver

para ser enviada nessa direcao, o no receptor envia apenas uma mensagem RSVP-TE de

confirmacao contendo o objeto Message-ID-Ack.

Capıtulo 3

Computacao em grade

Um modelo de computacao em grade realiza o uso de diversos recursos de maneira

conjunta, para que possam trabalhar por um mesmo objetivo. Grades computacionais

podem ser compostas de diversas redes separadas, porem interconectadas. Nao apenas

recursos de processamento podem ser compartilhados em um ambiente de grade, mas

tambem recursos de armazenamento.

Por meio da combinacao de diversos recursos computacionais, grandes capacidades

computacionais podem ser obtidas. Os custos para a construcao de um supercomputador

sao muito elevados, porem a combinacao de diversos computadores “padrao” disponibi-

liza por meio da grade nıveis elevados de computacao, sem a necessidade de um unico

supercomputador para isso.

O desenvolvimento da computacao em grade teve seu inıcio nos esforcos realizados

durante os anos 90 na area de computacao distribuıda, onde um dos topicos principais de

pesquisa era o desenvolvimento de ferramentas capazes de conectarem diversos sistemas

computacionais de alta performance e unifica-los para que trabalhassem como um so

grande computador. Durante a conferencia IEEE/ACM de supercomputacao em 1995,

uma demonstracao chamada de I-Way e liderada por Ian Foster realizou a conexao de

17 sites de supercomputadores atraves de 11 redes de alta velocidade. 60 aplicacoes

de areas cientıficas e de engenharia foram desenvolvidas e executadas nos computadores

24 Computacao em grade

desta demonstracao. O sucesso da demonstracao gerou interesse do governo dos Estados

Unidos, que por meio da agencia DARPA criou um projeto chamado Globus [14], para

o desenvolvimento de ferramentas para computacao distribuıda. O projeto foi liderado

por Ian Foster e Carl Kesselman. Em uma conferencia de supercomputacao em 1997,

aplicacoes baseadas nas referencias de implementacao do Globus permitiram a conexao

de 80 sites de supercomputadores ao redor do mundo.

Dentre as diversas possibilidades da computacao em grade, algumas configuracoes

da grade e de seu uso geraram diferentes tipos de grades computacionais [14]:

Grades departamentais: Sao grades que englobam apenas um departamento

de uma empresa. Seus recursos nao podem ser acessados por nenhum outro depar-

tamento da empresa em que se encontra, apenas pelo departamento abrangido.

Grades empresariais: Sao grades que abragem uma empresa toda e proveem

servicos a todos os usuarios dentro da empresa.

Grades Extra-Empresariais: Sao grades que sao estabelecidas entre empresas,

clientes e seus parceiros. O acesso a seus recursos pode ser feito por meio de redes

privadas virtuais (Virtual Private Network (VPN)).

Grades Globais: Sao grades estabelecidas globalmente e conectadas pela Inter-

net.

Grades Computacionais: Sao grades destinadas a prover acesso a recursos com-

putacionais, como desktops e ate mesmo servidores.

Grades de Dados: Sao grades orientadas a operacoes que envolvem dados, como

acesso a dados ou processamento de dados.

Grades Utilitarias, ou provedoras de servicos: Sao grades que oferecem co-

mercialmente seus recursos, tanto computacionais como de software, a clientes que

os desejarem. Clientes que desejam aumentar suas capacidades computacionais ou

adquirirem servicos de software podem obte-los por meio do que e oferecido por esse

tipo de grade.

3.1 Lambda Grid 25

A proxima secao apresentara o ambiente de grade computacional conhecido como

lambda grid.

3.1 Lambda Grid

Um lambda grid e um ambiente de grade computacional suportado por uma rede

WDM. A operacao principal em um lambda grid e a alocacao de recursos computacionais

e de rede e o estabelecimento de conexoes opticas entre nos usuarios e recursos computaci-

onais para envio de dados e execucao de tarefas. Um lambda grid basicamente e formado

por nos usuarios e nos provedores de recursos, sendo que o roteamento anycast do lambda

grid permite que uma tarefa possa ser enviada de um no usuario a qualquer no provedor

de recursos.

A operacao do lambda grid inicia-se com uma requisicao de execucao de uma tarefa

de um no usuario [5]. O roteamento anycast deve entao descobrir um recurso disponıvel

na grade que tenha disponibilidade computacional para receber a tarefa. Apos o recurso

ser descoberto, inicia-se o processo de aprovisionamento de caminho optico entre o no

usuario e o no provedor de recursos. O processo de sinalizacao RSVP-TE e entao iniciado

para a reserva dos recursos e estabelecimento do caminho optico. Enlace a enlace, a

disponibilidade dos comprimentos de onda e verificada, e no no destino um comprimento

de onda e escolhido para ser reservado para a transmissao e o recurso computacional

descoberto pelo roteamento anycast e reservado. O comprimento de onda e reservado em

cada enlace entre o no usuario e o provedor de recursos, fazendo com que nenhuma outra

requisicao possa utiliza-lo para transmissao de dados. Apos a reserva do comprimento de

onda em todos os enlaces, os dados da tarefa sao enviados pela rede.

Para a reserva do comprimento de onda, leva-se em conta o problema da restricao de

continuidade de comprimento de onda. Quando um comprimento de onda e escolhido no

no provedor pela mensagem RSVP-TE, o mesmo comprimento de onda deve estar dispo-

nıvel em todos os enlaces do caminho optico a ser estabelecido. Assim, se o comprimento

de onda nao estiver disponıvel em todos os enlaces, a requisicao de execucao de uma ta-


refa e bloqueada. O bloqueio tambem pode acontecer se nao ha recursos computacionais

disponıveis no no provedor de recursos escolhido no roteamento anycast.

3.2 Reserva futura de recursos em lambda grids

E interessante permitir que os recursos do lambda grid sejam disponibilizados para

uso em tempos futuros, alem dos tempos imediatos. Isso faz com que a janela de aceitacao

de requisicoes seja ampliada e a capacidade do lambda grid aumente por um melhor

encaixe na execucao das tarefas.

Um sistema de reservas futuras em um ambiente de lambda grid deve ser capaz de

gerenciar cada no da rede e seus recursos e disponibiliza-los para uso futuro. Assim, cada

recurso teria uma janela de tempo total disponıvel para aceite de alocacoes de requisicoes

e todo o controle de sua disponibilidade seria feito com base em seu tempos disponıveis.

3.2.1 Uma abordagem baseada em timeslots

Uma abordagem eficiente e a baseada em timeslots [15]. Um sistema de reservas

futuras baseado em timeslots faz uso de uma janela de tempo que e dividida em diversos

segmentos. Cada segmento e chamado de timeslot e representa uma fatia de tempo

relativo ao uso de um recurso. No ambiente de grade, cada recurso disponibilizado para

escalonamento possui diversos timeslots. A reserva de seu uso em um determinado perıodo

de tempo e realizada reservando o intervalo de tempo necessario. Assim, quando uma

requisicao de servico requer o uso de um recurso, ela reserva o intervalo necessario para

atender o tempo desejado de sua execucao.

Os timeslots podem ser estaticos ou dinamicos, o que define a maneira como eles

sao organizados e alocam as reservas em um recurso.

3.2 Reserva futura de recursos em lambda grids 27

3.2.1.1 Timeslots dinamicos e estaticos

Segundo [15], um sistema baseado em timeslots estaticos e composto de nba timeslots

de tamanho constante igual a cs. O chamado book-ahead interval cba, e o tempo total

disponıvel para reservas. Ele e uma janela deslizante em que as requisicoes sao aceitas

para reserva. E dado por cba = cs.nba. Em uma abordagem estatica, o numero de

timeslots mantidos pelo sistema e independente do numero de requisicoes aceitas. Como

os timeslots tem todos o mesmo tamanho, se uma requisicao de servico desejar reservar

um comprimento de onda em um enlace durante o perıodo de tempo de 10 s a 20 s, se

os timeslots do comprimento de onda a ser reservado possuırem tamanho cs = 5 s, a

requisicao ira alocar 2 timeslots, um representado o tempo de 10 s a 15 s e outro de 15 s

a 20 s.

Em um sistema baseado em timeslots dinamicos, o tamanho de um timeslot e dado

por um inteiro multiplo de cs [15], sendo cs o menor tamanho ao qual os timeslots podem

ser divididos dentro de cba. Para cada requisicao a ser alocada, os timeslots ja mantidos

pelo sistema sao particionados no tempo de inıcio e tempo final de uma tarefa. Nesta

abordagem, o numero de timeslots gerenciados pelo sistema depende do numero de requi-

sicoes aceitas. Ainda assim, o numero total de timeslots e limitado por cba, obedecendo o

limite nba.cs <= cba.

Os limites de cada timeslot, em um sistema dinamico, sao dados respectivamente

pelo tempo de inıcio e tempo final de uma requisicao, ao passo que em um sistema estatico

os limites dos timeslots serao sempre iguais aos limites ja definidos mediante a sua divisao

dentro da janela de tempo deslizante, ou seja, se uma tarefa for ali reservada e seus limites

de tempo forem menores do que os do timeslot, os limites de tempo do timeslot continuam

sendo os mesmos, independentemente da requisicao reservada estar consumindo uma fatia

menor do que seus limites.

As figuras 3.1 e 3.2 ilustram os dois tipos de timeslot e suas diferencas.


Figura 3.1: Exemplo de timeslot estatico. Cada timeslot tem o mesmo tamanho.

Figura 3.2: Exemplo de timeslot dinamico. Cada timeslot tem um tamanho diferente.

3.2.2 Granularidade dos timeslots e complexidade do gerencia-

mento do sistema

Um sistema de timeslots opera com uma granularidade definida para os timeslots

gerenciados. A granularidade e o menor tempo ∆t que pode ser distinguido pelo sistema.

Em um sistema de timeslots dinamicos, o sistema pode operar com uma granularidade

infinitesimal, em que os limites dos timeslots reservados nao sao alterados. Assim, seus

limites sao alocados em qualquer ponto de cba que atenda a seus tempos de inıcio e sua

duracao. Assim, em um sistema dinamico, a cada nova reserva de recursos realizada, ate 2

novos timeslots podem ser criados, no caso de uma reserva alocada segmentar um timeslot

em duas partes para alocar seu intervalo. No pior caso, o sistema precisara gerenciar 2n+1

timeslots para n reservas realizadas. O uso de uma granularidade nao infinitesimal evita

que os limites dos timeslots sejam definidos por seus tempos, fazendo com que seus limites

sejam arredondados de forma que o intervalo abrangido obedeca a um ponto equidistante

fixo dentro da janela de tempo.

As figuras 3.3 e 3.4 ilustram a complexidade do gerenciamento dos timeslots no pior

caso. Na Figura 3.3, nenhuma reserva foi realizada, portanto o sistema so deve gerenciar

um timeslot que abrange todo o tempo disponıvel. A Figura 3.4 ilustra o pior caso, quando


Figura 3.3: Nenhuma reserva realizada, todo o tempo da janela deslizante esta disponıvel.

Figura 3.4: Exemplo de 2 reservas realizadas, 2n+ 1 timeslots a serem gerenciados.

duas novas reservas sao realizadas e para cada intervalo que foi reservado (um timeslot), 2

novos timeslots acabam sendo criados, mediante as segmentacoes que foram feitas. Logo,

para 2 reservas realizadas, o sistema deve gerenciar 5 timeslots, 2 ocupados e 3 livres.

3.2.3 Requisicoes para o futuro

As requisicoes em um sistema baseado em reservas futuras contem informacoes

acerca do tempo em que as tarefas devem ser executadas. Essas informacoes sao uti-

lizadas pelo roteamento anycast para descobrir um recurso disponıvel no tempo desejado

e realizar o roteamento e alocacao da tarefa. Sao apresentadas a seguir as informacoes de

tempo presentes em requisicoes de servico em um ambiente de lambda grid com reservas

para o futuro.

Tempo de inıcio: Representa o instante de tempo no qual se deseja executar a

tarefa.

Duracao: Representa a duracao da tarefa.

Logo, a soma destes 2 atributos define o intervalo de tempo futuro em que um

recurso deve estar disponıvel para ser reservado para uma tarefa.

A seguir, sao apresentados os tipos de reservas abordadas neste trabalho:


Reservas futuras: Sao reservas que fazem com que uma tarefa seja executada

no futuro. A execucao de uma tarefa reservada dessa maneira deve ocorrer no exato

instante de seu tempo de inıcio. A Figura 3.5 ilustra um perıodo de tempo reservado

para o futuro.

Figura 3.5: Tarefa alocada em tempo futuro.

Reservas futuras maleaveis: Diferentemente das reservas futuras, as reservas

futuras maleaveis possuem uma maleabilidade em relacao ao seu tempo de inıcio,

sendo essa maleabilidade dada gracas ao valor de tempo de intervalo. O tempo de

intervalo e um atributo que define um intervalo de tempo em que uma tarefa possa

ser executada apos seu tempo de inıcio. Ele determina uma janela de tempo em que

a execucao da tarefa pode ser iniciada. Assim, o tempo de inıcio de uma reserva

futura maleavel e determinado pela soma de seu tempo de inıcio com o tempo de

intervalo. Por exemplo, se a tarefa tem como tempo de inıcio 10 s e como tempo de

intervalo 5 s, isso significa que o tempo de inıcio da tarefa podera variar de 10 s ate

15 s, podendo ocorrer no tempo 10,1 s, 10,5 s, 11 s, 11,7 s, 12 s, etc. Este exemplo

de reserva e ilustrado pela Figura 3.6.


Figura 3.6: Tarefa alocada em tempo futuro maleavel. Tempo de inıcio e variavel.

Reservas imediatas: Sao um caso especial de reserva futura em que o tempo

de inıcio e igual ao tempo corrente da execucao. Seu tratamento e o mesmo das

reservas futuras, entretanto sua execucao e imediata apos a reserva dos recursos,

sendo atendida no tempo corrente de operacao da grade. A Figura 3.7 ilustra uma

reserva realizada no tempo corrente de operacao.

Figura 3.7: Tarefa alocada no mesmo tempo corrente de operacao.

Toda a operacao de gerenciamento dos timeslots e das reservas futuras deve ser feita

pelos nos da grade, seja para os recursos computacionais, seja para os recursos da rede

optica.

Existe uma proposta de um plano de controle chamado de Grid Generalized Multi-

Protocol Label Switching (G2MPLS) [16], que seria uma extensao do GMPLS otimizada

para grades computacionais e com um sistema de reservas futuras nativo de sua arquite-


tura.

3.3 Alocacao e execucao de tarefas com diferentes

classes de servico

As requisicoes de servico abordadas neste trabalho podem possuir tarefas com di-

ferentes perfis de execucao a serem escalonadas de maneira apropriada entre os recursos

computacionais da rede mediante suas classes de servico [17]. Uma classe de servico define

o perfil de execucao de uma tarefa e o poder computacional de um recurso do lambda grid.

O objetivo do uso de classes de servico e de que a grade seja capaz de escalonar

cada tarefa de acordo com seu perfil de execucao e possa balancear o uso dos recursos

computacionais baseando-se em seu perfil computacional e nas tarefas que deverao ser por

eles processadas. Ou seja, se uma tarefa possui um perfil que necessite de pouco poder

computacional para sua execucao seria desnecessario o uso de um recurso com alto poder

computacional para receber essa tarefa. Assim, um recurso computacional de baixo ou

medio poder computacional ja seria capaz de receber e executar a tarefa.

Para que seja possıvel o escalonamento de tarefas mediante classes de servico, cada

no provedor da rede mantem uma quantidade de recursos para cada classe de servico

disponıvel. No momento da descoberta de um recurso pelo roteamento anycast, e realizada

a descoberta de um recurso levando em conta nao so a sua disponibilidade, mas tambem

sua classe de servico. Logo, estando um determinado recurso disponıvel e pertencendo a

classe de servico desejada pela tarefa, o recurso e escolhido para receber aquela tarefa.

Sem perda de generalidade, nas simulacoes apresentadas neste trabalho considera-

remos uma unica classe de servico. De fato, do ponto de vista do no, os processadores

alocados a uma determinada classe de servico estao isolados dos demais processadores

alocados a outras classes.

Capıtulo 4

Otimizacao por colonia de formigas

Algoritmos baseados em Otimizacao por Colonia de Formigas (ACO) [18], sao algo-

ritmos que baseiam-se no comportamento de formigas no mundo real para a modelagem

de agentes computacionais inteligentes baseados nesse comportamento. O ACO baseia-se

no comportamento das formigas quando saem de suas colonias em busca de alimento.

Como as formigas sentem o feromonio no solo e tomam decisoes acerca do caminho

a se tomar com base nessa medida, sao formadas assim rotas de preferencias para as

formigas. Este e o princıpio dos algoritmos baseados em ACO, a estigmergia entre as

formigas para a construcao de solucoes de escolha de melhor trajeto.

Os algoritmos baseados em ACO foram desenvolvidos pensando-se na solucao de

problemas concernentes a descoberta de caminho de custo mınimo em grafos G = (N,A),

em que N e o numero de nos pertencentes ao grafo, e A o numero de arestas. E em uma

topologia como esta, baseada em grafo, que se da o uso de algoritmos baseados em ACO.

O algoritmo baseia-se na modelagem de agentes computacionais como formigas do

mundo real e nos seus comportamentos na rede como forma de se construir solucoes de

roteamento, e ainda mais, permitir uma adaptabilidade da rede em termos de decisoes

de roteamento, tendo em vista que a cada iteracao do algoritmo as formigas modificam

as solucoes ja presentes. Com o uso do ACO a rede nao permanece estatica, em termos

de informacoes acerca de roteamento, e sim permanece dinamica devido a adaptabilidade

34 Otimizacao por colonia de formigas

das solucoes, provida pelo algoritmo baseado em ACO.

Existem diversos algoritmos baseados em ACO, porem neste trabalho e feito uso

do algoritmo AntNet [19], com as extensoes apresentadas em [5] para co-agendamento de

recursos de rede e de computacao, alem de extensoes desenvolvidas neste trabalho para

adaptar o algoritmo a necessidade de prover agendamento de caminhos opticos para o

futuro.

4.1 Princıpios basicos do algoritmo

O algoritmo pode ser basicamente descrito pelos seguintes passos [20]:

• Durante intervalos regulares, diversas formigas sao enviadas de cada no da rede

(cada no envia uma formiga por vez) rumo a destinos aleatorios.

• A cada no visitado, as formigas depositam uma quantidade de feromonio baseada

em uma solucao probabilıstica [19].

• A partir dos nıveis de feromonio depositados, as formigas se comunicam por

meio da estigmergia, lendo ou depositando feromonio no no.

• Cada formiga busca o caminho de menor custo entre seu no origem e destino,

e para tanto, utiliza-se de uma estrategia estocastica para decidir qual sera o

proximo no a ser visitado. O processo de escolha do proximo no por meio da

estrategia estocastica se da por meio da informacao sobre o feromonio depositado

naquele no, da informacao heurıstica local (o no que a formiga deve atingir, em

suma) e das informacoes contidas na memoria artificial da formiga.

• As formigas tambem coletam uma identificacao referente a cada no visitado

e guardam essa informacao em suas memorias artificiais. Essa identificacao,

um rotulo, serve como indicador para que a formiga saiba que aquele no ja foi

visitado, em caso de um loop.

4.2 Caracterısticas das formigas artificiais 35

• Ao chegarem no no destino, as formigas retornam ao seu no origem percorrendo

o mesmo caminho que fizeram. Nesse processo a rota ja e estabelecida, sendo

igualmente oposta ao caminho seguido na viagem de ida, o que faz com que nao

exista o processo de escolha do proximo no.

• Em cada no na viagem de volta, a formiga atualiza as informacoes de feromonio

como funcao do caminho escolhido e de suas avaliacoes em cada no intermediario.

• Ao chegarem em seus respectivos nos de origem, as formigas sao descartadas

pelo sistema.

Esse processo ocorre durante toda a operacao da rede, pois o trafego das formigas

ocorre concorrentemente ao trafego de dados, sendo obedecidos intervalos regulares para

o lancamento das formigas.

Neste trabalho, o algoritmo sofreu modificacoes para que as formigas auxiliassem

no mapeamento dos recursos disponıveis em funcao de disponibilidade de tempo. Ou

seja, o algoritmo nao serve mais apenas para gerar solucoes de roteamento de caminhos

de menor custo. O algoritmo agora tambem permite a construcao de uma solucao que

visa disponibilizar uma visao geral das disponibilidades futuras para execucao de tarefas

em cada no. Para tanto, foi necessario que as formigas sofressem modificacoes para que

tambem pudessem lidar com os valores de tempo. Tais modificacoes e o novo processo

introduzido ao algoritmo serao apresentados nas subsecoes seguintes.

4.2 Caracterısticas das formigas artificiais

Cada formiga possui uma memoria artificial destinada a guardar informacoes acerca

dos nos visitados e uma amostra de tempo colhida em determinado no destino.

Cada formiga mantem em sua memoria artificial identificadores dos nos visitados,

rotulos, que servem como controle para que a formiga nao permaneca em um loop. Com

um indicador dos nos que foram visitados, as formigas sabem que nao devem mais escolher


aquele no como proximo hop.

Quando chega no no destino, a formiga tambem colhe uma amostra da disponi-

bilidade de recursos para execucao futura de tarefas. Essa disponibilidade representa a

quantidade de recursos disponıveis em determinado tempo futuro. Assim, a amostra con-

tem a quantidade de processadores disponıveis por classe de servico para um instante de

tempo arbitrario. A Figura 4.1 ilustra a memoria artificial de uma formiga e todas as

informacoes mantidas por ela.

Figura 4.1: Memoria da formiga.

Apesar de cada formiga trazer consigo apenas uma amostra referente a apenas um

instante de tempo, o mapeamento disponıvel no vetor de disponibilidade futura pode ser

tido como completo, pois pode-se prever um mecanismo de amostragem eficiente em que

os tempos de amostragem consigam cobrir todo o tempo futuro de operacao da rede.

4.3 Estruturas de dados

Durante o processo de execucao do algoritmo, certas estruturas de dados sao neces-

sarias para que toda a operacao possa ser realizada.

As estruturas de dados sao as mesmas utilizadas no AntNet de [5], porem com a

introducao dos vetores de disponibilidade futura no lugar do vetor de disponibilidade

imediata.

Sao apresentadas a seguir as estruturas de dados usadas no algoritmo.

• Tabela de roteamento por feromonio T i: Contem uma linha para cada destino

d da rede e uma coluna para cada no vizinho n, responsavel por guardar os

nıveis de feromonio (Figura 4.2). A soma de cada linha deve ser igual a 1, isto

4.3 Estruturas de dados 37

e,∑n∈Ni

τ idn = 1, em que Ni e o conjunto de vizinhos do no i. τ idn define o valor de

feromonio no enlace li→n para o especificado destino d e estima a probabilidade

de alcancar d dado que n e selecionado como o proximo hop.

Figura 4.2: Exemplo da tabela de roteamento por feromonio.

• Modelo parametrico estatısticoMi: E uma tabela que contem as triplas<µd, σd, Ed>

para cada destino d da rede (Figura 4.3), em que µd e o comprimento medio do

caminho seguido pelas formigas do no atual ate o destino d, σd o desvio pa-

drao desse comprimento de caminho e Ed o melhor valor de comprimento de

caminho descoberto para esse destino dentro da janela nao deslizante de w ob-

servacoes [19]. Nao deslizante significa que quando o numero de observacoes

alcanca w+1, todos os valores acumulados sao reinicializados, isto e, Ed = µd =

(comprimento do caminho da (w+ 1)-esima observacao), σd = 0 e o contador de

observacoes recebe 1.

O seguinte modelo atualiza os valores de µid e σi

d [21]:

µid ← µi

d + η(oi→d − µid) (4.1)

σid ← σi

d + η(|oi→d − µid| − σi

d) , (4.2)

em que oi→d e a nova observacao da distancia entre os nos i e d, e η e o peso do

modelo exponencial, que pondera o numero das mais recentes observacoes que

irao influenciar a media. O numero de observacoes efetivas e aproximadamente


igual a 5/η [19].

O numero de valores na janela e calculado como w = 5(c/η), em que

c ∈ (0, 1] e um fator de reducao. Dessa maneira, a janela e atualizada em um

intervalo menor do que o usado para os estimadores de media e desvio padrao,

de tal maneira que o valor de Eid e dos estimadores refiram-se ao mesmo conjunto

de observacoes [19].

Figura 4.3: Exemplo do modelo parametrico estatıstico para o no 4.

• Vetor de Disponibilidade Futura Ai: E um vetor para cada classe de servico que

contem uma metrica de disponibilidade para cada destino d da rede. Este vetor

e responsavel por manter informacoes que sao utilizadas durante o processo de

agendamento de recursos para a descoberta de um recurso capaz de realizar a

alocacao de determinada requisicao, em funcao das disponibilidades de tempo.

Esta estrutura de dados mapeia para cada destino d a quantidade de processa-

dores disponıveis para uso no tempo t (Figura4.4), sendo t uma amostragem de

tempo disponıvel colhida pela formiga naquele destino. Todos os nos possuem o

mesmo numero de processadores Pproc, representada pela metrica de disponibili-

dade Ad = P idled . P idle

d e o numero de processadores livres que podem ser usados

para alocacao de requisicoes.

O vetor de disponibilidade futura e atualizado com uma amostra de tempo

sempre que a formiga retorna de um no destino d ao seu no origem s. No caso em

que consideramos 2 classes de servico, teremos 2 vetores, um para cada classe.

4.4 Execucao do algoritmo 39

Figura 4.4: Exemplo do vetor de disponibilidade futura para o no 4 e classe de servicoHigh Performance.

4.4 Execucao do algoritmo

A execucao completa do algoritmo se da pela viagem de ida da formiga ate um

no destino, realizando-se neste trajeto a atualizacao dos nıveis de feromonio a cada no

atravessado e, chegando ao destino, a coleta de uma amostra de tempo para n recursos

disponıveis naquele tempo de amostra. Em sua viagem de volta, a formiga atualiza as

estruturas de dados nos nos pertencentes ao seu trajeto de volta, que e o mesmo da viagem

de ida.

O algoritmo tem inıcio com a inicializacao das tabelas de feromonio em cada no por

meio do processo de inicializacao inteligente de [22], como feito em [5]. Apos isso, formigas

Fs→d sao enviadas de nos origem aleatorios para nos destino aleatorios a cada intervalo

de tempo (1/Rants).

A formiga escolhe qual sera seu proximo hop utilizando-se de um esquema aleatorio

que utiliza os nıveis de feromonio τdn em cada vizinho e uma funcao heurıstica hn, que e

dado pela seguinte equacao:

hn =

(lanW

)f

, (4.3)

em que lan e a quantidade de comprimentos de onda disponıveis no vizinho n, W e a

quantidade total de comprimento de onda no enlace e f e um fator para aumentar a


diferenca do valor da heurıstica entre nos vizinhos.

A escolha de um proximo hop quando ainda existem nos que nao foram visitados

e realizada de forma aleatoria levando-se em conta as probabilidades para cada no ser

escolhido pela seguinte expressao [19]:

pdn =

(

1

1 + α

)τdn∑

k∈T

τdk+

(α

1 + α

)hn∑

k∈T

hk,∀k ∈ T

0 , caso contrario

(4.4)

Na expressao acima, o valor de α da a enfase entre nıvel de feromonio (memoria

de longo prazo) e estado de disponibilidade instantanea (memoria de curto prazo), e

T = Ni \ Vs→i.

Quando todos os nos ja tiverem sido escolhidos (T e vazio), a escolha do proximo

hop tambem e feita de maneira aleatoria levando-se em conta uma probabilidade para

cada no ser escolhido, de acordo com a expressao a seguir. Neste caso, a formiga acaba

entrando em um laco de repeticao.

pdn =

τdn∑k∈T ′

τdk,∀k ∈ T ′, se |Ni| > 1

1 , se Ni = {vi−1}

0 , caso contrario

(4.5)

Na expressao acima vi−1 representa o ultimo no visitado e T ′ = Ni − {vi−1}.

A cada no percorrido pela formiga, ela recolhe um rotulo daquele no e o armazena

em sua memoria. Quando ela acaba entrando em um laco de repeticao, todos os nos que

pertencem a esse ciclo sao retirados de sua memoria apos a escolha de um novo hop, a fim

de que o laco de repeticao nao seja mais lembrado pela formiga.

A formiga tambem possui um numero limite de hops. Esta limitacao serve para

impedir que formigas que nao conseguem alcancar seu no destino fiquem viajando “infini-

tamente”pela rede. Se uma formiga nao alcancar seu destino dentro do numero estipulado

4.4 Execucao do algoritmo 41

de hops, ela e descartada da rede.

Ao chegar no seu no destino, a formiga colhe uma amostra da disponibilidade

dos processadores para cada classe de servico em um tempo t , sendo t definido por

cs.(randomTime

cs), em que cs e o tamanho dos timeslots estaticos utilizados para amostra-

gem e randomTime e um valor aleatorio utilizado para o calculo do tempo de amostragem

a ser coletado.

Apos isso, a formiga Fs→d se torna uma formiga Bd→s e volta ao seu no origem pelo

mesmo trajeto seguido na viagem de ida.

Nesta viagem de volta, a formiga passa por cada no intermediario atualizando o

modelo parametrico estatıstico e a tabela de roteamento por feromonio para todas as

entradas referentes ao seu destino d.

Essa atualizacao tambem ocorre para todos os nos d′ ∈ Vi→d, d′ 6= d nos sub-

caminhos (i → d′) visitados pela formiga em sua viagem de ida apos passar por i se os

sub-caminhos forem considerados estatisticamente bons. Se dist(Vi→d′) < Id′

sup [19], o sub-

caminho e considerado estatisticamente bom e as entradas de d′ do modelo parametrico

estatıstico e da tabela de roteamento por feromonio sao atualizadas. A funcao dist()

e responsavel por calcular a distancia do caminho seguido pela formiga em questao de

numero de hops e Isup e um estimador superior. Isup e calculado por meio das relacoes

de Tchebycheff, que permitem a definicao de um intervalo de confianca de uma variavel

aleatoria que segue qualquer tipo de distribuicao. O estimador inferior e igual a Ed′ . A

seguinte formula expressa o estimador superior:

Id′

sup = µd′ +1√

(1− γ)

σd′√w

(4.6)

O coeficiente do nıvel de confianca e representado por γ.

As equacoes 4.1 e 4.2 atualizam o modelo parametrico, em que oi→d = dist(Vi→d).

Se oi→d < Eid, entao Ei

d ← oi→d. Essa atualizacao ocorre para todos nos destino d cujos

sub-caminhos sao considerados estatisticamente bons.


A atualizacao da tabela de roteamento por feromonio ocorre apos a atualizacao do

modelo parametrico estatıstico. Antes que essa atualizacao seja feita e calculado um

reforco adaptivo rd [19], por meio da seguinte equacao:

rd = c1

(Ed

dist(Vi→d)

)+ c2

(Idsup − Ed

(Idsup − Ed) + (dist(Vi→d)− Ed)

)(4.7)

O primeiro termo de 4.7 avalia a razao entre a melhor rota dentro da janela de

observacoes nao deslizante e a distancia percorrida pela formiga. O segundo termo avalia

o quao longe esta essa distancia do intervalo de confianca. O segundo termo deve ser

considerado igual a zero quando dist(Vi→d) = Idsup = Ed. Os coeficientes c1 e c2 medem a

importancia de cada termo.

O valor obtido r e limitado a 0,9 para evitar estagnacao e seu valor sofre um “amas-

samento” usando a seguinte expressao [19]:

rd =s(r)

s(1), onde s(x) =

(1 + exp

(a

x|Ni|

))−1, (4.8)

onde a e o coeficiente amplificador da funcao.

Caso o no vizinho m esteja no caminho da formiga, ele recebe um reforco positivo:

τdm ← τdm + rd(1− τdm) (4.9)

Por outro lado, os outros nos recebem um reforco negativo:

τdn ← τdn − rdτdn,∀n ∈ Ni, n 6= m (4.10)

Apos realizar as atualizacoes em cada no, por fim a formiga chega ao seu no origem

s. Em s, a posicao d do vetor de disponibilidade futura As e atualizada com a amostra

de disponibilidade de tempo colhida na viagem de ida.

A formiga e entao retirada da rede.

4.5 Determinacao do destino do anycast 43

4.5 Determinacao do destino do anycast

O roteamento anycast realiza a descoberta de um recurso no lambda grid de acordo

com as disponibilidades providas pelas formigas no vetor de disponibilidade futura de

um no usuario. Alem de considerar os tempos amostrados e a disponibilidade de um

processador em uma requerida classe de servico, o lambda grid considera uma polıtica de

escolha de no para determinar um no destino ao anycast. Assim, alem de um determinado

no prover um recurso apto para a execucao de uma tarefa em questoes de tempo e classe

de servico, o no tambem deve se enquadrar na polıtica de escolha adotada pelo lambda

grid.

Considerar-se-a neste trabalho o uso das seguintes polıticas de escolha de no [5],

que levam em conta a distancia de cada no e a carga de trabalho dos nos da rede, que e

definida pelo numero de processadores ocupados em processamento em cada no:

Least-Loaded (LL): Esta polıtica escolhe o no menos carregado do lambda grid

em termos de sua carga de trabalho.

Closest Least-Loaded (CLL): Esta polıtica escolhe o no menos carregado en-

tre os nos mais proximos do no usuario em questao de numeros de hops. Esta

polıtica tem como objetivo nao enviar tarefas a nos que estejam em pontos muitos

distantes do lambda grid.

Best Availability-Distance Ratio (BADR): Esta polıtica escolhe o no que

possui a maxima proporcao entre a quantidade de processadores disponıveis e a

distancia do no em relacao ao no usuario em funcao do numeros de hops.

Apos o destino ser definido, o roteamento anycast e reduzido ao algoritmo de RWA,

que deve entao inicializar o processo de estabelecimento do caminho optico por meio da

descoberta e reserva da rota e do comprimento de onda.


4.6 Tratamento para bloqueio de recursos de rede

por meio de crankback

O algoritmo de RWA utilizado neste trabalho utiliza um mecanismo chamado de

crankback [23] para realizar novas tentativas de roteamento em caso de falta de compri-

mento de onda em um enlace. O algoritmo utiliza-se dos nıveis de feromonio presentes

em cada no para realizar as tentativas de novo roteamento. O feromonio e utilizado

como uma metrica para a escolha de um novo no como proximo hop de uma mensagem

quando ha falta de comprimento de onda em um enlace pertencente a rota original da

mensagem. Este mecanismo permite que a probabilidade de bloqueio de requisicoes seja

diminuıda [23].

Cada no possui uma tabela de historico responsavel por manter a quantidade de

novos roteamentos que pode ser feita para cada caminho optico a ser estabelecido. Essa

tabela possui um numero de entradas para cada caminho optico a ser estabelecido pela

mensagem RSVP-TE e tambem e responsavel por armazenar os enlaces da rede em que

foram realizadas tentativas de novo roteamento. O numero de entradas da tabela de

historico determina quantas tentativas de novo roteamento podem ser feitas para cada

caminho optico. Assim, se um caminho optico possuir 2 entradas na tabela de historico,

isso significa que apenas 1 nova tentativa de novo roteamento pode ser feita, por conta da

primeira entrada ser relativa a um bloqueio ocorrido durante o estabelecimento daquele

caminho optico.

Ao ser processada uma requisicao de estabelecimento de um LSP e tendo sido colhido

pela mensagem Path um Label Set sem comprimentos de onda disponıveis em determinado

enlace, uma mensagem PathErr e enviada para o no anterior. Se na tabela de historico

existir ao menos uma tentativa de novo roteamento e um no que ainda nao foi visitado,

uma nova tentativa para estabelecer o LSP sera realizada. Se o numero de tentativas

de novo roteamento for esgotado, o LSR em questao envia uma mensagem PathErr em

direcao ascendente ate que um no que a receba seja capaz de realizar novas tentativas.

Se esta mensagem PathErr chegar ate o no egresso e nao existirem mais tentativas de

4.6 Tratamento para bloqueio de recursos de rede por meio de crankback 45

roteamento disponıveis, a requisicao de servico e bloqueada.

A Figura 4.5 ilustra um exemplo de requisicao de LSP do no A para o no C:

Figura 4.5: Requisicao utilizando-se de crankback.

Baseando-se nas informacoes mantidas na tabela de feromonio, o no A escolhe seu

vizinho com o maior nıvel de feromonio, o no B, e envia uma mensagem Path. A tabela de

historico mantem agora o no B, que foi escolhido. Dentre seus vizinhos, C e D, B escolhe

C que possui maior nıvel de feromonio e o inclui na tabela de historico. Entretanto, nao

ha comprimento de onda disponıvel de B para C, e entao B envia uma mensagem PathErr

de volta para A. O no A escolhe entao seu outro vizinho, D, ja que B esta na tabela de

historico, e envia uma mensagem Path a ele. Por fim, D tambem sera colocado na tabela

de historico, e existindo comprimento de onda de D para C, o processo de estabelecimento

de um LSP continua normalmente.

Capıtulo 5

Arquitetura para agendamento e

execucao futura de tarefas

5.1 Trabalhos Relacionados

Durante o desenvovimento deste trabalho foi notada a escassez de trabalhos que

integrassem o plano de controle GMPLS com um algoritmo baseado em ACO para o pro-

vimento de reservas futuras de recursos. Diversos trabalhos que estudam estes temas em

particular podem ser encontrados, porem a integracao de tais temas pode ser considerada

como um assunto novo.

O presente trabalho foi baseado no que foi estudado e proposto em [5]. Em [5] foi

realizada a integracao do plano de controle GMPLS com um algoritmo baseado em ACO,

realizando-se alteracoes na sinalizacao RSVP-TE para tornar possıvel o agendamento con-

junto de recursos de rede e de recursos computacionais. Este trabalho e uma continuacao

de [5].

Em [23], e proposto o uso do mecanismo de crankback [24] para possibilitar que

o algoritmo de RWA baseado em ACO fosse capaz de trabalhar com rotas alternativas

durante o processo de estabelecimento do caminho optico em caso de bloqueio por falta de

recursos de rede. Isso possibilitou um ganho de desempenho em termos de probabilidade

48 Arquitetura para agendamento e execucao futura de tarefas

de bloqueio em relacao ao algoritmo original proposto em [4].

Em [17], e proposto um algoritmo baseado em ACO que se utiliza de classes de

servico para facilitar a descoberta e alocacao de recursos em grades que usam redes opticas

para a transferencia de tarefas. As classes de servicos sao determinadas mediante um

acordo entre os usuarios da grade e os provedores de recursos. Esta abordagem se mostrou

competente em otimizar o tempo referente a descoberta e alocacao dos recursos da grade

com perfis distintos de requisitos computacionais.

Em [15], e apresentado um sistema de gerenciamento de recursos de uma rede base-

ado no uso de timeslots. Os timeslots sao responsaveis por receberem requisicoes da rede

e as alocarem segundo suas disponibilidades de tempo.

5.2 Extensoes ao algoritmo de reserva imediata de

recursos

Por conta do algoritmo de [5] realizar apenas reserva de recursos para tempos ime-

diatos, havia um bloqueio de requisicoes que nao podiam ser atendidas devido a falta de

recursos disponıveis no momento em que chegavam ao plano de controle. Um dos fatores

para esses bloqueios acontecerem, era o fato de que a reserva de recursos devia ser feita no

mesmo momento em que a requisicao de execucao de uma tarefa era recebida pelo plano

de controle. Se houvesse indisponibilidade de recursos computacionais neste momento nos

nos provedores, a requisicao era entao bloqueada. Da mesma forma, se houvesse indis-

ponibilidade de recursos de rede durante o estabelecimento de caminhos opticos, em um

primeiro momento, a requisicao tambem era bloqueada. Dessa maneira, o unico tempo

disponıvel para reserva de recursos era o tempo corrente de operacao da rede.

Essa limitacao pode ser suprida ampliando-se o tempo disponıvel para reserva de

recursos. Ao inves dos recursos poderem ser reservados apenas no tempo corrente de

operacao da rede, a criacao de uma janela de tempo para aceite de reservas amplia a

disponibilidade dos recursos para tempos futuros. Essa janela, por sua vez, e dividida em

5.3 A arquitetura proposta 49

diversos segmentos de porcoes de tempo, que sao mantidos por cada recurso da rede e

responsaveis por representar uma fatia da disponibilidade de um recurso em determinado

tempo.

A proposta deste trabalho e introduzir extensoes a arquitetura tradicional do lambda

grid para que os recursos computacionais e de rede sejam disponibilizados para uso em

tempos futuros, e extensoes ao plano de controle GMPLS e ao algoritmo AntNet integrado,

de forma que possam gerenciar a nova arquitetura do lambda grid com suporte a reservas

futuras.

Este trabalho e uma evolucao da arquitetura proposta em [5], utilizando-se do me-

canismo de crankback proposto em [23] para o calculo de novas rotas em caso de falta de

comprimento de onda em um enlace, o que nao ocorria em [5], e das classes de servico

apresentadas em [17].

Para o desenvolvimento do sistema de reservas futuras, o presente trabalho baseou-se

no sistema de timeslots apresentado em [15]. Os conceitos apresentados serviram de base

para a modelagem e desenvolvimento das reservas futuras para os recursos computacionais

e de rede.

Foram abordadas dois tipos de reservas futuras neste trabalho, as reservas futuras e

as reservas futuras maleaveis, alem das reservas imediatas.

5.3 A arquitetura proposta

A arquitetura proposta realiza o gerenciamento de um ambiente de lambda grid por

meio da integracao do algoritmo AntNet com o plano de controle GMPLS, o qual realiza

o aprovisionamento dos recursos e agendamento de caminhos opticos para o futuro por

meio da sinalizacao RSVP-TE com as devidas extensoes aqui introduzidas.

O algoritmo AntNet e responsavel por popular as estruturas de dados em cada no

do lambda grid. O vetor de disponibilidade futura na origem determina o destino do

anycast e os nıveis de feromonio na rede determinam a rota a ser usada, de acordo com


o mecanismo de crankback quando da falta de recursos de rede em um enlace. Assim,

utilizando-se das informacoes providas pelo AntNet, o plano de controle GMPLS possui as

informacoes necessarias para gerenciar os recursos da rede e agendar os caminhos opticos

de acordo com as diversas requisicoes de execucao de tarefa que deve processar.

As principais contribuicoes desenvolvidas neste trabalho em relacao a [5] sao as

extensoes que possibilitam a execucao futura de tarefas no lambda grid.

5.3.1 Escalonamento futuro de recursos

Para permitir a disponibilizacao dos recursos do lambda grid em tempos futuros,

as seguintes estruturas de dados foram criadas e sao mantidas pelos nos provedores de

recursos:

Vetor de estado futuro do servidor: Estrutura de dados responsavel por man-

ter as disponibilidades futuras de recursos computacionais para cada processador de

um no. Conforme a Figura 5.1, a posicao i do vetor determina um recurso e os res-

pectivos timeslots em que tal processador foi reservado. Para cada classe de servico

disponıvel em um no, ha uma estrutura dessa.

Figura 5.1: Vetor de estado futuro do servidor. Timeslots reservados para cada processa-dor.

Vetor de estado futuro dos comprimentos de onda: Estrutura de dados res-

ponsavel por manter as disponibilidades futuras de cada comprimento de onda de

um determinado enlace. Conforme a Figura 5.2, a posicao i determina um com-

primento de onda e os respectivos timeslots em que tal comprimento de onda foi

reservado. Cada enlace de um no possui uma estrutura dessa.


Figura 5.2: Vetor de estado futuro dos comprimentos de onda. Timeslots reservados paracada comprimento de onda de um enlace.

5.3.2 O sistema de timeslots

O sistema de reservas futuras proposto opera utilizando-se de timeslots estaticos e

dinamicos.

A disponibilidade futura dos recursos e representada por uma lista de timeslots

estaticos nos vetores de disponibilidade futura em cada no usuario do lambda grid. Esta

lista e formada pelas amostras de tempo colhidas pelas formigas. As amostras colhidas

pelas formigas contem um timeslot disponıvel de tamanho constante cs.

Ja os timeslots presentes no vetor de estado futuro do servidor e no vetor de estado

futuro dos comprimentos de onda, responsaveis por receberem as reservas dos recursos

computacionais e de rede, sao dinamicos, tendo seus tamanhos definidos pelos intervalos

de tempo de cada reserva realizada.

A utilizacao dos timeslots dessa maneira gera uma otimizacao em seus usos. Se os

timeslots dos recursos computacionais e de rede fossem estaticos, poderia haver desperdıcio

de recursos em questao de tempo. Por exemplo, ha um timeslot disponıvel para o intervalo

de 20 s a 50 s. Uma tarefa com intervalo em 20 s a 30 s reserva este timeslot, porem o

timeslot todo e reservado e o intervalo referente a 30 s a 50 s e desperdicado e nao

pode ser mais utilizado. Alocando em um timeslot dinamico, a alocacao iria contemplar

um timeslot de intervalo 20 s a 30 s e o tempo que sobrou em relacao ao timeslot de

amostragem torna-se um novo timeslot disponıvel para reserva.

Assim, o sistema opera com uma granularidade infinitesimal nos limites de cada

timeslot dinamico, logo, os intervalos de tempo nao sao arredondados.

As polıticas de reservas de recursos nos vetores de estado futuro sao apresentadas


na subsecao seguinte.

5.3.3 Polıticas de reserva de recursos

Este trabalho apresenta o uso de duas polıticas de reserva de recursos, a polıtica

First-Fit (FF) e a polıtica Earliest Start Time (EST), tanto para recursos de processa-

mento como de rede.

A polıtica FF realiza a reserva do primeiro recurso que esteja disponıvel em um

determinado no. Nesse caso, ao encontrar um recurso que atenda a um tempo de inıcio,

que esteja dentro do intervalo de inıcio de execucao da tarefa, e de duracao, este recurso

sera reservado e o algoritmo nao ira verificar se algum outro recurso possui tempo de inıcio

mais breve do que aquele.

Ja polıtica EST realiza a reserva do recurso que estara mais brevemente disponıvel

para reserva (earliest start time), considerando-se todos os recursos disponıveis e nao

apenas realizando a reserva ja no primeiro intervalo encontrado.

E importante ressaltar a diferenca entre a reserva dos recursos e dos timeslots. A

reserva de um timeslot so e realizada apos a escolha de um determinado recurso, de acordo

com as polıticas apresentadas. Logo, a reserva do recurso so e de fato concretizada quando

o recurso e escolhido de acordo com uma das polıticas e o timeslot e reservado.

Figura 5.3: Reserva de um timeslot segundo a polıtica First-Fit (FF).


Figura 5.4: Reserva de um timeslot segundo a polıtica Earliest Start Time (EST).

A Figura 5.3 ilustra a operacao da polıtica FF, que aloca o primeiro recurso que

estiver disponıvel, considerando-se o tempo de inıcio e o tempo de intervalo da tarefa.

Ja a Figura 5.4 ilustra a operacao da polıtica EST, que aloca o recurso, dentro do

conjunto daqueles disponıveis considerando-se o tempo de inıcio e de intervalo da tarefa,

com o menor tempo de inıcio.

5.3.4 A Sinalizacao RSVP-TE com extensoes para o futuro

O algoritmo de sinalizacao e responsavel por verificar as disponibilidades dos recursos

do lambda grid no tempo de execucao requerido por uma tarefa, reserva-los e estabelecer

uma caminho optico entre um no usuario e um recurso.

Ao contrario do processo tradicional de sinalizacao RSVP-TE, o algoritmo proposto

divide o processo de sinalizacao em 3 fases distintas. Cada fase da sinalizacao contempla

operacoes especıficas do processo de sinalizacao para reservar os recursos para o futuro.

As seguintes fases definem cada etapa do processo de sinalizacao RSVP-TE com

extensoes para o futuro:

Reserva futura de servidor : Fase responsavel pela reserva dos recursos com-

putacionais no no provedor de recursos. Nesta fase, o plano de controle realiza o


envio de uma mensagem Path do no usuario ao no provedor para realizar a reserva

de um recurso computacional. Ao chegar no no provedor, a mensagem consulta o

estado futuro dos recursos computacionais no vetor de estado futuro de servidor.

Ao encontrar um recurso disponıvel, a mensagem Path reserva este recurso para o

futuro alocando a tarefa no timeslot que atende ao intervalo de tempo desejado,

de acordo com a polıtica de reserva de recursos. A mensagem se torna entao uma

mensagem Resv que e enviada ao no usuario.

Reserva futura de rede: Fase responsavel pela reserva dos comprimentos de

onda nos enlaces entre os nos usuario e provedor. Apos realizar a reserva do recurso

computacional, o plano de controle envia uma mensagem Path ao no provedor de

recursos que, enlace a enlace, verifica e coleta no vetor de estado futuro de compri-

mento de onda a disponibilidade dos comprimentos de onda disponıveis no enlace

no tempo requerido pela requisicao. Ao chegar ao no provedor, a mensagem escolhe

um dos comprimentos de onda que esta disponıvel nos enlaces no tempo desejado.

A mensagem se torna entao uma Resv que mantem consigo o comprimento de onda

escolhido. A mensagem e enviada ao no usuario e a cada enlace atravessado reserva

para o futuro o comprimento de onda escolhido para a transmissao dos dados.

Alocacao imediata: Ultima fase, responsavel por verificar o estado das reservas

realizadas, estabelecer o caminho optico e iniciar a transmissao dos dados. Nessa

fase, o plano de controle envia ao no provedor uma mensagem Path que no a no

verifica o estado da reserva de comprimento de onda nos enlaces e no no provedor

verifica o estado da reserva do recurso computacional. Sendo confirmado que os

recursos continuam reservados, uma mensagem Resv e enviada ao no usuario e no a

no aloca o comprimento de onda antes reservado. Ao chegar no no usuario, confirma

o estabelecimento do caminho optico e o plano de controle inicia a transmissao dos

dados.

A sinalizacao foi dividida desta maneira para o melhor gerenciamento da reserva dos

recursos computacionais e de rede e por facilitar o tratamento dos bloqueios. Assim, temos


uma fase apenas para descobrimento e reserva de um recurso capacitado para executar a

tarefa a qual se busca alocacao; uma fase apenas para reservar os comprimentos de onda

para a transmissao dos dados; uma ultima fase destinada apenas ao estabelecimento do

caminho optico pelos recursos reservados e envio dos dados.

Sendo a sinalizacao dividida por fases, cada etapa da reserva de recursos e transpa-

rente e independente das etapas seguintes, porem sao dependentes das etapas anteriores.

Da mesma maneira, os possıveis problemas ocorridos em cada fase que podem levar

ao bloqueio de uma requisicao podem ser tratados sem que outros aspectos ou partes do

processo de sinalizacao sejam afetados. Os bloqueios de requisicao podem ocorrer de 3

maneiras diferentes durante a sinalizacao: Durante a descoberta de um recurso pelo rote-

amento anycast, se nao for encontrado nenhum recurso disponıvel para receber a tarefa,

a requisicao e bloqueada (Reserva futura de servidor); Se nao houver disponibilidade de

recurso computacional ao chegar da mensagem Path no no destino (Reserva futura de

servidor); Se nao houver comprimento de onda disponıvel para estabelecimento de um

caminho optico (Reserva futura de rede). Apesar da verificacao da disponibilidade de um

recurso ser feita no no provedor antes do roteamento de uma requisicao, pode ocorrer o

bloqueio de acordo com a segunda situacao apresentada acima. Mesmo que o plano de

controle encontre um recurso disponıvel e roteie a requisicao para aquele no provedor, ao

chegar da requisicao naquele no o recurso pode nao estar mais disponıvel por conta do

processamento das requisicoes na rede serem feitas de maneira concorrente, o que pode

causar uma situacao em que uma requisicao chegou primeiro do que outra em um mesmo

recurso, mesmo que a segunda requisicao a chegar tenha sido roteada primeiro para aquele

no provedor de recursos.

Quando ocorre bloqueio por falta de recursos computacionais, o plano de controle

encerra o processamento da requisicao bloqueada e a sinalizacao termina. Entretanto,

quando o bloqueio ocorre por falta de recursos de rede o plano de controle inicia o meca-

nismo de crankback para o tratamento daquele bloqueio. Neste caso, a requisicao nao e

perdida logo que o bloqueio ocorre, como na falta de recursos de rede. Se o mecanismo de

crankback conseguir realizar um novo roteamento a requisicao continua a ser processada


normalmente.

Apos a sinalizacao realizar a reserva de um recurso computacional, a sinalizacao

inicia o processo de reserva da rede para agendar a transmissao dos dados da tarefa.

Neste contexto, dois algoritmos de sinalizacao sao propostos.

O primeiro algoritmo realiza a transmissao dos dados imediatamente antes do tempo

de inıcio de execucao da tarefa. Esse algoritmo sera referenciado neste trabalho apenas

como o algoritmo de reserva futura.

O segundo algoritmo realiza um relaxamento do tempo de envio dos dados, permi-

tindo que os dados possam ser enviados durante qualquer intervalo de tempo disponıvel

na rede entre o tempo atual de operacao ate o inıcio de execucao da tarefa. Este al-

goritmo utiliza uma nova estrutura de dados, semelhante ao Vetor de estado futuro dos

comprimentos de onda, mantida em cada enlace da rede, para coletar a disponibilidade

dos comprimentos de onda, ao inves de utilizar-se de objetos Label Set. Essa estrutura

mantem consigo as disponibilidades de tempo que possui para cada comprimento de onda

desde o tempo atual de operacao do lambda grid ate o inıcio da execucao da tarefa. Apos

realizar a reserva de um processador, a mensagem Path enviada para reservar a rede coleta

enlace a enlace a disponibilidade dos comprimentos de onda, e ao chegar no no provedor,

escolhe o comprimento de onda de acordo com a polıtica de reserva de recurso usada

(FF ou EST). Assim, o comprimento de onda e reservado e a transmissao dos dados e

agendada para este tempo.

Esse algoritmo sera referenciado neste trabalho como o algoritmo de reserva futura

com relaxamento.

Em relacao as duas polıticas de reserva de recursos, o algoritmo de reserva futura

opera com as duas polıticas apenas para a reserva de recursos computacionais, ao passo

que o algoritmo com relaxamento opera com as duas polıticas para os dois tipos de reserva

de recursos, computacionais e de rede.

A Figura 5.5 ilustra a operacao do algoritmo de reserva futura. E realizada a reserva

de um recurso computacional durante o perıodo de tempo de 110 s a 140 s, considerando


o tempo corrente como 10 s. A transmissao dos dados da tarefa ali alocada leva 10 s para

ser realizada, portanto a rede foi reservada para o perıodo mais proximo que atende a esse

intervalo de tempo, 100 s a 110 s, perıodo de tempo em que sera iniciada a transmissao

dos dados.

Figura 5.5: Reserva de um recurso computacional e da rede segundo o algoritmo de reservafutura.

Ja a Figura 5.6 ilustra o relaxamento do tempo de transmissao dos dados. O pro-

cessador e reservado para o tempo 110 s a 140 s, porem a rede nao e mais reservada no

intervalo mais proximo ao intervalo da reserva do processador. A mensagem Path reser-

vou a rede para o intervalo de 50 s a 60 s, pois era o intervalo de tempo disponıvel mais

proximo para a reserva do tempo de transmissao dos dados em relacao ao tempo corrente,

independentemente de haver outros intervalos disponıveis a frente deste.

Figura 5.6: Reserva de um recurso computacional e da rede segundo o algoritmo de reservafutura com relaxamento.

5.3.5 Descricao dos algoritmos propostos de sinalizacao RSVP-

TE

O algoritmo de sinalizacao de reserva futura e descrito a seguir:


1. O plano de controle de um no usuario recebe uma requisicao de execucao de

tarefa gerada por aquele no e inicia o processo de roteamento anycast.

2. O vetor de disponibilidade futura e consultado sobre um recurso disponıvel no

tempo de execucao desejado pela requisicao. Se nao existir disponibilidade de

recursos, a requisicao de servico e bloqueada e o seu processamento finalizado.

3. Encontrando um recurso disponıvel, o vetor de disponibilidade futura retorna

ao no qual no provedor do lambda grid que possui o recurso em questao.

4. O plano de controle roteia a requisicao para o no informado e inicia o processo

de sinalizacao entre o no usuario e o no provedor de recursos.

5. O no usuario envia uma mensagem RSVP-TE Path de fase Reserva futura de

servidor contendo a requisicao de servico ao no provedor de recursos.

6. O plano de controle calcula o caminho mais curto entre o no usuario e o no

provedor por meio do algoritmo de Dijkstra.

7. Ao chegar em seu destino, a mensagem Path consulta o Vetor de estado futuro

do servidor e busca um recurso que atenda aos tempos de execucao requeridos

pela requisicao.

8. Encontrado um recurso, a mensagem Path reserva sua utilizacao alocando a

requisicao no timeslot que atenda ao intervalo de tempo. Se nao houver recursos

disponıveis, uma mensagem PathErr e criada e a requisicao e bloqueada e seu

processamento finalizado.

9. Apos reservar o recurso, o tempo de duracao da transmissao dos dados da tarefa

e subtraıdo do tempo de inıcio da requisicao para ser realizada a reserva da rede.

10. A mensagem se torna entao uma mensagem Resv que e enviada ate o no usuario

pelo mesmo caminho seguido na viagem de ida.


11. Ao chegar no no usuario, a confirmacao do recurso computacional e realizada.

A fase da mensagem e modificada para Reserva futura de rede e a mensagem se

torna Path novamente.

12. A mensagem e enviada novamente ao no provedor de recursos.

13. O roteamento e realizado no a no nesta fase, sendo o proximo hop da mensa-

gem escolhido utilizando-se das informacoes de nıvel de feromonio em cada no

intermediario providas pelo algoritmo AntNet.

14. A cada enlace atravessado, a mensagem Path coleta no Vetor de estado futuro de

comprimento de onda a disponibilidade futura dos comprimentos de onda desses

enlaces nos tempos requeridos pela requisicao e os armazena em seu Label Set.

Para essa coleta, se considera a duracao do caminho optico imediatamente antes

do inıcio de execucao da tarefa.

15. Se nao houver disponibilidade dos comprimentos de onda nos enlaces no tempo

futuro desejado, a mensagem se torna PathErr e o mecanismo de crankback

e iniciado para o calculo de uma nova rota, impedindo que a requisicao seja

bloqueada por falta de recursos naqueles enlaces.

16. Apos coletar o estado futuro dos comprimentos de onda dos enlaces atravessados

e chegar no no provedor, a mensagem Path escolhe o primeiro comprimento de

onda disponıvel no Label Set e o utiliza para reservar a rede no tempo requerido.

17. Se nao houver disponibilidade de comprimento de onda, a tentativa de estabele-

cimento de caminho optico e cancelada. Uma mensagem Notify e enviada para

o no provedor e o recurso computacional reservado e liberado da reserva.

18. Apos realizar a escolha do comprimento de onda para a reserva da rede, a

mensagem se torna uma mensagem Resv que mantem consigo o comprimento

de onda escolhido e e enviada de volta ao no usuario.

19. Em sua trajetoria, a mensagem Resv reserva para o futuro em cada enlace


atravessado o comprimento de onda escolhido no no provedor pela mensagem

Path.

20. Ao chegar no no usuario, a mensagem Resv confirma a reserva dos recursos e

o agendamento do caminho optico entre o no usuario e o no provedor para o

tempo requerido pela requisicao.

21. A mensagem RSVP-TE torna-se novamente uma mensagem Path e sua fase e

alterada para Alocacao imediata. O plano de controle interrompe o processo de

sinalizacao e aguarda ate que o tempo a qual o caminho optico foi agendado

seja chegado para retomar o processo.

22. Chegado o tempo de reserva da requisicao, o plano de controle retoma o processo

de sinalizacao e envia a mensagem Path ate o no provedor de recursos. A

mensagem segue a mesma rota utilizada anteriormente.

23. Enlace a enlace, a mensagem verifica o estado das reservas do comprimento de

onda.

24. No no provedor, a mensagem verifica se o recurso computacional continua re-

servado. Se a reserva foi comprometida em algum enlace ou no recurso compu-

tacional, a requisicao e bloqueada pelo plano de controle e seu processamento

finalizado. Entretanto, o sistema de reservas futuras garante que uma reserva

realizada nao pode ser desfeita por outra requisicao concorrente.

25. Ao chegar no no provedor e validado com sucesso o estado das reservas, a

mensagem se torna Resv e uma conexao entre o no usuario e o no provedor e

inicializada.

26. A mensagem Resv e enviada ao no usuario e, enlace a enlace, aloca o compri-

mento de onda que foi reservado na fase Reserva futura de rede e dessa maneira

estabelece a conexao entre os dois nos, usuario e provedor.

27. Ao chegar ao no usuario, a mensagem Resv confirma a alocacao do comprimento

de onda e o estabelecimento da conexao optica.


28. Neste momento, o caminho optico esta estabelecido.

29. O plano de controle entao inicia o envio dos dados ao no provedor.

30. Apos os dados serem enviados e recebidos pelo no provedor, o plano de controle

inicia o processamento de uma requisicao de encerramento do caminho optico

estabelecido.

31. Uma mensagem PathTear e enviada ao no provedor.

32. A cada enlace atravessado, a mensagem PathTear desaloca o comprimento de

onda que havia sido reservado.

33. Ao chegar no no provedor, a mensagem confirma o encerramento do caminho

optico.

34. O plano de controle do no provedor inicia o processamento de uma requisicao

de processamento da tarefa.

35. A tarefa e processada.

36. O processamento da requisicao de servico e entao finalizado com sucesso.

No caso da versao relaxada, como ja falado anteriormente, ao inves do uso do ob-

jeto RSVP-TE Label Set, a mensagem RSVP-TE carrega a disponibilidade completa dos

comprimentos de onda nos enlaces atravessados pela mensagem. Este algoritmo tambem

faz uso de apenas 2 fases da sinalizacao, excluindo-se neste caso a fase Reserva futura

de servidor, pois a coleta da disponibilidade dos comprimentos de onda acontece na fase

Reserva futura de servidor pela mensagem Path e a escolha do comprimento de onda a ser

reservado acontece na chegada dessa mensagem ao no destino, de acordo com a polıtica

de reserva de recursos vigente. A reserva do comprimento de onda e realizada entao pela

mensagem Resv nos enlaces atravessados em sua viagem de volta.

A Figura 5.7 ilustra o algoritmo de reserva futura e a Figura 5.8 ilustra o algoritmo

de reserva futura com relaxamento.


E importante ressaltar que o algoritmo proposto nao preve o envio de uma confirma-

cao do processamento da tarefa no recurso do no provedor, pois o processo de sinalizacao

contempla apenas as operacoes necessarias para o estabelecimento de um caminho optico

para o envio de um fluxo de dados. O processamento em si desses dados em um recurso

nao faz parte do escopo do algoritmo de sinalizacao.

Figura 5.7: Algoritmo de sinalizacao de reserva futura.


Figura 5.8: Algoritmo de sinalizacao de reserva futura com relaxamento.

Capıtulo 6

Simulacao

Para a avaliacao da arquitetura e dos algoritmos propostos, foi utilizado o backbone

NSFNET como a topologia do lambda grid a ser simulado. O backbone e composto por

14 nos, com 21 enlaces bidirecionais e com uma media de comprimento de caminho mais

curto igual a 2,2 hops.

Os atrasos de propagacao entre cada no seguem as informacoes contidas na Figura

6.1.

Considerou-se uma quantidade Pclass de classes de servico por no.

Os nos 1 e 2 sao nos consumidores, ou seja, nos usuarios do lambda grid que geram

requisicoes de execucao de tarefa em outros nos, e os nos restantes sao nos provedores de

recursos responsaveis por receberem as tarefas. A escolha dos nos consumidores se deu

dessa forma para que exista concorrencia entre eles quanto as requisicoes de execucao de

tarefa que sao geradas e processadas nos nos da rede.

A escolha dos nos provedores de servico pelos nos consumidores se da de forma

aleatoria com probabilidade uniforme.

Cada requisicao de execucao de tarefa e gerada com tempos de inıcio aleatorios,

obedecendo a um limite superior de Limsup e a um limite inferior de Liminf em relacao

ao tempo atual de operacao do lambda grid. Esses limites impedem que uma requisicao

seja gerada com tempos alem da janela de tempo total disponıvel e menores que o tempo

66 Simulacao

Figura 6.1: Backbone NSFNet utilizado na simulacao.

atual de operacao.

Os tempos de intervalo sao fixos. Nestas simulacoes, considerou-se o valor de 1850

s para o calculo do tempo de intervalo de uma requisicao.

Durante o perıodo inicial Irequests, existe apenas a geracao e lancamento de formigas

pela rede, que obedece a uma taxa de distribuicao constante.

O envio das formigas nao acontece atraves do mesmo canal utilizado para envio dos

dados, sendo utilizado um canal out of band para a transmissao das formigas.

A duracao da tarefa obedece uma distribuicao exponencial negativa de media 1500 s.

A duracao de um caminho optico tambem obedece uma distribuicao exponencial negativa,

mas com media igual 10 s.

Para avaliar a eficacia da arquitetura e dos algoritmos propostos, foram abordados

tres cenarios diferentes, de acordo com a quantidade de comprimentos de onda por enlace

na rede:

Cenario 1: Cada enlace da rede possui 4 comprimentos de onda disponıveis.



Foi imposta uma carga de trabalho variante de 80% a 130% no lambda grid. A

carga de trabalho esta relacionada a quantidade de requisicoes que sao geradas para cada

67

recurso computacional presente na rede. Assim, em uma carga de trabalho de 100%, cada

processador da rede possui uma requisicao para processar.

Tambem foram realizadas simulacoes que consideraram diferentes quantidades de

processadores por no sob carga de trabalho de 100%.

Os parametros utilizados nas simulacoes estao dispostos na Tabela 6.1.

Tabela 6.1: Parametros utilizados

Parametro Sımbolo ValorNumero de requisicoes por execucao Prun 106

Numero de processadores por no Pproc 100Numero de classes de servico por no Pclass 1Intervalo de inıcio para geracao de requisicoes de servico Irequests 1000 sTaxa de lancamento de formigas Rants 48 formigas/sFator de aumento da funcao heurıstica f 3Peso da janela do modelo exponencial η 0,005Redutor da janela do modelo parametrico c 0,3Corretor de roteamento para formigas Fs→d α 0,6Nıvel de confianca de feromonio γ 0,65Primeiro peso do reforco adaptativo c1 0,6Segundo peso do reforco adaptativo c2 0,4Amplificador da funcao de amassamento a 5Limite de hops para uma mensagem RSVP-TE Limhop 42Limite superior de tempo para inıcio de uma requisicao futura Limsup 2000 sLimite inferior de tempo para inıcio de uma requisicao futura Liminf 2 s

Capıtulo 7

Resultados

Primeiramente, foram avaliadas a eficacia dos algoritmos propostos de reserva futura

e reserva futura com relaxamento no tempo de envio utilizando-se das 3 polıticas de escolha

de no (CLL, BADR e LL) e das diferentes combinacoes de polıtica de reserva de recursos

(FF e EST) sob diferentes cargas de trabalho. No caso da reserva futura com relaxamento,

a polıtica de reserva de recursos tambem pode ser aplicada aos comprimentos de onda da

rede.

Avaliamos qual foi a melhor combinacao entre as polıticas de escolha de no e as

polıticas de reserva de recursos, considerando-se o valor de timeslot igual a 100 s. Apos

determinarmos a melhor combinacao, esta foi utilizada para o restante das simulacoes. De

acordo com a Figura 7.1, a melhor combinacao de polıticas para o algoritmo de reserva

futura foi a polıtica LL com a polıtica de reserva de recursos Earliest Start Time (EST),

no grafico representada por EST. De acordo com as Figuras 7.2 e 7.3, a melhor com-

binacao para o algoritmo com relaxamento no tempo de envio foi a polıtica LL com a

polıtica First-Fit (FF) para a reserva de recursos computacionais e de rede, situacao essa

representada no grafico por FF-FF. Por conta disso, as demais simulacoes utilizaram-se

destas combinacoes de polıticas para cada algoritmo.

Tambem foi avaliada a probabilidade de bloqueio total no lambda grid para diferentes

tamanhos de timeslot utilizando-se da polıtica de escolha de no LL em um ambiente com

70 Resultados

Figura 7.1: Probabilidade de bloqueio sob diferentes cargas de trabalho para as diferentespolıticas de escolha de no e reserva de recursos para o algoritmo de reserva futura.

Figura 7.2: Probabilidade de bloqueio sob diferentes cargas de trabalho para as diferentespolıticas de escolha de no e reserva de recursos para o algoritmo de reserva futura comrelaxamento no envio de dados.

71

Figura 7.3: Probabilidade de bloqueio sob diferentes cargas de trabalho para as diferentespolıticas de escolha de no e reserva de recursos para o algoritmo de reserva futura comrelaxamento no envio de dados em escala logarıtmica.

carga de trabalho de 100%. Conforme os resultados obtidos apresentados na Figura 7.4, o

algoritmo com relaxamento no tempo de envio mostrou-se mais eficaz que o algoritmo de

reserva futura. Pode ser observado tambem que a probabilidade de bloqueio, mesmo que

mınima nesse cenario, tende a crescer conforme o tamanho do timeslot e maior no caso do

uso do algoritmo com relaxamento e tende a diminuir conforme o aumento do tamanho

do timeslot no caso do uso do algoritmo de reserva futura.

Por conta da necessidade de se utilizar um tamanho padronizado de timeslot para

as seguintes simulacoes para os dois algoritmo propostos, verificou-se que o valor de 100

s, ja utilizado nas simulacoes, tinha um bom desempenho em ambos os algoritmos.

Em seguida, avaliamos a eficacia dos algoritmos propostos neste trabalho para dife-

rentes cargas de trabalho do lambda grid com 4 comprimentos de onda por enlace (Cenario

1). Para efeitos de comparacao entre os algoritmos, cujos resultados estao mostrados na

Figura 7.5, usamos a situacao de alocacao imediata apresentada em [5] com a adicao dos

mecanismos de crankback propostos em [23], que melhoram o desempenho do algoritmo

72 Resultados

Figura 7.4: Probabilidade de bloqueio para diferentes tamanhos de timeslot.

de tal forma que ultrapassa o desempenho do roteamento fixo-alternado. Somente foi

considerado nessa simulacao um numero de caminhos alternativos por no igual a 2, que e

a opcao de melhor desempenho.

Conforme ilustra a Figura 7.5, o algoritmo de reserva futura com relaxamento obteve

o melhor desempenho em todas as cargas de trabalho simuladas, reduzindo em muito

a probabilidade de bloqueio. Para uma carga de trabalho de 100%, o algoritmo com

relaxamento proporcionou uma taxa de bloqueio de cerca de 2%, ao passo que o algoritmo

imediato proporcionou uma taxa de cerca de 5%. Ja o algoritmo de reserva futura teve o

pior desempenho, tendo taxas de bloqueio mais altas que o algoritmo de reserva imediata,

com um valor de taxa de bloqueio de cerca de 7%. Seu desempenho so melhorou a partir de

cargas de trabalho mais altas, em especıfico a partir de 110% de carga de trabalho. Nestes

pontos, seu desempenho se aproximou do algoritmo de reserva futura com relaxamento.

Em seguida, a eficacia dos algoritmos foi avaliada utilizando-se de 3 e 5 comprimentos

de onda por enlace (Cenarios 2 e 3). A Figura 7.6 ilustra novamente o desempenho

superior do algoritmo de reserva futura com relaxamento no caso de 3 comprimentos de

73

Figura 7.5: Comparacao dos algoritmos de reserva futura propostos com o algoritmo dereserva imediata com 4 comprimentos de onda por enlace.

onda por enlace. Para uma carga de 100%, o algoritmo com relaxamento manteve uma

probabilidade de bloqueio de cerca de 2%, ao passo que o algoritmo de reserva imediata

obteve uma probabilidade de bloqueio por volta de 15% e o algoritmo de reserva futura

novamente mostrou o pior desempenho nessa carga de trabalho, obtendo por volta de 17%

de probabilidade de bloqueio.

Para 5 comprimentos de onda por enlace, conforme a Figura 7.7, para cargas mais

baixas o algoritmo com relaxamento obteve desempenho muito proximo do algoritmo de

reserva imediata, porem aproximando-se de 100% de carga de trabalho a diferenca de

desempenho aumentou e dessa faixa de carga de trabalho para frente o algoritmo de

reserva imediata obteve o pior desempenho. O algoritmo de reserva futura teve o pior

desempenho nas primeiras cargas de trabalho, porem em 100% de carga seu desempenho

ultrapassou o algoritmo de reserva imediata e a partir desse ponto seu desempenho se

igualou ao algoritmo com relaxamento.

Em todos os cenarios, o algoritmo de reserva futura com relaxamento teve prati-

74 Resultados

Figura 7.6: Comparacao dos algoritmos em um ambiente com 3 comprimentos de ondapor enlace.

Figura 7.7: Comparacao dos algoritmos em um ambiente com 5 comprimentos de ondapor enlace.

75

camente o mesmo desempenho, pois o uso do agendamento dos recursos da rede optica

evitava o bloqueio da tarefa por falta de recursos da rede. Em outras palavras, 3 com-

primentos de onda por enlace ja eram suficientes para o agendamento das transmissoes

dos dados das tarefas sem incorrer em bloqueio. Dessa forma, o algoritmo de reserva

futura com relaxamento consegue ter um desempenho superior com menor necessidade de

recursos na rede optica do lambda grid.

Por fim, foi avaliada a eficacia dos algoritmos em um ambiente com 4 comprimentos

de onda para diferentes quantidades de processadores em cada no do lambda grid operando

com 100% de carga de trabalho. A medida que o numero de processadores aumenta,

aumenta tambem a necessidade de transmissoes na rede optica do lambda grid ate que

ela passa a ser o limitante para a execucao de tarefas.

Figura 7.8: Comparacao dos algoritmos para diferentes quantidades de processadores.

Conforme ilustra a Figura 7.8, os algoritmos propostos obtiveram melhor desempe-

nho que o algoritmo de reserva imediata para todas as quantidades de processadores. O

algoritmo de reserva futura com relaxamento obteve melhor desempenho ate a quantidade

de 200 processadores por no. A partir de 250 processadores por no, o algoritmo de reserva

76 Resultados

futura obteve o melhor desempenho.

Capıtulo 8

Conclusao

Este trabalho propos uma arquitetura de lambda grid gerenciada conjuntamente

pelo plano de controle GMPLS e um algoritmo baseado em ACO capazes de gerenciar

dinamicamente o ambiente e de disponibilizar seus recursos de rede e computacionais para

usos em tempos futuros. Foram desenvolvidas as extensoes necessarias a arquitetura do

ambiente, ao plano de controle GMPLS e ao algoritmo AntNet.

Os algoritmos propostos mostraram-se capazes de agendar caminhos opticos e re-

cursos computacionais para o futuro. O algoritmo proposto de reserva futura com relaxa-

mento no tempo de envio mostrou desempenho superior ao algoritmo proposto em [5] em

praticamente todas as situacoes simuladas. O algoritmo de reserva futura obteve na maio-

ria dos testes realizados desempenho pior que o algoritmo de reserva imediata. Assim, tais

simulacoes mostram a necessidade de se incorporar o agendamento de recursos tambem

no nıvel da rede optica, apesar da maior complexidade e necessidade de se modificar o

protocolo RSVP-TE.

Nesse contexto, o uso de algoritmo de reserva futura com relaxamento, integrado

a um plano de controle GMPLS, em um ambiente de lambda grid demonstra uma nova

opcao para que os recursos de um ambiente de grade computacional sejam gerenciados e

providos de maneira otimizada a seus usuarios.

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