• Tidak ada hasil yang ditemukan

MODEL DAN PERANCANGAN SISTEM

N/A
N/A
Protected

Academic year: 2018

Membagikan "MODEL DAN PERANCANGAN SISTEM"

Copied!
41
0
0

Teks penuh

(1)

H2

S2 S3

S8 S1

S4

S9 S10

S5

S6 S7

S11 H1

H8

H3 H4

H9 H10

H5

H6 H7

H11

controller

collector Metric

calculation Route calculation Rate calculation Flow management BAB 3

MODEL DAN PERANCANGAN SISTEM

Bab ini juga berisi rancangan sistem yang meliputi arsitektur jaringan dan ... Bab ini bertujuan untuk memaparkan model jaringan dan model antrian yang digunakan untuk mekanisme multipath routing dan adaptasi laju data. Model ... ini diselesaikan dengan

pemrograman linear dan solusinya dapat digunakan untuk membangun flow forwarding tabel

dalam protokol routing dan penentuan alokasi laju pengiriman.

3.1 Perancangan Aplikasi SDN

Rancangan sistem meliputi rancangan topologi jaringan pada data plane dan rancangan aplikasi SDN. Rancangan sistem ini diimplementasikan dalam controller Ryu dan disimulasikan dalam mininet yang memungkinkan pengguna menggunakan beberapa topologi. Rancangan sistem terdiri dari beberapa bagian seperti pada gambar 3.1, terdiri dari beberapa proses yaitu: pengumpulan data-data kondisi jaringan, perhitungan kondisi jaringan, pemilihan rute dan alokasi data rate.

(2)

Untuk menjalankan beberapa proses pada gambar 3.1, maka diperlukan modul-modul sebagai berikut:

- Kolektor: modul kolektor digunakan untuk mengumpulkan informasi tentang kondisi jaringan global, dan bertanggung jawab untuk menyimpan semua informasi. Informasi topologi jaringan, lalu lintas jaringan dan kondisi atau keadaan masing-masing perangkat dll. controller meminta berbagai data kondisi jaringan dari switch dengan mengirimkan pesan feature_request, dan switch mengirimkan pesan feature_reply berisi data yang diminta. Mekanisme ini dijelaskan secara rinci dalam spesifikasi OpenFlow [17].

- Perhitungan metrik: modul perhitungan metrik digunakan untuk menentukan parameter cost tiap link yang akan digunakan untuk menentukan routing dan laju data dan menyimpan semua kemungkinan jalur masing-masing pasangan switch.

- Perhitungan Rute: modul perhitungan rute digunakan untuk menghitung jalur terpendek dan jalur alternatif antara sumber dan tujuan. Perhitungan rute dilakukan ketika pesan packet_in datang ke controller.

- Perhitungan laju data: modul perhitungan laju data digunakan untuk menghitung service rate. Sebagaimana ditentukan dalam spesifikasi OpenFlow, setiap flow switch OpenFlow berisi sekumpulan instruksi yang dijalankan ketika sebuah paket entri yang sesuai tiba. Salah satu jenis instruksi adalah meter yang mengarahkankan paket ke meter tertentu. Setiap meter memiliki satu atau lebih meter band.

- Manajemen flow: modul manajemen flow bertanggung jawab untuk menentukan jalur setiap flow dan menginstal aturan/flow entry ke datapath atau switch. Fungsi ini bertanggung jawab untuk mengatur flow yang efisien dengan mendistribusikan trafik.

3.2 Mekanisme routing dan alokasi rate terpusat

(3)

tidak tidak

flow baru ?l Trafk masukan

ya

Pencocokan paket dengan flow yang ada Kebijakan

dari controller

Antrian untuk flow Admission

control

Ada jaminan bandwidth ?l

Fair queuing Fix rate ya Flow ditolak

Routing

sumber daya path tersebut dan menginformasikannya kepada switch. Informasi sumber daya berupa agregat rate pada sebuah path yang juga merupakan kemampuan path untuk melayani flow yang masuk. Berdasarkan agregat rate pada path maka dapat ditentukan besarnya rate untuk sebuah flow.

Gambar 3.2: mekanisme routing dan alokasi rate terpusat

Pada mekanisme routing pada aplikasi ini, hasil pencarian routing disimpan di routing tabel T. semua kemungkinan path dan informasi jaringan disimpan dalam modul (database) sehingga kontroler tidak menjalankan algoritma routing online. Controller melakukan pengaturan routing berdasarkan jalur yang sudah tersimpan. Penentuan routing hanya dilakukan di node ingress dan node intermediate hanya melakukan fowarding. Controller tidak menghitung path untuk setiap permintaan flow tetapi menggunakan informasi yang sudah tersedia

3. 2.1 Pemilihan routing

(4)

dilewatkan pada path terbaiknya, ketika controller mendeteksi adanya kemacetan di sebuah link pada path terbaik maka trafik akan didstribusikan ke path alternatif sesuai dengan utilitas path sehingga dapat menghindari kemacetan jaringan. Controller menghitung utilitas setiap node s pada data plane jaringan. Kemacetan terdeteksi pada link sebuah path jika utilitasnya melebihi ambang kemacetan β , misalnya, β = 95%. Tujuan pembatasan ini untuk menjaga utilitas ke tingkat yang masih bisa diterima oleh jaringan (tidak menyebabkan turunnya kinerja jaringan). Prosedur untuk pemilihan routing dan distribusi trafik pada multipath routing digambarkan pada gambar 3. ....dengan penjelasan sebagi berikut :

- Ketika ada flow baru datang ke jaringan, controller Mencari kemungkinan lintasan terbaik dari sumber ke tujuan menggunakan algoritma DFS ( ) untuk pencarian jalur terbaik dan jalur alternatif, dimana rute terbaik adalah :

Pibest=max{Rbwpi|Pi∈P od}

 Ketika controller mendeteksi kemacetan di sebuah link pada sebuah path yang menyebabkan utilitas path (l)> β, controller memindahkan trafik ke path alternatif yang menghindari link ini. Path alternatif ditentukan dengan menggunakan Algoritma 1.

 Controller mendistribusikan trafik melalui m path menurut rasio splitting φ, dimana ϕ

ditentukan pada persamaan :

Algoritma load balancing bertujuan untuk menghitung beban yang adil dari setiap path yang sudah terpilih. Trafik yang dilewatkan ke tiap path proporsional dengan beban path dengan algoritma sebagai berikut :

Rpi=

ρpi

j=1

n

ρp j

x Rtot

 Controller akan terus membagi trafik ke beberapa jalur alternatif sesuai dengan

utilitas path selama masih dibawah threshold. Paket akan terus dikirimkan ke lintasan ini sampai mencapai target utilisasi path alternatif (ε). Dimana 0 < ε < 1

Skema routing mengontrol utilitas dengan 3 parameter yang dapat diatur oleh controller:

(5)

 β Sebuah parameter yang menunjukkan apakah jalur alternatif dapat menerima trafik atau tidak. Parameter ini untuk memastikan bahwa path alternatif dapat menyediakan bandwidth

 ϕ sebuah parameter yang menunjukan ekspektasi dari utilitas path.

Permintaan kandidat path (i) > path

yang terpilih ?l ya

Set kandidat path (i) sebagai path terpilih

Ke kandidat path berikutnya (i+1)

Apakah kandidat path (i) > kandidat

path ke (i+1)

Rutekan flow melalui multiple

path terpilih Path sudah tersedia di

Flow Table?l

Gambar 3.3 : Mekanisme pemilihan jalur

3.2.1 Deteksi kongesti

(6)

batas maka mengindikasikan kongesti. Parameter yang diamati sebagai informasi yang diperlukan untuk deteksi kongesti adalah sebagai berikut :

 jumlah paket yang ditransmisikan pada switch

 ukuran paket

 RTT (round trip time)

 Jumlah hop

 kapasitas link

 Status kongesti : panjang antrian, packet loss, utilitas, delay

3.2.2 Komposisi cost metric

Metric routing terintegrasi dalam protokol routing untuk meningkatkan kualitas komunikasi dalam hal bandwidth, kesalahan laju pengiriman, latency, keandalan, dan biaya. Oleh karena itu desain metric routing merupakan hal yang sangat penting. Pada sistem ini metric yang digunakan merupakan integrasi dari beberapa informasi yaitu beban trafik dan delay dandiinginkan parameter tersebut mempunyai nilai seperti pada tabel 3.1 berikut :

Tabel 3.1. Parameter Cost Metric

parameter notasi tingkat

Utilitas link L rendah

Kapasitas link C tinggi

delay RTT rendah

Utilitas switch Q rendah

Dari pertimbangan nilai yang diinginkan diperoleh sebuah persamaan :

Cong(i , j)=α . L(i , j)+β . RTTδ .C +γ . Q(i)

3.2.3 Admission control

(7)

untuk flow set up dipengaruhi oleh faktor-faktor antara lain: banyaknya trafik yang masuk ke switch, trafik yang masuk ke controller, kapasitas controller dan algoritma yang digunakan untuk menentukan aturan sebuah flow [ ]. Mekanisme admission control ditunjukan pada gambar 3.4.

mulai

Kedatangan flow

Flow baru ?l

ya

Bandwidth

tersedia ?l Flow ditolak Flow diijinkan

ya

ρ < ρ th ?l ya

tidak

tidak

tidak ya

Flow d setup>d th ?l tidak

Flow RT ?l

tidak ya

selesai Lanjut ke proses

routing

Gambar 3.4 : mekanisme admission control

3.2.4 Alokasi rate

(8)

Flow dikirim Paket diterima ?l ya Deteksi kongesti

Kongesti ?l

ya

Notifkasi kongesti Jalankan algoritma

congestion control Update informasi

tidak

tidak

Lakikan penyesuain laju kedatangan

Gambar 3.5: alokasi rate

Mekanisme dasar untuk merancang skema pengendalian kemacetan PACEC, terdiri dari fungsi keputusan, fungsi penyesuaian rate, dan frekuensi keputusan.

b. Fungsi keputusan

Fungsi keputusan membantu pengendali rate untuk menentukan penyesuaian agregat Rate pada router ingress. Dalam PACEC ,controller memonitor available bandwidth. Pengendalian kemacetan dipicu saat keterseidaan bandwith mencapai ambang batas tertentu. Setiap interval waktu t, controller mengolah informasi global jaringan dan menginformasikan ketersediaan bandwidth ini ke ingress router.

c. Fungsin penyesuaian rate

Pada router ingress , diterapkan algoritma penyesuaian rate yang berfungsi untuk meningkatkan dan menurunkan agregat rate pengiriman sbb:

d. Frequency keputusan

(9)

controller

Ingress switch Egress switch

core switch

seberapa sering router ingress menerima informasi dari controller. frekuensi keputusan atau t pada PACEC diatur ke RTT antara ingress dan egress routers dalam kasus tidak ada kemacetan.

3.3 Model

3. 3.1 Topologi jaringan

Pada desertasi ini, Kami mempertimbangkan topologi jaringan yang ditunjukan pada gambar 3.6 yang terdiri dari user, edge switch yang terdiri dari switch ingress dan egress dan core network yang terdiri dari core switch. Edge switch terletak pada batas jaringan untuk menyediakan dukungan klasifikasi trafik, pembatasan laju pengiriman dan core switch yang berada di dalam jaringan untuk menyediakan fungsi forwarding. Semua switch terhubung ke controller.

Gambar 3.6 : Topologi jaringan

3. 3.2 Model Jaringan sebagai graph

Jaringan dimodelkan sebagai graph G(S , L) seperti ditunjukan pada gambar 4.2, sebuah

(10)

p3 p2

p1

o d

5

4 1

6

3 2

adalah kumpulan dari link. Link li=(si, sj) adalah sebuah pasangan node, dimana siadalah

outgoing node dan sj adalah incoming node.

Gambar 3.7 : Jaringan Data Plane Sebagai Graph Berarah G(S , L)

Asumsi terdapat N path antara sepasang sumber-tujuan. Jika o adalah node sumber dan d adalah node tujuan, maka P(o , d) adalah seluruh rute dari o ke d, P(o , d)={P1, ….., PN}. asumsi bahwa path-k (k=1, … . , N) terdiri dari li intermediate node, maka :

Pk={o , si, sj….., d}

Pk={li}

Diasumsikan setiap link li mempunyai kapasitas sebesar Ci. Kapasitas dari sebuah path adalah Cp dan merupakan kapasitas minimum dari semua link yang menyusun sebuah path dari sumber sampai tujuan. Jika kapasitas tiap link adalah Ci, maka kapasitas sebuah path adalah kapsitas minimum dari semua link yang membentuk path tersebut.

CP=min{Ci}

3. 3.3 Model Jaringan sebagai antrian

(11)

λf1

μc

Ingress node Intermediate node Egress node

SDN controller

Flow arrival

λtot μs1

λc

S1 μsk

Flow level

Packet level

Flow size = z packet

Packet size = x bit

μsk-n Sk-n Sk

Packet in Packet in

Packet out

Packet out

Packet out

independen. Paket yang datang dan tidak cocok dengan flow entry akan diteruskan ke controller melalui pesan paket-in.

Paket yang datang dari sebuah flow ke switch diklasifikasikan menjadi dua kategori, pertama adalah paket yang datang dari flow baru (fnew) dan paket dari flow telah mempunyai

flow table (fold). Keduanya tiba dengan proses Poisson dengan laju kedatangan rata-rata λnew

dan λold. waktu pelayanan switch diasumsikan untuk mengikuti distribusi general, dan waktu

pelayanan yang diharapkan di switch adalah 1/μs. Waktu pelayanan rata-rata pesan paket-in di

controller dilambangkan 1/μc. waktu pelayanan ini termasuk waktu transmisi dari switch ke controller. Untuk menyederhanakan model ini, baik controller dan switch dianggap tidak ada

batasan kapasitas antrian. untuk layanan tunggal, semua paket tiba di sebuah switch dalam antrian tunggal bukan antrian terpisah pada setiap port ingress dan semua paket diproses

dalam urutan waktu kedatangan (FIFO). Selain itu, kami beranggapan bahwa ketika paket

pertama tiba di switch, controller menginstal flow entri. Setelah itu, paket-paket yang tersisa tiba ke switch dan diteruskan langsung. semua switch dalam model ini dianggap memiliki service rate yang sama, dan pesan paket-in tiba di switch mengikuti proses Poisson.

Gambar 3.8: Model antrian jaringan SDN

(12)

Asumsi bahwa waktu pelayanan di switch terdistribusi general, dan kedatangan flow adalah poisson, maka waktu menunggu di switch dimodelkan sebagai M/G/1. Jika laju kedatangan di switch adalah λs dan laju pelayanan di switch adalah μs, dan

ρs=

λs

μs , maka waktu rata-rata menunggu di setiap switch dapat ditentukan dengan persamaan

berikut :

Mean dan varian dari waktu tunggu di switch adalah sebagai berikut : (cek lagi )

Dimana ρ adalah... dan E[P] adalah ..., Jika cv adalah koefisien variasi, yaitu perbandingan men dan varian

cv=ασs s

rata-rata waktu tunggu ( waktu antrian) untuk antrian M / G / 1 dapat dinyatakan sebagai :

Wq=

[

1+2cv

]

[

ρs 1−ρs

]

ts

ρ=λ ts

Dimana : ts= 1/μs

(13)

Paket dari flow baru

controller

flow baru

Packet in

Packet out b. Model kedatangan paket di controller

Ketika sebuah switch menerima paket, switch menempatkan paket tersebut ke dalam antrian paket di port masuk. Kemudian switch akan mengecek paket pertama dan mencocokan dengan flow table. Jika hasil pencocokan gagal maka switch mengirimkan message paket-in yang mengandung paket penuh ke controller SDN. controller akan menangani dan memberikan keputusan paket tersebut dan akan mengirimkan ke switch dan ditambahkan ke flow table switch yang bersesuaian. Karena pencarian flow table untuk semua paket adalah saling bebas satu sama lain, maka waktu pemrosesan paket dapat dianggap sebagai variabel acak. Dengan asumsi tersebut maka antrian di controller pada penelitian ini dimodelkan dengan M/G/1.

Jika flow datang pada sebuah switch dengan rata-rata laju kedatangan λtot flow per

satuan waktu. Sebagian flow yang datang adalah flow baru dan paket pertama dari flow baru yang datang ke switch akan dikirimkan ke controller untuk meminta inisiasi flow. Jika rata-rata kedatangan flow baru adalah λbaru= φ. λtot maka packet-in yang datang ke controller sama

dengan laju kedatangan flow baru. Flow datang pada sebuah switch mengikuti proses poisson oleh karena itu packet in yang datang ke controller diasumsikan mengikuti pola kedatangan poisson juga.

rata-rata laju kedatangan packet in dari ke controller sebuah switch adalah λc❑ dimana

λc❑=φ . λ totpacket per satuan waktu.

Gambar 3..9: proses inisiasi

(14)

λc=

i=0 k

λci

Dimana λc merupakan rata-rata laju kedatangan permintaan inisiasi flow dari semua switch yang terhubung ke controller.

c. Waktu menunggu di controller

Lama waktu pelayanan diasumsikan mempunyai distribusi tertentu (umum) dengan rata-rata waktu pelayanan di controller adalah tc dan laju pelayanan di controller sebesar μc .Waktu menunggu di controller (Wqc¿ ....

ρc=

λc

μc

αk= ρc 2(1−ρc)

.E[P

2 ]

E[P]

σk=

[

ρc 2(1−ρc).

E[P2]

E[P]

]

2

+ ρc 3(1−ρ)

E[P3]

E[P]

Secara umum, jika kita ingin waktu tunggu rata-rata menjadi tidak lebih dari t menit, maka kita dapat menghitung laju kedatangan maksimum yang diijinkan (λ) sebagai berikut:

Wqc=

[

1+2cv

]

[

ρc

1−ρc

]

tc<t

Rata-rata respon time di controller dapat diestimasi dengan model antrial M/G/1 [ ]:

E[r]=E[e]+E[e] ρ(1+cv 2)

2(1−ρc)

Dimana E[e] adalah rata-rata waktu eksekusi, ρ intensitas beban cv koefisien variasi

(perbandingan standar deviasi dengan mean) dari waktu ekseskusi permintaan

(15)

Delay antrian pada path end-to-end diasumsikan bahwa semua independen satu sama lain. Hal ini dapat dibenarkan oleh fakta bahwa agregat flow trafik terpecah pada setiap node dan bercampur dengan trafik yang tiba dari sumber lainnya. Asumsi independensi telah divalidasi dalam (Kruskal et al, 1984), (Lau et al, 1997) dan (Van Den Berg et al, 1995). Delay dari sebuah link dapat dinyatakan sebagai penjumlahan dari delay propagasi (dp), delay forwarding paket (df), dan delay antrian (dq), seperti yang ditunjukkan pada Persamaan. (1).

d=d¿+df+dq

parameter kedua dan ketiga dalam Pers. (.... ) merupakan variabel tergantung pada bandwidth dan kebijakan antrian di path p, sementara Dp adalah konstan tergantung pada sifat fisik dan panjang path. asumsi bahwa kedatangan paket mengikuti proses Poisson dengan waktu pelayanan eksponensial dan setiap antrian adalah dilengkapi buffer yang tak terbatas dan disiplin pelayanan adalah FCFS , maka Dq dapat diturunkan dari analisis antrian M/G/1 . Ketika sebuah koneksi flow dalam kelas f dirutekan sepanjang path Pi, maka

berdasarkan model jaringan M/G/1 tandem, mean dan varian delay setiap link DLi ditentukan menggunakan formula [ ] :

Jika delay setiap link i adalah DLi, maka delay dalam sebuah path adalah :

Dp=

i=1

n

DLi

Menurut teorema limit pusat dan pengukuran data dari trafik internet, kita tahu bahwa end to end path delay, yang terdiri dari sejumlah besar independen delay dalam antrian intermediate, terdistribusi normal. Dari hasil di [02x] mean dan dan varians dari delay end-to-end dari path -j adalah :

αs=N ρs 2(1−ρs)

.E[P2] E[P]

σs=√N

[

ρs 2(1−ρs).

E[P2]

E[P]

]

2

+ ρs 3(1−ρs)

E[P3]

(16)

3. 3.4 Model Routing

Masalah routing dalam jaringan adalah bagaimana mencari jalan atau beberapa jalur untuk mengirimkan trafik melalui jaringan tanpa melebihi kapasitas link. Pada penelitian ini, menggunakan proses seleksi jalur informasi tentang ketersediaan bandwidth. Dengan mempertimbangkan topologi jaringan G(S , L), semua koneksi diasumsikan menggunakan

sumber o∈S dan tujuan d∈S yang sama dan mengalami delay sebesar Di untuk setiap link. Setiap flow diasumsikan meminta bandwidth untuk memenuhi persyaratan QoS. Jika

P(o , d) adalah semua path yang memungkinkan untuk merutekan flow dari pasangan (o , d)

maka permasalahan routing dalam kasus ini adalah menemukan path yang mempunyai sisa kapasitas AVP maksimum dalam sebuah jaringan.

= max (min AVi ) dengan Cp>0

Dimana sisa kapasitas atau available bandwidth dari end to end path adalah kapasitas yang tersisa yaitu jumlah trafik yang dapat dikirim ke sepanjang path tanpa terjadi kemacetan. Available bandwidth pada sebuah link secara umum didapatkan sesuai persamaan ().

AVi=(1−ρi)∗Ci

di mana AVi adalah bandwidth yang tersedia pada linki, ρi adalah utilitas pada link i , dan

Ci adalah kapasitas link i. Selanjutnya, end-to-end bandwidth yang tersedia dari path yang

berisi H link jika terdapat paket yang dikirimkan pada rate r adalah:

AVP(r)= min

i=1… HAVi(r)

jika asumsi terdapat m koneksi dari kelas flow f untuk path pk dan diasumsikan bahwa setiap node sumber mengetahui informasi mengenai topologi jaringan (termasuk kapasitas maksimum setiap link) dan beban trafik yang ditawarkan antara setiap pasangan sumber-tujuan. Dengan pengetahuan global tentang topologi jaringan dan beban trafik yang ditawarkan, m koneksi di setiap kelas f harus diarahkan melalui path pk antara o dan d dengan alokasi bandwidth tertentu.

a. Rute tunggal

pada model single path, flow hanya diberikan pada path yang mempunyai available bandwidth terbesar. Diasumsikan path terbaik pkbest dari seluruh rute dari sumber dan tujuan adalah path yang mempunyai sisa bandwith AVP terbesar.

(17)

Path dengan available bandwidth terbesar digunakan sebagai path primer. Selanjutnya path dengan bandwidth yang lebih kecil disediakan sebagai path alternatif. Trafik dialihkan ke path alternatif jika terjadi kegaglan pada path primer.

b. Rute jamak

Sebuah rute multipath adalah satu set path, dimana masing-masing memiliki node sumber dan tujuan yang sama. Kami juga menganggap bahwa pada setiap path di rute multipath sebagai jalur alternatif.Dalam multi-path routing, setiap router dapat menggunakan beberapa jalur yang berbeda untuk mencapai tujuan. Penggunaan multipath routing bertujuan untuk meningkatkan ketersediaan end-to-end. ketika salah satu jalur gagal, maka paket data masih bisa disampaikan melalui jalur lainnya dan dengan demikian ketersediaan end-to-end dapat dipertahankan, asalkan tidak semua jalur antara sumber dan tujuan gagal secara bersamaan. Asumsi terdapat n buah path yang mungkin, maka pada multipath routing dipilih k buah path dimana k ≤ n sehingga k berlaku AVP>0.

(catatan : masih akan dikembangkan lebih lanjut)

Untuk memodelkan multihop path, pada penelitian ini dipertimbangkan jaringan tandem m/g/1 yang sudah dijelaskan pada sub bab ....

Asumsi path k ( k= 1,...N) terdiri dari Li intermediate node, maka path ke k dapat dimodelkan sebagai jaringan antrian yang terkoneksi dalam tandem. Misalkan flow trafik dengan rata-rata laju kedatangan poisson maka jika terdapat antara sumber dan tujuan diantara N disjoint path dalam pararel adalah terdistribusi poisson juga yang dinotasikan sebagai

λj(j=1… N)

Dimana

j=1 N

λj=λ

(18)

λ λ

λ λf1

λ

Beban jaringan dibagi dan kemudian didistribusikan secara proporsional sesuai dengan Splitting rasio. Model kami menentukan spliting rasio dengan meminimalkan delay path maksimal. Gambar 2 menunjukkan suatu set beberapa path yang terhubung antara sumber dan tujuan.

P(o , d)={pk}

P(o , d)={p1, p2,… . , pk}

|P(o , d)|=k

Dari sudut pandang pengguna, jalan p∈P(o , d) terhubung antara sumber dan tujuan dapat dianggap link logis seperti yang diilustrasikan pada Gambar. 3.... Beban Jaringan akan didistribusikan dan ditugaskan untuk setiap path sesuai dengan solusi optimal dari masalah pembagian beban.

Jika Misalkan Bp,l mewakili bandwidth dan dp,l mewakili delay propagasi link l ∈ p. Bandwidth dan delay di sepanjang jalan Dapat didekati di sini sebagai berikut

Ini masih m/m/1

Gambar 3.10 : splitting ratio

di mana λ adalah rata-rata laju kedatangan trafik dan adalah splitting ration untuk path p. Dengan asumsi ini model pada gambar ... ditransformasikan ke model antrian pada gambar .... dan fungsi biaya dirumuskan dalam persamaan.

Cp(ϕp)=Dp+B 1

(19)

Meminimalkan maxp∈PCp(ϕp) Dengan kendala

p∈P ϕp=1

dan 0≤ϕp≤ Bp

Splitting ratio ϕp untuk semua p ∈ Ρ, adalah dan proporsi trafik yang dialokasikan untuk

path p. Spliting ratio awal dihitung dari Persamaan a :

∀p∈P:ϕp0= Bp

p∈PBp

Controller akan melakukan langkah-langkah sebagai berikut : 1. Hitung Cp(ϕp) dengan menggunakan persamaan ... untuk setiap p 2. Pilih p∈P yang mempunyai utilitas path ρp < β

3. Tentukan trafik yang melewati path sebanding dengan split ratio 4. Tentukan perubahan splitting ratio

5. Perbaharui splitting ratio

3. 3.5 PACEC

(20)

usulkan menentukan laju pengiriman dengan melibatkan seluruh switch di data plane yang dikoordinasi oleh controller. Keputusan diambil secara global untuk menentukan laju pengiriman flow yang dapat dialokasikan pada sebuah path dari sumber sampai tujuan.

a. Karakteristik umum

Pada jaringan traditional, metode router assisted control diterapkan pada setiap router dimana router memberikan umpan balik ke end sistem mengenai keadaan jaringan, dan memerintahkan pengirim mengirimkan paket pada rate tertentu. Secara umum router assisted congestion control dimodelkan dengan teori antrian M/G/1-PS untuk menghitung agregat rate pada setiap router (node). Dimana agregat rate pada setiap node mengikuti model sederhana yang diberikan pada persamaan berikut:

R=C(1−ρ) (5)

Dimana :

R : sending rate untuk sebuah link, C : kapasitas link dan ρ : utilitas link.

Dari nilai R(t) yang didapatkan, maka dapat diperhitungkan sending rate untuk setiap flow. Berikut adalah ringkasan persamaan yang digunakan oleh beberapa router asisted congestion control di jaringan traditional.

Table : 3.1

Agregat sending rate Sending rate per flow Kenaikan dan penurunan rate XCP

Secara umum Kekurangan dari metode yang sekarang adalah rate dihitung secara lokal pada tiap node sehingga menghasilkan optimal lokal belum tentu secara global juga optimal. Sebagai ilustrasi sebagai berikut :

(tambahkan)

(21)

Informasi lokal

R1(t)= ?l R2(t)= ?l

Pandangan global Controller :

kebijakan pengendalian kemacetan

R(t)= ?l

path. Ide dasar dari PACEC adalah untuk membangun sistem congestion control pada kerangka kerja SDN dengan prinsip kolaborasi switch sepanjang path dari sumber sampai tujuan dalam jaringan.

router assisted congestion control di SDN

Gambar 3.11: PACEC di SDN

Secara umum, rate yang dapat dialokasikan pada sebuah path adalah :

Rp=Cp(1−ρp) (7)

Dimana :

Rp : sending rate untuk sebuah path, Cp : kapasitas path dan ρp : utilitas path

Dengan tujuan untuk :

Ropt=max

i=i:k Rpi=Cpi(1−ρi)

Perbedaan PACEC dengan pengendalian kemacetan yang dibantu jaringan lainnya yang

(22)

 pertama, tidak menggunakan pengukuran yang digunakan untuk umpan balik secara langsung; laju pengiriman dihitung secara independen berdasarkan hasil dari perhitungan controller. Perhitungan laju pengiriman dibatasi oleh waktu pelaporan yang dibutuhkan oleh switch untuk melaporkan kondisi masing-masing switch ke controler.

 Kedua, tidak ada penyesuaian rate secara bertahap. Laju pengiriman dihitung secara eksplisit berdasarkan kapasitas yang tersedia dan utilitas pada sebuah path. Dengan demikian PACEC, menghindari penyesuaian laju pengiriman secara bertahap. Perhitungan laju pengiriman ekspisit secara langsung membantu algoritma ini mencapai konvergensi yang cepat.

PACEC merupakan sebuah cara untuk menerapkan congestion control melalui pengalokasian laju pengiriman secara terpusat, dengan menggunakan prinsip-prinsip sebagai berikut:

- Flow baru dimulai dengan laju pengiriman flow yang tinggi. Laju pengiriman ini tergantung pada bandwidth yang tersedia pada sebuah path. Controller pada PACEC memutuskan agregat rate flow maksimum yang diijinkan melewati sebuah path.

- ingress switch menyesuaikan laju pengiriman untuk semua flow yang melewati path sesuai dengan informasi controller.

- Ingress switch melakukan perubahan laju pengiriman flow jika terdapat perubahan informasi dari controller. Laju pengiriman dihitung secara eksplisit berdasarkan flow aktif dan ketersediaan kapasitas, sehingga menghindari penyesuaian bertahap seperti yang dilakukan oleh algoritma reaktif.

Pada PACEC perhitungan laju pengiriman di controller hanya dibatasi oleh waktu yang dibutuhkan jaringan untuk mendaftarkan perubaan flow dan kondisi jaringan atau secara singkat kami sebut dengan periode update (Tupdate). Tupdate ini berhubungan langsung dengan frekuensi keputusan yang menentukan seberapa sering ingress switch menerima keputusan dari

controller untuk mengubah laju pengiriman.

b. Model PACEC

(23)

Xp

pengirimm 1 2 i N penerimam

Rp controller

tujuan sudah tersedia sebuah path P. Sebuah path dalam jaringan data plane terdiri dari beberapa link l, l∈P. setiap link lmempunyai kapasitas Cl,maka kapasitas path, Cp yang memiliki H link berturut-turut adalah sesuai dengan adalah sebagai berikut :

Cp= min i=1… HCi

Setiap node terhubung ke sebuah controller. controller menghitung AVp atau bandwidth yang tersedia pada path P. AVp digunakan sebagai batas atas kapasitas path yang masih dapat diberikan kepada flow yang melewati path tersebut.AVp juga digunakan untuk menentukan agregat rate maksimum atau Rpyang melewati sebuah path. Berdasarkan Rp, ingress switch menyesuaikan laju pengiriman sebesar Xp yang mendekati nilai Rp .

Gambar 4... : mekanisme PACEC

Jika setiap path P memiliki satu set flow, F(P), yang melewatinya dan setiap flow a pada path P dikirim pada laju pengiriman ra, berarti kita akan menentukan alokasi laju

pengiriman untuk flow a yang memenuhi batasan kapasitas path:

a∈F(p)

ra≤Cp

c. Kondisi path

(24)

Kondisi path pada PACEC ditentukan dengan parameter utilitas pathpath). utilitas path

ditentukan dari besarnya utilitas link (ρlink) yang tergabung dalam path tersebut. Kondisi path

bernilai 0 sampai dengan 1. Jika ρp = 0 maka path tidak mengalami kemacetan, jika ρp = 1 menandakan path dalam keadaan macet total. Untuk mendapatkan nilai utilitas path, kami meggunakan pendekatan pada [ ], dimana utilitas link pada antrian tunggal ρi secara umum dinyatakan sebagai :

ρi=

λi

μi

Ketika terdapat paket tambahan yang ditransmisikan pada rate r bps melintasi antrian ini, maka utilitas efektif sebuah link ρi(r)adalah :

ρi(r)=min

(

1,ρi+Cr i

)

Sebuah path jaringan yang terdiri dari urutan H link dimodelkan sebagai H antrian berturutan. Dengan asumsi bahwa utilitas antrian berturut-turut tidak berkorelasi, maka utilitas end-to-end dari sistem, ρP dapat dinyatakan sebagai

ρP=1−

1≤ i≤ H (1−ρi)

Utilitas end-to-end dari sistem ketika diperikas pada rate r dapat dinyatakan sebagai ρP(r), yang dinyatakan dalam persamaan berikut :

ρP(r)=min

(

1,1−

1≤i ≤ H

(

1−

(

ρi +Cr

i

)

)

)

Available bandwidth dari end to end path adalah kapasitas yang tersisa yaitu jumlah trafik yang dapat dikirim ke sepanjang path tanpa terjadi kemacetan. Pada paper ini Available bandwidth pada sebuah link secara umum didapatkan sesuai persamaan ( ).

AVi=(1−ρi)∗Ci

Maka bandwidth yang tersedia pada link i jika terdapat paket yang dikirimkan pada rate r adalah :

(25)

di mana Ai adalah bandwidth yang tersedia pada link i, ρi adalah utilitas pada link i , dan Ci adalah kapasitas link i. Selanjutnya, end-to-end bandwidth yang tersedia dari path yang berisi H link jika terdapat paket yang dikirimkan pada rate r adalah:

AVP(r)= min

i=1… HAVi(r)

d. Rate path (Rp)

Rate path Rpmerupakan common rate yang diberitahukan controller ke edge router.

Rp ini merupakan rate maksimum yang diizinkan untuk flow yang akan melalui path ini

selama periode update T. Controller menghitung Rp secara berkala. Satu path hanya mempertahankan satu nilai Rp. Secara prinsip Rpditentukan dengan pendekatan prosessor sharing pada persamaan berikut :

Rp(t)=Cp(1−ρp(t))

e. Alokasi Resource

Setelah rate path Rp diperoleh, selanjutnya sumber daya Rp ini akan didistribusikan kepada

N buah sumber trafik yang ada. Terdapat beberapa skema pengalokasian sumber daya ini,

antara lain uniform share, fair share, dan constrained share. Permasalahan pembagian sumber

daya ini dapat dituliskan secara matematis sebagai berikut. Misalkan terdapat N buah sumber

yang memiliki volume data masing-masing adalah

υ

1 ,

υ

2 , … ,

υ

N . Misalkan bahwa

masing-masing sumber mula-mula mengirimkan data dengan kecepatan masing-masing

adalah

κ

1 ,

κ

2 ,…,

κ

N . Maka masing-masing sumber akan selesai mengirimkan data

setelah waktu

τ

i

=

υ

i

/

κ

i (k1)

Mean dan standard deviasi dari waktu transmisi ini adalah

T

m

=

i=i

N

τ

i

=

i=i

N

υ

i

/

κ

i

(k2)

S

m

=

N

1

i=i

N

(

T

m

τ

i)2

(k3)

Jika masing-masing sumber memiliki volume trafk yang sama dan laju transmisi mula-mula sama, maka Sm akan bernilai 0 dan sumber dikatakan

memiliki laju yang uniform.

(26)

mendapat tambahan rate sebesar

r

i . Dengan demikian, rate transmisi untuk

setiap sumber menjadi

¯

κ

i

=

κ

i

+

r

i (k4)

Dengan demikian, waktu transmisi dari masing-masing sumber menjadi

τ

i

=

υ

i

/

κ

i

=

υ

i

/ (

κ

i

+

r

i

)=

τ

i

κ

κ

i

i

+

r

i (k5)

Jika tidak semua tambahan resource Rp yang ada dialokasikan untuk

penambahan rate dari setiap resource, maka persentase dari resource Rp yang dialokasikan untuk menambah rate transmisi dari masing-masing resource dapat dinotasikan dengan α . Parameter α bernilai antara 0

sampai 1 yang menunjukkan seberapa banyak resource dialokasikan untuk menambah rate dari sumber.

i=i N

r

i

=

α

R

p

(k6)

Dengan rate baru ini, maka mean dan standard deviasi dari waktu kirim sumber berturut-turut berubah menjadi

baru Sm dapat bernilai lebih besar, lebih kecil, atau sama dengan Sm semula bergantung

pada pemilihan ri.

Permasalahan pemilihan alokasi tambahan ri dengan demikian dapat

diformulasikan sebagai upaya untuk meminimalkan parameter waktu transmisi rata-rata Tm (rata-rata transmisi tercepat), atau meminimalkan standard deviasi

Sm (keadilan waktu transmisi bagi setiap sumber), atau proporsional terhadap besar dari

masing-masing volume data di setiap sumber.

Permasalahan alokasi yang memimalkan waktu rata-rata transmisi dapat diformulasikan sebagai

(27)

Diberikan: N sumber dengan kondisi awal volume trafk

υ

1 ,

υ

2 , … ,

Permasalahan alokasi yang meminimalkan berbedaan waktu transmisi dapat diformulasikan sebagai

Sedangkan formulasi untuk pengalokasian secara proporsional dapat dirumuskan sebagai.

(28)

adalah fungsi konveks, maka Formulasi #1 dan #2

dapat diselesaikan menggunakan optimasi konveks (Boyd dan Vandenberge, Convex

Optimization, Cambridge University Press, 2004). Sedangkan Formulasi (3) dapat diselesaikan dengan Pemrograman Linear (LP).

===========================================================

Penyelesaian permasalahan pada Formulasi #1.

Ada beberapa cara untuk menyelesaikan Formulasi #1

Cara pertama adalah dengan cara analitis menggunakan metode Lagrange, cara kedua adalah dengan cara numeris dengan menggunakan metode Optimisasi Konveks.

Pada pembahasan ini, kita akan selesaikan permasalahan Formulasi #1 dengan menggunakan metode analitis yakni menggunakan metode Lagrange.

Untuk penyelesaian dengan metode Lagrange, kita tinjau dulu kasus dengan jumlah sumber sebanyak 2 buah.

(29)

G

(

r

1

,r

2

)=

r

1

+

r

2

X

p

=

0

(K10)

Sedangkan gradient dari fungsi konstrain adalah

G(r1,r2)=∂rG(r1,r2)

Dengan λ adalah konstanta pengali Lagrange.

(30)

Oleh karena

κ

1 dan

κ

2 adalah rate transmisi awal dari sumber 1 dan 2, dan

r1 dan r2 adalah penambahan rate bagi kedua note tersebut, sedangkan

υ

1 dan

υ

1 adalah volume trafc mula-mula dari sumber 1 dan 2, maka persamaan

(K18) memiliki arti fsis bahwa penambahan rate r1 dan r2 harus dilakukan agar

rasio dari rate transmisi akhir adalah sebanding dengan akar dari rasio volume trafk sumber 1 terhadap sumber 2.

Tulis ulang (K18) sebagai persamaan linier dalam r1 dan r2, serta mengingat

r

1

+

r

2

=

X

p maka diperoleh sistem persamaan Formulasi #1 untuk jumlah sumber 2 adalah

[

r1

Penurunan dilakukan dengan cara yang sama dengan solusi dua sumber. Yaitu didefnisikan fungsi objektif:

Dengan menerapkan metode Lagrange seperti sebelumnya, maka kita peroleh set persamaan:

(31)

r

1

υ

υ

1

Persamaan (K25.C) adalah dari fungsi konstrain.

Tulis ulang sistem persamaan (K25.A), (K25.B) dan (K25.C), maka kita peroleh persamaan dalam matriks:

Sehingga solusi dari permasalahan Formulasi #1 untuk 3 variabel adalah

[

r

1

Solusi general untuk N variable.

Solusi general dari N variable diperoleh dengan mengeneralisasi fungsi objektif

F(r1, r2, ... , rN) dan G(r1, r2, …, rN) dan menerapkan metode Lagrange untuk

(32)

[

1 −

υυ1

Untuk keringkasan, kita dapat tulis (K26) menjadi

Pr=c (K27)

(33)

Contoh Numerik.

Misalkan network memiliki 2 sumber dengan Volume Trafk

υ

1

=

100

satuan volume dan

υ

2

=

400

satuan volume. Mula-mula sumber tersebut mengirim dengan kecepatan yang sama yaitu

κ

1

=

4

dan

κ

2

=

4

. Jika Controller menginformasikan nilai Rp sebesar 10 dan dengan asumsi α=1 , maka akan dihitung penambahan rate r1 dan r2 agar rata-rata pengiriman menjadi minimum. Solusi:

Untuk kasus ini, kita langsung saja ke persamaan matriks yakni

[

1 −

υυ1

e.1. Rate per flow (fair share rate)

Pada tahap ini sumber mengambil "langkah" untuk menyesuaikan rate berdasarkan

informasi dari ingress switch. Tahap ini digunakan untuk mengalokasikan rate untuk setiap

flow sehingga Rpdapat digunakan dengan optimal. Rate untuk setiap flow diperbaharui setiap

(34)

xa=? ? ? ? ?

e.2. Proportional resource share

e.3. Constrained resource share

3. 3.6 Interoperasi PACEC dengan multipath routing

Interoperasi PACEC dengan multipath routing ini dirancang untuk mengatasi keterbatasan pengendalian kemacetan rate eksplisit saat ini dan protokol single path routing. Dalam shortest pat routing , ketika link / jalur yang padat, pengirim hanya dapat menurunkan laju aliran. arsitektur yang diusulkan memberikan solusi alternatif untuk masalah ini, di mana aliran baru yang ditugaskan ke path yang terbaik di antara beberapa path dalam hal throughput dicapai. Berlawanan dengan algoritma multipath lain yang diusulkan, algoritma multipath memberikan tiap aliran ke diberikan path. Jalan terbaik ditentukan dengan mengumpulkan informasi dari rute multipath dan kemudian menghitung rate berdasarkan informasi.

Sebuah rute multipath dikelola oleh router ingress untuk flow melintasi oleh rute menggunakan algoritma ... yang dibahas dalam sub bab ... Setiap kali flow baru tiba kerouter ingress, router memberikan aliran ke jalur “terbaik”. Kami mendefinisikan jalur terbaik sebagai path yang menyediakan laju pengiriman terbesar di antara rute multipath diatur untuk diberikan tujuan. path terbaik ini ditentukan berdasarkan ...

(35)

Flow kelas 2

λfm λ2 λ1

C b1

Flow kelas 1

b2

bm3

μs control

plane

Penjadwalan kebijaka

n

classifier Flow kelas 3

Flow tipe f yang datang pada sebuah pathmenerima sebuah agregat laju pelayanan sebesar

bf ∈ [0, Cp]. Dimana Cp >0 dan merupakan service rate maksimum yang dapat disediakan

untuk setiap tipe flow pada sebuah path. Total laju pelayanan bf dibagi untuk semua flow

pada kelas tersebut. waktu layanan flow dari kelas yang sama diasumsikan saling bebas satu sama lain demikian juga waktu layanan untuk kelas yang berbeda diasumsikan diasumsikan saling bebas satu sama lain, yaitu layanan yang diberikan kepada flow satu kelas tidak mempengaruhi pelayanan yang diberikan kepada flow kelas yang lain.

Untuk menentukan sending rate tiap flow untuk layanan yang berbeda, maka mekanisme congestion control terintegrasi dengan mekanisme manajeman jaringan lainnya. Dengan mekanisme sebagai berikut :

a. Langkah 1

ingress node menerima permintaan dari layanan pelanggan UDP (VOIP atau video) atau TCP untuk mengalokasikan kapasitas link. Pada langkah ini edge node mengklasifikasikan permintaan ke dalam 1 dari kategori yang ada. Flow dibedakan ke dalam 3 layanan. Untuk menentukan kelas pelayanan trafik heterogen di .... kita mempertimbangkan tiga layanan :

 GS (guaranted service) digunakan untuk flow data yang memiliki kendala yang kuat

baik dari segi delay dan kehandalan. Aplikasi yang ditargetkan oleh GS adalah layanan yang tidak mentolerir variasi QoS;

(36)

Paket diklasifikasikan tergantung pada nilai DSCP dari header paket dan ditugaskan untuk antrian yang berbeda (buffer) kelas forwarding seperti yang ditunjukkan pada Gambar 3.4.

Gambar 3. : klasifkasi paket

b. Langkah 2

ingress node melaporkan ke controller dan kemudian controller menetapkan path dengan data rate QoS yang dipersyaratkan. Pada langkah ini termasuk di dalamnya terdapat prosedur admission control. Pada langkah ini admission control diterapkan pada edge router untuk memastikan sebuah permintaan akan diterima atau tidak. Admission control hanya diberlakukan untuk flow real time. Sebuah permintaan akan diterima jika

- Bandwidth yang tersedia dapat melayani flow real time

Rp≥ bminnew

Dimana bminnew adalah bandwidth minimum yang diperlukan oleh sebuah flow baru

bmin adalah jamainan rate minimum. Dimana Rate minimum dari sebuah flow i masih

memungkinkan flow mendapatkan jaminan performansi

bi≥ bimin,∀i∈f

bmin ditentukan berdasarkan karekteristik flow

- Flow setup controller tidak melebihi dari ambang batas

(37)

Asumsi kapasitas total sebesar C dan kapasitas yang dialokasikan untuk tiap kelas adalah Ci

❑ ❑

ci≤ C

dsetup≤dt h resh old

Dimana probabilitas delay untuk mendapatkan sebuah koneksi (flow setup)

P(dsetup≥ dt h res h old)=1−

0 dth resh old

fdsetupdsetup

P(dsetup<dt h resh old)=1−Fdsetup

P(dsetup<dt h resh old)=

0 dt hres hold

fdsetupdsetup

c. Langkah 3

- Pemilihan path

Setelah dipastikan flow baru dapat diijinkan masuk jaringan, langkah selanjutnya adalah diberikan rute sebuah path dari sumber sampai tujuan.

Dimana rute terbaik adalah :

Pibest=max{Rbwpi|Pi∈P od}

Path yang dipilih untuk aplikasi real time adalah path yang memenuhi syarat :

Dp=Dp t h resh old

Pengalihan rute untuk aplikasi real time dilakukan jika koefsien variansi dari delay path δ

- Bandwidth allocation

ai mewakili rate untuk flow i dan Rp adalah rate agregat untuk seluruh flow yang aktif

Untuk trafk heterogen alokasi rate untuk kelas yang berbeda sesuai dengan bobot

ai=

w(ci)

j

njw(cj)

(38)

Clink

classifer WFQ

difserv

Kelas 1

Kelas 2

Kelas 3

Setiap antrian i diberikan bobot φi sedemikian rupa sehingga rate pelayanan minimum

tertentu dijamin pada setiap antrian. Kapasitas yang dialokasikan untuk trafik kelas i dinotasikan dengan ci diberikan

ci= ϕi

i

ϕi

Clink

Pengklasifikasi flow membaca kode pada header dan akan menempatkan masing-masing kelas pada antrian. setiap antrian i diberi bobot sesuai dengan laju pelayanan minimum. Kapasitas yang disediakan untuk masing-masing kelas adalah :

Ck= ϕk

1 k

ϕi

.C

ρk=

Bk ϕk

i k

ϕi

. C

Bkmerupakan rata-rata agregat bit rate setiap kelas.

Sebuah path Pi untuk pasangan sumber dan tujuan mempunyai rata-rata laju kedatangan sebesar λ dan rata-rata waktu pelayanan t. Terdapat m Qos kelas yang berbeda dalam jaringan, misal Q={1, … , m}. Flow pada kelas yang sama diberikan alokasi bandwidth yang

(39)

Setiap kelas mempunyai persyaratan QoS yang spesifik termasuk persyaratan bandwidth minimal Bfdan kendala maksimal end-to-end delay Dpi. Jumlah total koneksi untuk setiap

kelas adalah Nf.

Pada sistem dengan heterogen flow dengan kelas layanan yang berbeda, service rate yang dialokasikan berbeda untuk tipa jenis flow. flow dilayani oleh server tunggal dengan service

rate sebesar μ paket per detik. Dimana μ=Cσ , σ = rata-rata ukuran paket dan service rate

untuk setiap layanan adalah μc, μv, dan μe. Untuk menjaga kestabilan maka :

Ncμc+Nvμv+Neμe≤ Nμ

Sehingga bit rate yang disediakan untuk setiap layanan adalah service rate dikalikan dengan rata-rata ukuran paket setiap layanan. Jika untuk CBR ukuran paket rata-rata adalah E[xc], VBR adalah E[xv] dan elastis adalah E[xe] paket per bit. maka bit rate untuk setiap layanan adalah rc=E[xc]μc, rv=E[xv]μv dan rs=E[xe]μe . bit rate total untuk ketiga layanan adalah

Ncrc+Nvrv+Nsrs<C

Ketika ada N flow yang ada dalam sistem yang terdiri dari Nc, Nv dan Ne, maka laju berakhirnya flow (service rate) adalah :

μ(N)=REc(Nc) (zc) +

Rv(Nv)

E(zv) +

Re(Ne)

E(zs)

Beban yang diakibatkan oleh ketiga layanan adalah

ρ=ρc+ρv+ρe

Dimana ρc=

λc

μc , ρv=

λv

μv dan ρe=

λe

μe

 Flow dengan CBR

Karena durasi dari layanan CBR tidak tergantung pada bandwidth yang tersedia maka bit rate untuk layanan ini adalah konstan sebesar rc. Ketika ada sejumlah Nc flow CBR maka bit rate total yang disediakan untuk layanan ini adalah

(40)

Layanan VBR bervariasi sesuai dengan ambang batas bawah dan ambang batas atas, maka bit rate untuk layanan ini adalah :

Rv(Nv)=Nvrv

rv=min(❑❑,❑❑) ( bergerak dari min threshold ke max threshold)

- Jumlah Flow

- Jumlah flow untuk masing-masing layanan adalah : Jumlah flow streaming CBR

Nc

Jumlah flow streaming VBR jika ada j flow CBR dan tidak ada flow elastik

Nv(Nc)=

[

CNcrc

E[rv]

]

Jumlah maksimum flow elastik jika terdapat i flow streaming VBR dan j flow CBR adalah

Ne(Nc, Ne)=

[

CNcrcNvrv

E[re]

]

Beban trafik elastik jika ada i flow streaming VBR dan j flow CBR

ρe(i , j)=

λe

μe(Cirvjrc)

- Flow elastis

Bit rate untuk layanan elastis tergantung pada ukuran flow dan bit rate yang dialokasikan untuk layanan ini adalah :

Re(Ne)=Nere

 Initial sending rate

Setiap flow yang dibangkitkan oleh sumber mengharapkan rate awal untuk mengirimkan data. Rate awal yang dialokasikan untuk tiap flow sebesar ri tergantung pada jenis layanan.

Untuk layanan CBR jika permintaan rate sebuah flow adalah λfc, maka sending rate dari sebuah flow adalah :

rc=λfc

(41)

rv=¿

Untuk layanan elastis (best effort) jika permintaan rate sebuah flow adalah λfe, maka sending rate dari sebuah flow adalah :

re=¿

d. Langkah 4

Setiap periode waktu yang telah ditetapkan controller memperbaharui status kondisi jaringan sesuai dengan kondisi yang dilaporkan tiap node. Pada langkah ini merupakan proses update untuk laju pengiriman.

Rate adaptation

 Jika ρ> β: ini menandakan kemacetan. rate tidak bisa dialokasikan secara penuh dan

penyesuaian harus dilakukan.

 Penyesuaian dilakukan dengan menghitung kembali bandwidth yang tersedia pada

sebuah path. Update dari Rp dilakukan dengan menggunakan nilai ρp yang diamati

dan nilai Xp. Dengan mempertimbangkan rate ri yang diminta, menghitung nilai ρp

baru dengan rate yang sama dengan Rtot + ri.

e. Langkah 5

Gambar

Gambar 3.1: Blok rancangan sistem
Gambar 3.2: mekanisme routing dan alokasi rate terpusat
Tabel 3.1. Parameter Cost Metric
gambar 3.4.
+7

Referensi

Dokumen terkait

Persentase Rekomendasi Kebijakan Bidang Pengembangan Usaha BUMN, Riset dan Inovasi yang diterima Menko Perekonomian merupakan indikator kebijakan yang dihasilkan serta menunjukkan

Adapun fokus dalam penelitian ini adalah analisis karakteristik kawasan strategis yang terintegrasi oleh JTTS ruas Bakauheni – Terbanggi Besar, analisis tingkat aksesibilitas

Pendataan yang bersifat manual dapat menimbulkan kerangkapan data dalam pendataan karyawan PT Timah yang telah menjadi anggota, yang telah berhenti menjadi anggota seta angota

Pasien dan keluarga harus diinformasikan mengenai faktor resiko jatuh dan setuju untuk mengikuti strategi pencegahan jatuh yang telah ditetapkan. Pasien dan keluarga

Been Rafanani, Rahasia Kekuatan Pikiran Dan Melatih Ingatan Setajam Silet, Yogyakarta, Araska, 2014,, hlm.. Untuk mengatasi hal ini, diperlukan kretifitas seorang guru untuk

Untuk wilayah open-space yang lebih sempit pada koridor jalan diantara bangunan ritel, maka ruang luar dapat ditata menjadi ruang terbuka dengan perkerasan dari

Hal ini menunjukkan bahwa semakin sesuai harga yang ditawarkan laptop merek Acer maka akan semakin tinggi juga keputusan pembelian dari konsumen untuk membeli laptop merek

Laju pertumbuhan ekonomi Kalimantan Timur pada periode triwulan III-2009 diperkirakan mengalami pertumbuhan yang positif, yaitu sebesar 0,47% (y-o-y) dibandingkan dengan