MODEL DAN PERANCANGAN SISTEM

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.

Gambar 3.1: Blok rancangan sistem

-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

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

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:

 α adalah sebuah parameter yang menunjukkan bahwa link atau path terjadi kemacetan. Misalnya (α = %)

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

Untuk mendeteksi kongesti mekanisme routing mengunakan kondisi path. Kondisi beban path menggambarkan seberapa macet path tersebut. jika beban path melebihi ambang batas maka mengindikasikan kongesti. Parameter yang diamati sebagai informasi yang diperlukan untuk deteksi kongesti adalah sebagai berikut :

 jumlah paket yang ditransmisikan pada switch

 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 . RTT_{δ .C} +γ . Q(i)

3.2.3 Admission control

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

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

controller

Ingress switch Egress switch

core switch

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

node yang dikaitkan untuk setiap router atau switch dan edge berarah untuk setiap link berarah yang secara fisik menghubungkan setiap node. Dengan demikian, S adalah satu set node dan L adalah himpunan link berarah. S={si} adalah kumpulan dari node dan L={li}, adalah kumpulan dari link. Link li=(si, sj) adalah sebuah pasangan node, dimana siadalah outgoing node dan sj

p3 p2

p1

o _d

5

4 1

6

3 2

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

Pada desertasi ini model jaringan openflow seperti digambarkan pada Gambar 3.8 switch dan controller dimodelkan sebagai node antrian untuk menghitung delay pada perangkat ini. Asumsi proses kedatangan paket di jaringan mengikuti proses Poisson dan laju kedatangan rata-rata di switch s adalah λs, dan bahwa kedatangan di switch yang berbeda adalah independen. Paket

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

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

a. Waktu menunggu di switch

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 )

mean

α_s= ρ

2(1−ρ).

E[P2]

E[P] varian

σs=

√

[

ρs

2(1−ρ_s).

E[P2]

E[P]

]

2

+ ρs

3(1−ρ_s)

E[P3]

E[P]

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

cv=α_σs s

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

Wq=

[

1 +cv

2

]

[

ρs

1−ρs

]

ts

ρ=λ ts

Dimana : ts= 1/μs

Dari pengukuran empiris, Hasil kami menunjukkan bahwa model M / G / 1 dengan log-normal

Model campuran untuk memodelkan delay end-to-end di Jaringan OpenFlowenabled

lebih akurat

Ref :

[01x] Analytical Modeling of End-to-End Delay in OpenFlow Based Networks Azeem Iqbal, Uzzam Javed, Saad Saleh, JongWon Kim, Jalal S. Alowibdi, Muhammad Usman Ilyas, Senior Member, IEEE

Paket dari flow baru

controller

flow baru

Packet in

Packet out

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 λtotflow 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

Asumsi bahwa packet in yang ditimbulkan oleh flow baru setiap switch adalah λc❑ maka packet in yang

datang secara keseluruhan jika terdapat K switch adalah :

λc=

∑

i=0 k

λci

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

α_k= ρc

2(1−ρ_c).

E[P2]

E[P]

σk=

√

[

ρc

2(1−ρ_c).

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 +cv

2

]

[

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

d. End to end delay

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 endtoend dari path -j adalah :

α_s=N ρs

2(1−ρs)

.E[P

2

]

E[P]

σs=√N

√

[

ρs

2(1−ρ_s).

E[P2]

E[P]

]

2

+ ρs

3(1−ρ_s)

E[P3]

E[P]

3. 3.4 Model Routing

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

AV_{P 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 linki. 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.

pkbest=max

{

AVP|pk∈P(o , d)

}

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

c. Pembagian beban path

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}

λ λ

λ λf1

λ

|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

p−λϕp (ini masih m/m/1)

Meminimalkan maxp∈PCp(ϕp) Dengan kendala

∑

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:ϕ0p=

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

Dalam Bab ini, kami mengusulkan eksplisit rate congestion control baru yang menyesuaikan laju pengiriman flow sesuai dengan status jaringan (kapasitas yang tersedia di path jaringan). Metode congestion control pada desertasi ini menggunakan router assited congestion control yang bekerja secara edge to edge. Perbedaan utama dengan router assisted congestion control yang sudah ada adalah, mekanisme congestion control yang kami 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

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)

Informasi lokal

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

Pandangan global Controller :

kebijakan pengendalian kemacetan

R(t)= ?l

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 :

R_{p : sending rate untuk sebuah path,} C_{p : kapasitas path dan} ρ_{p : utilitas path}

Dengan tujuan untuk :

Ropt=max

i=i:k Rpi=Cpi(1−ρi)

Perbedaan PACEC dengan pengendalian kemacetan yang dibantu jaringan lainnya yang adalah :

 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

Kami mempertimbangkan jaringan dengan satu set flow dan link seperti yang telah ditunjukan pada gambar 3. ...., Untuk menyederhanakan model, diasumsikan dari sumber ke 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 :

Xp

pengirimm _{1 2 i N} penerimam

Rp controller

Setiap node terhubung ke sebuah controller. controller menghitung AVp atau bandwidth yang tersedia pada pathP. 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 dansetiap flowa 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)

r_a≤C_p

c. Kondisi path

Kondisi path jaringan merupakan elemen kunci dari model ini. Kondisi path dapat diketahui oleh controller dari informasi yang dilaporkan oleh setiap switch. Controller hanya dapat membuat keputusan congestion control yang terbaik jika controller memiliki informasi yang benar mengenai kondisi path jaringan data plane. kondisi path digunakan untuk menentukan besarnya agregat flow yang dapat melewati sebuah path.

Kondisi path pada PACEC ditentukan dengan parameter utilitas path (ρpath). utilitas path

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

meggunakan pendekatan pada [ ], dimana utilitas link pada antrian tunggal ρi secara umum dinyatakan sebagai :

ρi=

λi

μi

Ketika terdapat paket tambahan yang ditransmisikan pada rater 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

−

(

ρ_i+_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 :

AVi(r)=(1−ρi(r))∗Ci

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-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.

Dengan adanya tambahan resource Rp yang terdapat pada jaringan, maka

resource ini dapat dibagikan ke setiap sumber sehingga setiap sumber mendapat tambahan rate sebesar

r

i _{. Dengan demikian, rate transmisi untuk setiap sumber} menjadi

¯

κ

_i

=

κ

i

+

r

i _(k4)

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 meminimalkan berbedaan waktu transmisi dapat diformulasikan sebagai

Sedangkan formulasi untuk pengalokasian secara proporsional dapat dirumuskan sebagai.

Jika kita dapat membuktikan bahwa

T

m

=

∑

i=i

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.

Permasalahan formulasi #1 untuk kasus dua sumber ini dapat dinyatakan dengan

Diberikan 2 sumber dengan kondisi awal volume trafk

υ

1 _dan

υ

2 _serta

∇

F

(

r

1

, r

2

)=

Sedangkan gradient dari fungsi konstrain adalah

∇G(r₁,r₂)=∂_rG(r1,r2)

Dengan λ adalah konstanta pengali Lagrange.

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.

Dengan demikian solusi dari (K20) yang merupakan solusi permasalahan Formulasi #1 untuk jumlah sumber 2 adalah

[

r1

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

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

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

kemudian menyusun persamaan yang diperoleh dalam sistem persamaan linier. Dengan menerapkan langkah tersebut, maka sistem persamaan linier yang

[

1

−

√

υ

_υ

1

Untuk keringkasan, kita dapat tulis (K26) menjadi

BAGIAN CONTOH NUMERIK INI SUDAH DIVERIFIKASI (KRU, 21 June 2017)

dihitung penambahan rate r1 dan r2 agar rata-rata pengiriman menjadi minimum.

Solusi:

Untuk kasus ini, kita langsung saja ke persamaan matriks yakni

[

1 −

√

υ_υ1

Perbandingan rate sumber 1 dan sumber 2 adalah 6 : 12 atau 1:2 yakni sama dengan perbandingan akar volume trafc sumber 1 terhadap sumber 2.

Waktu transmisi dari sumber 1 : t1 = v1 / (r1+k1) = 100 / 6 = 16,67. Waktu transmisi dari sumber 2 : t2 = v2/(t2+k2) = 100 / 12 = 8,33.

Rata-rata waktu transmisi : (16.67 + 8.33) / 2 = 12.5

Sebelum penambahan rate, waktu transmisi adalah : Sumber 1 : t1 = v1/k1 = 100/4 = 25

Sumber 2 : t2 = v2/k2 = 400/4 = 100

Apakah penambahan rate baru [2 8] tersebut paling minimum?l

Ambil contoh penambahan rate masing-masing 5. Dengan demikian rate sumber 1 dan 2 menjadi 4 + 5 = 9.

Waktu transmisi sumber 1 : 100/9 = 11,11 Waktu transmisi sumber 2 : 400/9 = 44,44

Waktu transmisi rata-rata = (11,11 + 44,44) / 2 = 55,55 /2 = 27,775 (masih kalah dengan penambahan rate [2 8] tadi).

Ambil case yang lain, yakni [-2/5 52/5] (misalkan diijinkan r1 negatif). Dengan demikian,

Rate sumber 1 menjadi 18/5 dan rate sumber 2 menjadi 72/5. Waktu transimisi sumber 1 menjadi : 100 / (18/5) = 27,78 Waktu transmisi sumber 2 menjadi : 400 / (72/5) = 27,78.

Waktu transmisi rata-rata adalah 27,78 (masih kalah disbanding dengan penambahan rate [2 8 ] tadi).

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

Solusi Formulasi #2.

Kita akan selesaikan permasalahan Formulasi #2 dengan menggunakan metode metode Lagrange.

Seperti halnya dengan langkah terdahulu, kita tinjau dulu kasus dengan jumlah sumber sebanyak 2 buah. Permasalahan Formulasi #2 untuk kasus dua sumber ini dapat dinyatakan dengan

Diberikan 2 sumber dengan kondisi awal volume trafk

υ

1 _dan

υ

2 _serta

rate transmisi awal

κ

1 _dan

κ

2 _{. Rate path sistem yang tersedia Rp dan}

persentase α .

Tentukan tambahan rate

r

s

=

[

r

1

r

2

]

T

Sedemikian sehingga

r

1

+

r

2

=

α

⋅

R

p

=

X

p

S

m

=

√

1

₂

∑

optimum, maka kita gunakan fungsi objektif yang lebih sederhana F(r1,r2)

∇G(r₁,r₂)=∂_rG(r1,r2)

Dengan λ adalah konstanta pengali Lagrange.

Dengan memasukkan nilai ∇F(r1,r2) _dan ∇G(r1,r2) _{ke dalam (K13) diperoleh}

Persamaan (K39) terpenuhi jika

Persamaan (K40B) hanya terpenuhi jika

υ

1 dan

υ

2 bernilai nol. Karena

υ

1 dan

υ

2 _{dapat bernilai sebarang bilangan positif, maka (K40B) tidak dapat dipenuhi.}

Sehingga (K40A) yang harus dipenuhi.

Persamaan (K40A) disederhanakan menjadi :

κ

1

+

r

1

κ

2

+

r

2

=

υ

1

υ

2 _(K41)

Persamaan (K41) mengandung arti fsis bahwa untuk meminimalkan variansi dari waktu transmisi, maka penambahan rate r1 dan r2 dilakukan sehingga rasio rate transmisi sumber 1 terhadap sumber 2 setelah penambahan tersebut adalah sama dengan rasio dari volume trafk dari sumber 1 terhadap sumber 2. Hasil ini secara intuitif benar, karena dengan membuat rasio ini sama, maka waktu transmisi dari kedua sumber akan sama sehingga standard deviasi waktu transmisi menjadi nol yang merupakan nilai minimum standard deviasi yang mungkin.

Kita susun kembali persamaan (K41) tersebut serta dimasukkan fungsi konstrain, maka diperoleh system persamaan linier

r

₁

−

v

_v

1

2

⋅

r

2

=−

k

1

+

k

2

v

₁

v

_{2 (K42A)}

r

₁

+

r

₂

=

X

_{p (K42B)}

Dalam matriks, set persamaan (K42A) dan (K42B) dapat dituliskan sebagai

[

1

−

υ

_υ

1

Dan solusi persamaan (K43) tersebut adalah

[

r

1

Seperti halnya pada penyelesaian Formulasi #1, kasus pada Formulasi #2 ini dapat digeneralisasi ke N sumber

Solusi general dari N variable diperoleh dengan mengeneralisasi fungsi objektif

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

r

1

−

Dengan demikian persamaan matriksnya menjadi

[

1

−

υ

_υ

1

Untuk keringkasan, kita dapat tulis (K26) menjadi

c

=

Sama seperti contoh untuk Formulasi #1 sebelumnya. 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

standard deviasi waktu pengiriman menjadi minimum.

Solusi:

Untuk kasus ini, kita langsung saja ke persamaan matriks yakni

[

1

−

υ

_υ

1

Solusi ini menarik karena nilai r1 negatif, yang berarti rate untuk sumber 1 harus dikurangi.

Rate transmisi baru dengan demikian adalah : Sumber 1 : 4 – 0,4 = 3,6

Dengan demikian rasio sumber 1 : sumber 2 = 3,6 : 14,4 = 1 : 4 = v1 : v2.

Standar deviasi dengan rate baru ini adalah 0.

Contoh berikutnya : 3 sumber dengan volume data masing-masing sebesar v1 = 100, v2 = 200, dan v3 = 400.

Masing-masing memiliki rate mula-mula yang sama yakni : k1 = k2 = k3 = 5.

Network memberitahukan bahwa ada available bandwidth sebesar 10. Ingress switch memutuskan untuk memberikan semua bandwidth tersebut ke sumber. Akan dihitung berapa alokasi yang sebaiknya diberikan ke setiap sumber.

Matriks Q

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

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 kali sebuah flow

baru diterima di edge switch. Jika kapasitas path adalah adalah Cp, diasumsikan rate kedatangan setiap flow a adalah ra dan hasil perhitungan, rate yang bisa dialokasikan untuk flow a adalah xa, maka setiap flow akan menerima layanan sebesar min(ra, xa). Jika total laju kedatangan flow adalah A, maka :

A=

∑

i=1 n

ra

Jika A>Cp_{, Maka}

Cp=

∑

i=1

n

min(ra, xa)

xa=? ? ? ? ?

e.2. Proportional resource share

e.3. Constrained resource share

3. 3.6 Interoperasi PACEC dengan multipath routing

Flow kelas 2

λfm λ2 λ1

C b1

Flow kelas 1

b2

bm3

μs

control plane

Penjadwalan

kebijaka n

classifier Flow kelas 3

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 ...

3. 3.7 PACEC untuk heterogen trafik

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

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;

 AS : assured service digunakan untuk flow responsif yang tidak memiliki kendala keterlambatan yang kuat, tetapi membutuhkan bandwidth rata-rata minimum.

 BE: best effort digunakan untuk layanan yang tidak ada jaminan QoS.

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

bi≥ bimin,∀i∈f

bmin ditentukan berdasarkan karekteristik flow

- Flow setup controller tidak melebihi dari ambang batas

tsetup=tt h resh old

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

Clink

classifer WFQ

difserv

Kelas 1

Kelas 2

Kelas 3

- 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(c_i)

∑

j

❑

n_jw(c_j)

Rp

Flow dari kelas yang sama mendapatkan proporsi yang sama dari Rp Dimana

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

ρk=

Bk ϕk

∑

i k

ϕ_i

. C

B_{kmerupakan 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 sama. Untuk

menentukan besarnya bandwidth setiap kelas maka perlu ditetapkan terlebih dahulu bandwidth atau service rate pada sebuah path.

Setiap kelas mempunyai persyaratan QoS yang spesifik termasuk persyaratan bandwidth minimal Bfdan kendala maksimal end-to-end delayDpi. 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=C_σ , 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)=R_Ec(Nc) (zc) +

Rv(Nv)

E(zv) +

Re(Ne)

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

Rc(Nc)=Ncrc

- Flow dengan VBR

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)=

[

C−N_cr_c

E[rv]

]

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

Ne(Nc, Ne)=

[

C−Ncrc−Nvrv

E[r_e]

]

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

ρe(i , j)=

λe

μe(C−irv−jrc)

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

Untuk layanan VBR jika permintaan rate sebuah flow adalah λfv, maka sending rate dari sebuah flow adalah :

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.