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III. SERVIZI DI RETE E MODI DI TRASFERIMENTO 111 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a. 2008-2009.

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1 III. SERVIZI DI RETE E MODI DI TRASFERIMENTO 111 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a

2 112 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a CONTENUTI III.1: Obiettivi prestazionali III.2: Componenti di un modo di trasferimento III.3: Ritardi nel trasferimento a pacchetto III.4: Interconnessione di sotto-reti III.1: Obiettivi prestazionali III.2: Componenti di un modo di trasferimento III.3: Ritardi nel trasferimento a pacchetto III.4: Interconnessione di sotto-reti

3 113 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a III. SERVIZI DI RETE E MODI DI TRASFERIMENTO III.1: Obiettivi prestazionali

4 114 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Concetti generali Le caratteristiche e le prestazioni di un servizio di rete debbono essere adattate a quelle richieste nella fornitura del servizio applicativo, che fruisce di quanto messo a disposizione dal servizio di rete. La base per la fornitura di un servizio di rete è un modo di trasferimento, e cioè la modalità operativa per trasferire informazione, attraverso la rete logica, a partire da una sorgente (origine della comunicazione) per pervenire a un destinatario. Le caratteristiche e le prestazioni di un servizio di rete debbono essere adattate a quelle richieste nella fornitura del servizio applicativo, che fruisce di quanto messo a disposizione dal servizio di rete. La base per la fornitura di un servizio di rete è un modo di trasferimento, e cioè la modalità operativa per trasferire informazione, attraverso la rete logica, a partire da una sorgente (origine della comunicazione) per pervenire a un destinatario.

5 115 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Sorgenti informative (1/4) Una sorgente informativa, a seconda della sua natura, può emettere un segnale che può essere in forma –analogica (è il caso della voce); –numerica (è il caso dei dati). Nel seguito, in aderenza con le modalità oggi prevalentemente adottate (per ragioni tecnico- economiche), si supporrà che le emissioni in forma analogica siano sottoposte a una conversione analogico/numerica prima di procedere a una operazione di trasferimento. Una sorgente informativa, a seconda della sua natura, può emettere un segnale che può essere in forma –analogica (è il caso della voce); –numerica (è il caso dei dati). Nel seguito, in aderenza con le modalità oggi prevalentemente adottate (per ragioni tecnico- economiche), si supporrà che le emissioni in forma analogica siano sottoposte a una conversione analogico/numerica prima di procedere a una operazione di trasferimento.

6 116 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Sorgenti informative (2/4) Conseguentemente, ipotesi costante sarà che le sorgenti informative emettano (direttamente o indirettamente) in forma numerica. Se lutilizzazione dellinformazione trasferita deve essere in forma analogica, a destinazione occorre procedere ad una conversione numerica/analogica. Conseguentemente, ipotesi costante sarà che le sorgenti informative emettano (direttamente o indirettamente) in forma numerica. Se lutilizzazione dellinformazione trasferita deve essere in forma analogica, a destinazione occorre procedere ad una conversione numerica/analogica.

7 117 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Sorgenti informative (3/4) Il flusso informativo emesso da una sorgente (direttamente o indirettamente) è caratterizzabile con il suo ritmo binario di picco R p, e cioè con il numero massimo di cifre binarie che sono emesse nellunità di tempo. Questo ritmo può essere costante, come avviene nel caso di sorgenti CBR (Constant Bit Rate); variabile, come avviene nel caso di sorgenti VBR (Variable Bit Rate). Il flusso informativo emesso da una sorgente (direttamente o indirettamente) è caratterizzabile con il suo ritmo binario di picco R p, e cioè con il numero massimo di cifre binarie che sono emesse nellunità di tempo. Questo ritmo può essere costante, come avviene nel caso di sorgenti CBR (Constant Bit Rate); variabile, come avviene nel caso di sorgenti VBR (Variable Bit Rate).

8 118 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Sorgenti informative (4/4) Nelle sorgenti VBR il ritmo binario emesso assume valori, che sono caratterizzabili solo in termini statistici. Una loro caratterizzazione completa richiederebbe quindi la determinazione dei momenti di qualunque ordine del ritmo emesso; normalmente, per ovvii motivi di semplificazione, si preferisce limitare la caratterizzazione alla precisazione del –ritmo binario medio R m (momento del 1° ordine); –grado di intermittenza B, definito da Nelle sorgenti VBR il ritmo binario emesso assume valori, che sono caratterizzabili solo in termini statistici. Una loro caratterizzazione completa richiederebbe quindi la determinazione dei momenti di qualunque ordine del ritmo emesso; normalmente, per ovvii motivi di semplificazione, si preferisce limitare la caratterizzazione alla precisazione del –ritmo binario medio R m (momento del 1° ordine); –grado di intermittenza B, definito da

9 119 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Flussi informativi (1/4) Nel trasferimento linformazione è organizzata sotto forma di stringhe di cifre binarie. Queste stringhe possono essere sostanzialmente di due tipi, a seconda della loro appartenenza a: –un flusso intermittente, che è organizzato a messaggi (message type); –un flusso continuo (senza soluzione di continuità), che si presenta sotto forma di un getto ininterrotto (stream type) di cifre binarie. Nel trasferimento linformazione è organizzata sotto forma di stringhe di cifre binarie. Queste stringhe possono essere sostanzialmente di due tipi, a seconda della loro appartenenza a: –un flusso intermittente, che è organizzato a messaggi (message type); –un flusso continuo (senza soluzione di continuità), che si presenta sotto forma di un getto ininterrotto (stream type) di cifre binarie.

10 120 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Flussi informativi (2/4) Circa lorganizzazione del flusso informativo emesso da una sorgente, ogni stringa di cifre binarie (sequenza di cifre binarie consecutive) che lo compongono può essere trasferita, in alternativa, senza alcuna informazione aggiuntiva; con informazione aggiuntiva. Circa lorganizzazione del flusso informativo emesso da una sorgente, ogni stringa di cifre binarie (sequenza di cifre binarie consecutive) che lo compongono può essere trasferita, in alternativa, senza alcuna informazione aggiuntiva; con informazione aggiuntiva.

11 121 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Flussi informativi (3/4) Nel secondo caso (presenza di informazione aggiun- tiva), il trasferimento opera su unità informative (UI), che comprendono un testo e una intestazione, come in Figura 1 : oil testo è il contenitore (parziale o totale) della stringa da trasferire; olintestazione è sede delle informazioni protocollari da associare alla stringa e, in particolare, delle informazioni di indirizzo a cui la stringa deve essere recapitata. Nel secondo caso (presenza di informazione aggiun- tiva), il trasferimento opera su unità informative (UI), che comprendono un testo e una intestazione, come in Figura 1 : oil testo è il contenitore (parziale o totale) della stringa da trasferire; olintestazione è sede delle informazioni protocollari da associare alla stringa e, in particolare, delle informazioni di indirizzo a cui la stringa deve essere recapitata.

12 122 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Flussi informativi (4/4) Intestazione Testo UI Figura 1

13 123 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Caratterizzazione di un elemento di rete Facciamo riferimento ad un elemento di rete, che è preposto a trasferire un flusso di cifre binarie. Per caratterizzare la domanda di utilizzazione di questo elemento e la relativa risposta, si possono definire: un carico medio (mean load); una capacità di trasferimento (transfer capacity); una portata media (throughput); un rendimento di utilizzazione. Dato che lutilizzazione dellelemento comporta ritardi di trasferimento, definiamo anche questi ritardi e precisiamo quali sono le loro componenti. Facciamo riferimento ad un elemento di rete, che è preposto a trasferire un flusso di cifre binarie. Per caratterizzare la domanda di utilizzazione di questo elemento e la relativa risposta, si possono definire: un carico medio (mean load); una capacità di trasferimento (transfer capacity); una portata media (throughput); un rendimento di utilizzazione. Dato che lutilizzazione dellelemento comporta ritardi di trasferimento, definiamo anche questi ritardi e precisiamo quali sono le loro componenti.

14 124 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Carico medio Il carico medio g di un elemento di rete è il numero medio (a lungo termine) di cifre binarie (bit) che lelemento dovrebbe trasferire nellunità di tempo per soddisfare la domanda di utilizzazione.

15 125 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Capacità di trasferimento Alla domanda rappresentata dal carico lelemento di rete risponde entro quanto consentito dalla sua capacità di trasferimento C. Tale capacità è il numero massimo di cifre binarie che lelemento di rete è in grado di trasferire nellunità di tempo: –riguarda esclusivamente la potenzialità dellelemento a svolgere i compiti che gli sono propri; –è quindi il dato di targa che qualifica la risorsa. Alla domanda rappresentata dal carico lelemento di rete risponde entro quanto consentito dalla sua capacità di trasferimento C. Tale capacità è il numero massimo di cifre binarie che lelemento di rete è in grado di trasferire nellunità di tempo: –riguarda esclusivamente la potenzialità dellelemento a svolgere i compiti che gli sono propri; –è quindi il dato di targa che qualifica la risorsa.

16 126 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Portata media La risposta di un elemento di rete al carico che lo interessa a seguito delle richieste di utilizzazione che gli sono presentate è costituita dalla portata media. La portata media s di un elemento di rete è il numero medio (a lungo termine) di cifre binarie che lelemento trasferisce nellunità di tempo. E ovviamente non superiore alla capacità s C. La risposta di un elemento di rete al carico che lo interessa a seguito delle richieste di utilizzazione che gli sono presentate è costituita dalla portata media. La portata media s di un elemento di rete è il numero medio (a lungo termine) di cifre binarie che lelemento trasferisce nellunità di tempo. E ovviamente non superiore alla capacità s C.

17 127 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Rendimento di utilizzazione (1/2) Il rendimento di utilizzazione U di un elemento di rete è definito dal rapporto tra la portata media e la capacità di trasferimento dellelemento U s / C. Esprime quindi la quota parte media del tempo in cui lelemento è utilizzato in base alla domanda esistente. Il rendimento di utilizzazione U di un elemento di rete è definito dal rapporto tra la portata media e la capacità di trasferimento dellelemento U s / C. Esprime quindi la quota parte media del tempo in cui lelemento è utilizzato in base alla domanda esistente.

18 128 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Rendimento di utilizzazione (2/2) Il rendimento di utilizzazione U è quindi una qualificazione della efficienza di utilizzazione dellelemento di rete. Lobiettivo prestazionale è assicurare, per ogni elemento e, ove possibile, un elevato rendimento di utilizzazione. Ciò corrisponde allesigenza economica di –limitare la quantità o la qualità delle risorse da rendere disponibili; –affrontare quindi un costo adeguato al beneficio ottenibile. Il rendimento di utilizzazione U è quindi una qualificazione della efficienza di utilizzazione dellelemento di rete. Lobiettivo prestazionale è assicurare, per ogni elemento e, ove possibile, un elevato rendimento di utilizzazione. Ciò corrisponde allesigenza economica di –limitare la quantità o la qualità delle risorse da rendere disponibili; –affrontare quindi un costo adeguato al beneficio ottenibile.

19 129 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di trasferimento (1/4) Il ritardo di trasferimento di un flusso informativo attraverso un elemento di rete può essere definito distinguendo tra flussi intermittenti e flussi continui. In un flusso intermittente, tale ritardo è riferito ad un messaggio che compone il flusso ed è lintervallo di tempo che intercorre tra lemissione del primo bit del messaggio da parte dellorigine dellelemento di rete e la ricezione dellultimo bit del messaggio da parte della destinazione; tale definizione è illustrata in Figura 2. Il ritardo di trasferimento di un flusso informativo attraverso un elemento di rete può essere definito distinguendo tra flussi intermittenti e flussi continui. In un flusso intermittente, tale ritardo è riferito ad un messaggio che compone il flusso ed è lintervallo di tempo che intercorre tra lemissione del primo bit del messaggio da parte dellorigine dellelemento di rete e la ricezione dellultimo bit del messaggio da parte della destinazione; tale definizione è illustrata in Figura 2.

20 130 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di trasferimento (2/4) inizio dellemissione ricezione a destinazione Messaggio Ritardo di trasferimento emissione allorigine TEMPI conclusione della ricezione Messaggio Figura 2

21 131 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di trasferimento (3/4) Nel caso di flusso continuo, il ritardo di trasferimento è invece riferito a ogni cifra binaria entrante nellelemento di rete ed è lintervallo di tempo che intercorre tra listante in cui un dato bit entra nellelemento di rete e listante in cui lo stesso bit ne esce.

22 132 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di trasferimento (4/4) Concorrono in generale al suo valore le seguenti quattro componenti additive: –il ritardo di propagazione; –il ritardo di trasmissione; –il ritardo di elaborazione; –il ritardo di accodamento. Alcune di queste componenti possono mancare o essere trascurabili. I ritardi di propagazione e di trasmissione dipendono dalle caratteristiche del mezzo di trasferimento utilizzato nellelemento di rete. Concorrono in generale al suo valore le seguenti quattro componenti additive: –il ritardo di propagazione; –il ritardo di trasmissione; –il ritardo di elaborazione; –il ritardo di accodamento. Alcune di queste componenti possono mancare o essere trascurabili. I ritardi di propagazione e di trasmissione dipendono dalle caratteristiche del mezzo di trasferimento utilizzato nellelemento di rete.

23 133 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di propagazione E lintervallo di tempo Δ che intercorre tra lemissione di un bit allorigine e la sua ricezione a destinazione. Dipende unicamente –dalla velocità di propagazione v p delle perturbazioni elettromagnetiche sul mezzo di trasferimento; –dalla distanza d tra lorigine e la destinazione su questo mezzo Ad esempio su un mezzo a propagazione guidata il ritardo di propagazione è di circa 4 s/km, mentre nel caso di propagazione libera tale ritardo è uguale a 3,3 s/km. E lintervallo di tempo Δ che intercorre tra lemissione di un bit allorigine e la sua ricezione a destinazione. Dipende unicamente –dalla velocità di propagazione v p delle perturbazioni elettromagnetiche sul mezzo di trasferimento; –dalla distanza d tra lorigine e la destinazione su questo mezzo Ad esempio su un mezzo a propagazione guidata il ritardo di propagazione è di circa 4 s/km, mentre nel caso di propagazione libera tale ritardo è uguale a 3,3 s/km.

24 134 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di trasmissione (1/3) È riferito a una emissione, sia intermittente che continua, e riguarda una stringa di cifre binarie, ad es. una UI, emessa da un trasmettitore ad una estremità di un elemento di rete. Nel caso in cui il riferimento sia ad una UI, il ritardo di trasmissione è lintervallo di tempo T t tra la trasmissione del primo bit della UI e la trasmissione dellultimo bit da parte di un unità emittente ad una estremità dellelemento di rete; la definizione è illustrata in Figura 3. È riferito a una emissione, sia intermittente che continua, e riguarda una stringa di cifre binarie, ad es. una UI, emessa da un trasmettitore ad una estremità di un elemento di rete. Nel caso in cui il riferimento sia ad una UI, il ritardo di trasmissione è lintervallo di tempo T t tra la trasmissione del primo bit della UI e la trasmissione dellultimo bit da parte di un unità emittente ad una estremità dellelemento di rete; la definizione è illustrata in Figura 3.

25 135 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di trasmissione (2/3) tempo inizio dellemissioneconclusione della emissione ritardo di trasmissione UI Figura 3

26 136 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di trasmissione (3/3) Tale ritardo T t dipende da –la lunghezza F (ad es. in bit) della UI; –la capacità di trasferimento C (ad es. in bit/s) del mezzo alluscita del trasmettitore ed è espresso da Tale ritardo T t dipende da –la lunghezza F (ad es. in bit) della UI; –la capacità di trasferimento C (ad es. in bit/s) del mezzo alluscita del trasmettitore ed è espresso da

27 137 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di elaborazione Con riferimento al trattamento di una stringa di cifre binarie (ad es. di una UI), il ritardo di elaborazione è lintervallo di tempo necessario affinché una unità di elaborazione effettui unazione richiesta sulla stringa quando questa attraversa un dispositivo di rete contenente questa unità di elaborazione.

28 138 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di accodamento E lintervallo di tempo in cui una stringa di cifre binarie (ad es. una UI) aspetta in un buffer (coda) prima di ricevere un certo tipo di servizio, come ad es. un trattamento protocollare o una trasmissione su una risorsa di trasferimento.

29 139 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Carattere aleatorio dei ritardi Con lesclusione del ritardo di propagazione, il ritardo di trasferimento e quelli di trasmissione, di elaborazione e di accodamento hanno tipicamente carattere aleatorio. Dovranno quindi essere caratterizzati attraverso i momenti (ad es. il valore atteso, la varianza, ecc.) delle relative distribuzioni di probabilità. Con lesclusione del ritardo di propagazione, il ritardo di trasferimento e quelli di trasmissione, di elaborazione e di accodamento hanno tipicamente carattere aleatorio. Dovranno quindi essere caratterizzati attraverso i momenti (ad es. il valore atteso, la varianza, ecc.) delle relative distribuzioni di probabilità.

30 140 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Trasferimento di un flusso informativo (1/6) Si desidera caratterizzare il trasferimento di un flusso informativo attraverso un elemento di rete; il flusso –è lingresso di una unità emittente (emettitore), collocata a una estremità dellelemento di rete; –è diretto a una unità ricevente (ricevitore), collocata a unaltra estremità dellelemento di rete. Si desidera caratterizzare il trasferimento di un flusso informativo attraverso un elemento di rete; il flusso –è lingresso di una unità emittente (emettitore), collocata a una estremità dellelemento di rete; –è diretto a una unità ricevente (ricevitore), collocata a unaltra estremità dellelemento di rete.

31 141 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Trasferimento di un flusso informativo (2/6) Supponiamo che –il flusso sia sezionato in stringhe utilizzate come testo di UI; –lemettitore operi a pieno carico e cioè emetta UI senza soluzione di continuità. Supponiamo che –il flusso sia sezionato in stringhe utilizzate come testo di UI; –lemettitore operi a pieno carico e cioè emetta UI senza soluzione di continuità.

32 142 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Trasferimento di un flusso informativo (3/6) Denotiamo con L la lunghezza (in bit) del testo di una UI, supposta costante; H la lunghezza (in bit) dellintestazione di una UI, supposta anchessa costante. Conseguentemente, la lunghezza costante F di una UI è data da in cui β = H /L è la quota di extra-informazione (e cioè la quota di informazione aggiuntiva che è necessaria per un trasfe- rimento tramite UI) Denotiamo con L la lunghezza (in bit) del testo di una UI, supposta costante; H la lunghezza (in bit) dellintestazione di una UI, supposta anchessa costante. Conseguentemente, la lunghezza costante F di una UI è data da in cui β = H /L è la quota di extra-informazione (e cioè la quota di informazione aggiuntiva che è necessaria per un trasfe- rimento tramite UI)

33 143 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Trasferimento di un flusso informativo (4/6) Sia inoltre T la durata di impegno dellemettitore per trasferire una UI. Le durate T sono quantità che assumono valori non inferiori al ritardo di trasmissione T t = F/C di una UI; la differenza T - T t >0 è leffetto di possibili vincoli protocollari; sono descrivibili solo in termini statistici a seguito di possibili riemissioni (per un eventuale recupero di errore) aventi natura aleatoria. Sia inoltre T la durata di impegno dellemettitore per trasferire una UI. Le durate T sono quantità che assumono valori non inferiori al ritardo di trasmissione T t = F/C di una UI; la differenza T - T t >0 è leffetto di possibili vincoli protocollari; sono descrivibili solo in termini statistici a seguito di possibili riemissioni (per un eventuale recupero di errore) aventi natura aleatoria.

34 144 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Trasferimento di un flusso informativo (5/6) Se Λ s è la portata binaria netta dellemettitore, e cioè il numero medio di bit utili (ovvero di bit appartenenti al testo delle UI) che sono emessi nellunità di tempo; E[T] è il valore atteso della durata T, per definizione si ha Se Λ s è la portata binaria netta dellemettitore, e cioè il numero medio di bit utili (ovvero di bit appartenenti al testo delle UI) che sono emessi nellunità di tempo; E[T] è il valore atteso della durata T, per definizione si ha

35 145 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Trasferimento di un flusso informativo (6/6) Conseguentemente, se C è la capacità del mezzo di trasferimento, il rendimento di utilizzazione U dellelemento di rete, sempre per definizione, è dato da Conseguentemente, se C è la capacità del mezzo di trasferimento, il rendimento di utilizzazione U dellelemento di rete, sempre per definizione, è dato da

36 146 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Prestazioni di un servizio di rete Le prestazioni più significative di un servizio di rete riguardano: -la flessibilità di accesso; -lintegrità informativa; -la trasparenza temporale. Le prestazioni più significative di un servizio di rete riguardano: -la flessibilità di accesso; -lintegrità informativa; -la trasparenza temporale.

37 147 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Flessibilità di accesso Rende conto delladattabilità del servizio di rete nel trattare flussi informativi aventi origine da sorgenti con caratteristiche di emissione (ritmo binario medio e grado di intermittenza) fra loro anche molto diverse; nellassicurare, in modo indipendente da dette caratte- ristiche, un accettabile rendimento di utilizzazione delle risorse condivise. Il grado di flessibilità di accesso misura lintervallo di variazione (dinamica) dei ritmi binari trattabili dal servizio di rete ed è di valore tanto più elevato quanto più largo è tale intervallo. Rende conto delladattabilità del servizio di rete nel trattare flussi informativi aventi origine da sorgenti con caratteristiche di emissione (ritmo binario medio e grado di intermittenza) fra loro anche molto diverse; nellassicurare, in modo indipendente da dette caratte- ristiche, un accettabile rendimento di utilizzazione delle risorse condivise. Il grado di flessibilità di accesso misura lintervallo di variazione (dinamica) dei ritmi binari trattabili dal servizio di rete ed è di valore tanto più elevato quanto più largo è tale intervallo.

38 148 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Integrità informativa Rende conto delle diversità che si possono manifestare in modo aleatorio (per cause di natura fisica o logica) tra linformazione emessa e quella ricevuta. Il grado di integrità informativa è misurabile dalla distanza tra le due sequenze di emissione e di ricezione ed è tanto più elevato quanto minore è tale distanza. Rende conto delle diversità che si possono manifestare in modo aleatorio (per cause di natura fisica o logica) tra linformazione emessa e quella ricevuta. Il grado di integrità informativa è misurabile dalla distanza tra le due sequenze di emissione e di ricezione ed è tanto più elevato quanto minore è tale distanza.

39 149 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Trasparenza temporale (1/2) Come considerato in Figura 4, riguarda i ritardi che differenti segmenti della sequenza di ricezione possono presentare rispetto ai corrispondenti segmenti della sequenza di emissione. Il grado di trasparenza temporale può essere valutato quantitativamente con un parametro che qualifichi la variabilità dei ritardi e che sia di valore tanto più elevato quanto minore è tale variabilità. Come considerato in Figura 4, riguarda i ritardi che differenti segmenti della sequenza di ricezione possono presentare rispetto ai corrispondenti segmenti della sequenza di emissione. Il grado di trasparenza temporale può essere valutato quantitativamente con un parametro che qualifichi la variabilità dei ritardi e che sia di valore tanto più elevato quanto minore è tale variabilità.

40 150 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Trasparenza temporale (2/2) TT T Tempo 1 T 2 T 3 T Figura 4

41 151 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a III. SERVIZI DI RETE E MODI DI TRASFERIMENTO III.2: Componenti di un modo di trasferimento

42 152 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Componenti di un modo di trasferimento (1/4) Le componenti di un servizio di rete e del modo di trasferimento ad esso associato sono: la multiplazione; la commutazione; larchitettura protocollare. Le componenti di un servizio di rete e del modo di trasferimento ad esso associato sono: la multiplazione; la commutazione; larchitettura protocollare.

43 153 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Componenti di un modo di trasferimento (2/4) Lo schema di multiplazione identifica le modalità logiche adottate per utilizzare la capacità di trasferimento dei rami della rete, sia nella rete di accesso che in quella di trasporto, e cioè i modi in cui la banda disponibile di questi rami viene condivisa logicamente dai flussi informativi che li attraversano.

44 154 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Componenti di un modo di trasferimento (3/4) Il principio di commutazione riguarda i concetti generali sui quali è basato il funzionamento logico dei nodi di rete, e cioè i modi secondo cui l'informazione è trattata in un nodo per essere guidata verso la destinazione desiderata. In particolare questo principio descrive le modalità logiche adottate per attraversare i nodi e per utilizzarne la relativa capacità di elaborazione. Il principio di commutazione riguarda i concetti generali sui quali è basato il funzionamento logico dei nodi di rete, e cioè i modi secondo cui l'informazione è trattata in un nodo per essere guidata verso la destinazione desiderata. In particolare questo principio descrive le modalità logiche adottate per attraversare i nodi e per utilizzarne la relativa capacità di elaborazione.

45 155 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Componenti di un modo di trasferimento (4/4) Infine, l'architettura protocollare definisce la stratificazione delle funzioni di trasferimento, sia nell'ambito degli apparecchi terminali che in quello delle apparecchiature di rete (nodi di accesso o di transito). In particolare questa architettura individua le funzioni che ogni nodo deve svolgere sull'informazione in esso entrante e da esso uscente. Si tratta quindi dell'organizzazione delle funzioni che sono espletate, nelle reti di accesso e di trasporto, per assicurare il trasferimento entro fissati obiettivi prestazionali. Infine, l'architettura protocollare definisce la stratificazione delle funzioni di trasferimento, sia nell'ambito degli apparecchi terminali che in quello delle apparecchiature di rete (nodi di accesso o di transito). In particolare questa architettura individua le funzioni che ogni nodo deve svolgere sull'informazione in esso entrante e da esso uscente. Si tratta quindi dell'organizzazione delle funzioni che sono espletate, nelle reti di accesso e di trasporto, per assicurare il trasferimento entro fissati obiettivi prestazionali.

46 156 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplatore a divisione di tempo (1/4) In un multiplatore TDM (Time Division Multiplexer) la funzione di multiplazione è svolta nel dominio del tempo; l asse dei tempi secondo cui opera lapparato può essere »strutturato in trame e queste suddivise in intervalli temporali (modalità SF); »suddiviso in intervalli temporali (modalità S); »non strutturato e non suddiviso (modalità U). In un multiplatore TDM (Time Division Multiplexer) la funzione di multiplazione è svolta nel dominio del tempo; l asse dei tempi secondo cui opera lapparato può essere »strutturato in trame e queste suddivise in intervalli temporali (modalità SF); »suddiviso in intervalli temporali (modalità S); »non strutturato e non suddiviso (modalità U).

47 157 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplatore a divisione di tempo (2/4) Con la modalità SF si può attuare una multiplazione statica, nella quale a ogni comunicazione da multiplare è assegnato, allatto della sua inizializzazione, per tutta la sua durata, In modo indiviso, un canale fisico ottenuto da una suddivisione della capacità del canale multiplato. Con la modalità SF si può attuare una multiplazione statica, nella quale a ogni comunicazione da multiplare è assegnato, allatto della sua inizializzazione, per tutta la sua durata, In modo indiviso, un canale fisico ottenuto da una suddivisione della capacità del canale multiplato.

48 158 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplatore a divisione di tempo (3/4) Con tutte e tre le modalità SF, S e U è attuabile una multiplazione dinamica, nella quale ogni comuni- cazione da multiplare può utilizzare lintera capacità del canale multiplato, ma in intervalli temporali distinti da quelli utilizzati da altre comunicazioni; lutilizzazione dellintero canale multiplato avviene quindi in modo condiviso; in accordo alle necessità di trasferimento; nel rispetto di opportune regole di controllo. Con tutte e tre le modalità SF, S e U è attuabile una multiplazione dinamica, nella quale ogni comuni- cazione da multiplare può utilizzare lintera capacità del canale multiplato, ma in intervalli temporali distinti da quelli utilizzati da altre comunicazioni; lutilizzazione dellintero canale multiplato avviene quindi in modo condiviso; in accordo alle necessità di trasferimento; nel rispetto di opportune regole di controllo.

49 159 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplatore a divisione di tempo (4/4) Nel caso di multiplazione statica, ogni flusso multiplato non richiede informazione aggiuntiva. Nel caso di multiplazione dinamica, ogni flusso è segmentato in unità informative, nelle quali il testo è la parte utile, mentre lintestazione è extra- informazione. Nel caso di multiplazione statica, ogni flusso multiplato non richiede informazione aggiuntiva. Nel caso di multiplazione dinamica, ogni flusso è segmentato in unità informative, nelle quali il testo è la parte utile, mentre lintestazione è extra- informazione.

50 160 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplazione statica (1/2) In un multiplatore statico (operante come gia detto nella modalità SF) indichiamo con T f la durata di una singola trama, detta di base; L s la lunghezza di un generico intervallo temporale (IT) e cioè il numero di bit in questo contenuti. Il rapporto L s /T f definisce un canale fisico, detto di base, ottenuto assegnando a una comunicazione da multiplare un IT utilizzato a periodicità di trama- base. In un multiplatore statico (operante come gia detto nella modalità SF) indichiamo con T f la durata di una singola trama, detta di base; L s la lunghezza di un generico intervallo temporale (IT) e cioè il numero di bit in questo contenuti. Il rapporto L s /T f definisce un canale fisico, detto di base, ottenuto assegnando a una comunicazione da multiplare un IT utilizzato a periodicità di trama- base.

51 161 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplazione statica (2/2) La capacità C s del canale di base è quindi uguale a C s = L s /T f = L s C M / L f, (1) ove C M è la capacità del canale multiplato e L f è la lunghezza della trama-base che, per defini- zione, è data da L f = T f C M. (2) La capacità C s del canale di base è quindi uguale a C s = L s /T f = L s C M / L f, (1) ove C M è la capacità del canale multiplato e L f è la lunghezza della trama-base che, per defini- zione, è data da L f = T f C M. (2)

52 162 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Attuazioni di una multiplazione statica (1/3) Per analizzare le possibili attuazioni di una multiplazione statica supporremo costantemente che: i flussi da multiplare siano omogenei; il loro ritmo binario di picco sia uguale a R p ; a ogni comunicazione sia assegnata in modo statico una porzione dellasse dei tempi che si ripete con periodicità di una singola trama-base o di un multiplo di trame basi. Per analizzare le possibili attuazioni di una multiplazione statica supporremo costantemente che: i flussi da multiplare siano omogenei; il loro ritmo binario di picco sia uguale a R p ; a ogni comunicazione sia assegnata in modo statico una porzione dellasse dei tempi che si ripete con periodicità di una singola trama-base o di un multiplo di trame basi.

53 163 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Attuazioni di una multiplazione statica (2/3) In relazione ai valori della capacità C s del canale di base e al ritmo binario di picco R p, che caratterizza il flusso scambiato in una comunicazione da multiplare, si hanno le seguenti tre possibilità di multiplazione statica: se R p =C s, si effettua una multiplazione di base, in cui alla comunicazione è assegnato un IT singolo a periodicità di trama-base; In relazione ai valori della capacità C s del canale di base e al ritmo binario di picco R p, che caratterizza il flusso scambiato in una comunicazione da multiplare, si hanno le seguenti tre possibilità di multiplazione statica: se R p =C s, si effettua una multiplazione di base, in cui alla comunicazione è assegnato un IT singolo a periodicità di trama-base;

54 164 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Attuazioni di una multiplazione statica (3/3) se R p >C s, si opera una sovramultiplazione in cui alla comunicazione sono assegnati due o più IT da utilizzare a periodicità di trama-base (multiplazione a IT multiplo); se R p C s, si opera una sovramultiplazione in cui alla comunicazione sono assegnati due o più IT da utilizzare a periodicità di trama-base (multiplazione a IT multiplo); se R p

55 165 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplazione statica a IT multiplo Supponiamo che sia R p /C s > 1. Siamo allora nel caso di una sovramultiplazione. Detto allora m > 1 il numero di IT per trama assegnato alla sorgente, la capacità così resa disponibile è uguale a mC s. Se m min è il numero minimo di IT per trama assegnato alla sorgente che emette al ritmo binario netto di picco R p, si può ottenere cioè m min deve essere il più piccolo intero non minore del rapporto R p /C s. Supponiamo che sia R p /C s > 1. Siamo allora nel caso di una sovramultiplazione. Detto allora m > 1 il numero di IT per trama assegnato alla sorgente, la capacità così resa disponibile è uguale a mC s. Se m min è il numero minimo di IT per trama assegnato alla sorgente che emette al ritmo binario netto di picco R p, si può ottenere cioè m min deve essere il più piccolo intero non minore del rapporto R p /C s.

56 166 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplazione statica a multitrama Se R p /C s < 1, è richiesta una sottomultiplazione, che, in questo caso, è realizzata con la modalità a multitrama. Indichiamo con n il numero di trame-base assegnato alla sorgente: la capacità così resa disponibile utilizzando un IT a periodicità di n trame-base, è uguale a L s /nT f = C s / n. Se allora n max è il numero massimo di trame-base assegnato alla sorgente, si può ottenere cioè n max deve essere il più grande intero non maggiore del rapporto C s /R p. Se R p /C s < 1, è richiesta una sottomultiplazione, che, in questo caso, è realizzata con la modalità a multitrama. Indichiamo con n il numero di trame-base assegnato alla sorgente: la capacità così resa disponibile utilizzando un IT a periodicità di n trame-base, è uguale a L s /nT f = C s / n. Se allora n max è il numero massimo di trame-base assegnato alla sorgente, si può ottenere cioè n max deve essere il più grande intero non maggiore del rapporto C s /R p.

57 167 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplazione statica a frazione di IT Se R p /C s < 1 e se si effettua una multiplazione statica a frazione di IT, indichiamo con L b < L s il numero di bit che sono assegnati alla sorgente in un IT a periodicità di trama-base; la capacità così ottenuta è uguale a L b /T f. Se allora L bmin è il numero minimo di bit per IT utilizzato a periodicità di trama – base, si ottiene Se R p /C s < 1 e se si effettua una multiplazione statica a frazione di IT, indichiamo con L b < L s il numero di bit che sono assegnati alla sorgente in un IT a periodicità di trama-base; la capacità così ottenuta è uguale a L b /T f. Se allora L bmin è il numero minimo di bit per IT utilizzato a periodicità di trama – base, si ottiene cioè L bmin deve essere il più piccolo intero non minore del prodotto R p T f.

58 168 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplazione dinamica: modalità di accesso (1/4) Supponiamo che le comunicazioni interessate a condividere lutilizzazione dellintero canale di uscita di un multiplatore TDM dinamico siano associate a sorgenti di informazione che emettono in modo intermittente: cioè a intervalli di attività seguano intervalli di latenza. Ognuna di queste comunicazioni utilizza lintero canale multiplato solo nei suoi intervalli di attività e rende accessibile lutilizzazione del canale ad altre comunicazioni nei suoi intervalli di latenza. Supponiamo che le comunicazioni interessate a condividere lutilizzazione dellintero canale di uscita di un multiplatore TDM dinamico siano associate a sorgenti di informazione che emettono in modo intermittente: cioè a intervalli di attività seguano intervalli di latenza. Ognuna di queste comunicazioni utilizza lintero canale multiplato solo nei suoi intervalli di attività e rende accessibile lutilizzazione del canale ad altre comunicazioni nei suoi intervalli di latenza.

59 169 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplazione dinamica: modalità di accesso (2/4) Questa modalità di condivisione richiede però lo svolgimento di un controllo che risolva le condizioni di contesa, che si possono manifestare quando il canale risulta occupato da una comunicazione e altre comunicazioni presentano intervalli di attività parzialmente o totalmente sovrapposti nel tempo. Per facilitare la risoluzione delle contese, sono previste due modalità di accesso alla risorsa. Questa modalità di condivisione richiede però lo svolgimento di un controllo che risolva le condizioni di contesa, che si possono manifestare quando il canale risulta occupato da una comunicazione e altre comunicazioni presentano intervalli di attività parzialmente o totalmente sovrapposti nel tempo. Per facilitare la risoluzione delle contese, sono previste due modalità di accesso alla risorsa.

60 170 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplazione dinamica: modalità di accesso (3/4) Nella prima di queste, ogni comunicazione, senza alcun altro vincolo rispetto alle altre comunicazioni interessate, presenta la sua richiesta di accesso quando si manifesta un suo intervallo di attività; se la richiesta può essere accolta la comunicazione accede al canale; se non lo può dovrà presentare una richiesta successiva. Questa modalità di accesso è detta a domanda. Nella prima di queste, ogni comunicazione, senza alcun altro vincolo rispetto alle altre comunicazioni interessate, presenta la sua richiesta di accesso quando si manifesta un suo intervallo di attività; se la richiesta può essere accolta la comunicazione accede al canale; se non lo può dovrà presentare una richiesta successiva. Questa modalità di accesso è detta a domanda.

61 171 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplazione dinamica: modalità di accesso (4/4) La seconda modalità è detta a prenotazione e prevede che ogni comunicazione interessata prenoti un accesso allinizio della sua evoluzione e si comporti come nella modalità a domanda solo quando riceve unaccettazione della sua prenota- zione. Il vantaggio rispetto alla modalità a domanda risiede nel restringimento del numero di comunica- zioni abilitate allaccesso. La seconda modalità è detta a prenotazione e prevede che ogni comunicazione interessata prenoti un accesso allinizio della sua evoluzione e si comporti come nella modalità a domanda solo quando riceve unaccettazione della sua prenota- zione. Il vantaggio rispetto alla modalità a domanda risiede nel restringimento del numero di comunica- zioni abilitate allaccesso.

62 172 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplazione dinamica: accettazione (1/2) Laccettazione è il criterio che consente di accettare o meno una nuova prenotazione di accesso a una multiplazione dinamica da parte di una comunicazione che ne fa richiesta. Il criterio di accettazione si basa su dati forniti da ogni comunicazione richiedente e su una loro elaborazione effettuata dagli organi preposti alla decisione. Laccettazione è il criterio che consente di accettare o meno una nuova prenotazione di accesso a una multiplazione dinamica da parte di una comunicazione che ne fa richiesta. Il criterio di accettazione si basa su dati forniti da ogni comunicazione richiedente e su una loro elaborazione effettuata dagli organi preposti alla decisione.

63 173 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplazione dinamica: accettazione (2/2) Tra i criteri di accettazione di accesso, se ne possono ipotizzare di due tipi principali: –lassegnazione a domanda media; –lassegnazione a domanda di picco. che sono applicabili con riferimento a due ipotesi riguardanti la modalità di risoluzione delle contese di utilizzazione: modalità puramente a ritardo modalità puramente a perdita. È anche considerabile una modalità a ritardo con perdita. Tra i criteri di accettazione di accesso, se ne possono ipotizzare di due tipi principali: –lassegnazione a domanda media; –lassegnazione a domanda di picco. che sono applicabili con riferimento a due ipotesi riguardanti la modalità di risoluzione delle contese di utilizzazione: modalità puramente a ritardo modalità puramente a perdita. È anche considerabile una modalità a ritardo con perdita.

64 174 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplazione dinamica: prestazioni (1/3) Se le contese di utilizzazione sono risolte con trattamento puramente a ritardo: –il grado di trasparenza temporale subisce un peggioramento, in quanto il tempo di sosta nel buffer di multiplazione è una quantità variabile aleatoriamente; –il grado di integrità informativa non subisce variazioni legate alloperazione di multiplazione. Se le contese di utilizzazione sono risolte con trattamento puramente a ritardo: –il grado di trasparenza temporale subisce un peggioramento, in quanto il tempo di sosta nel buffer di multiplazione è una quantità variabile aleatoriamente; –il grado di integrità informativa non subisce variazioni legate alloperazione di multiplazione.

65 175 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplazione dinamica: prestazioni (2/3) Se le contese di utilizzazione sono risolte con trattamento puramente a perdita: –il grado di trasparenza temporale non subisce deterioramenti; –il grado di integrità informativa subisce un peggioramento, in quanto si scartano le UI che incontrano congestione. Se le contese di utilizzazione sono risolte con trattamento puramente a perdita: –il grado di trasparenza temporale non subisce deterioramenti; –il grado di integrità informativa subisce un peggioramento, in quanto si scartano le UI che incontrano congestione.

66 176 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Multiplazione dinamica: prestazioni (3/3) Indipendentemente dalle modalità di risoluzione delle contese di utilizzazione, il grado di flessibilità di accesso è il massimo possibile, dato che la capacità di trasferimento del canale multiplato è utilizzata, di volta in volta, secondo le necessità delle sorgenti tributarie.

67 177 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a La commutazione (1/2) Per un nodo della rete logica, la commutazione definisce il modo secondo cui un qualunque ingresso del nodo (ramo di ingresso) viene associato logicamente con una qualunque uscita (ramo di uscita).

68 178 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a La commutazione (2/2) Lo scopo è attuare uno scambio, tra ingresso e uscita del nodo, operato sul flusso di informazione che perviene al nodo nellambito dellespletamento di un servizio di rete. La definizione riguarda comunicazioni punto- punto, ma può essere generalizzata al caso di comunicazioni multipunto. Lo scopo è attuare uno scambio, tra ingresso e uscita del nodo, operato sul flusso di informazione che perviene al nodo nellambito dellespletamento di un servizio di rete. La definizione riguarda comunicazioni punto- punto, ma può essere generalizzata al caso di comunicazioni multipunto.

69 179 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Funzioni componenti (1/2) Una commutazione è attuata per mezzo delle funzioni di – instradamento –attraversamento. Una commutazione è attuata per mezzo delle funzioni di – instradamento –attraversamento.

70 180 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Funzioni componenti (2/2) In un nodo della rete logica, –linstradamento è la funzione decisionale, che ha lo scopo di stabilire il ramo di uscita verso cui deve essere inoltrato un segmento informativo che perviene da un ramo dingresso; –lattraversamento è la funzione attuativa, che ha lo scopo di trasferire, attraverso quel nodo, un segmento informativo da un ramo dingresso ad uno di uscita. In un nodo della rete logica, –linstradamento è la funzione decisionale, che ha lo scopo di stabilire il ramo di uscita verso cui deve essere inoltrato un segmento informativo che perviene da un ramo dingresso; –lattraversamento è la funzione attuativa, che ha lo scopo di trasferire, attraverso quel nodo, un segmento informativo da un ramo dingresso ad uno di uscita.

71 181 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Attraversamento (1/2) Lattraversamento di un nodo avviene con due differenti modi : –modo diretto, in cui »i flussi informativi allingresso e alluscita del nodo sono multiplati staticamente; »il percorso interno ingresso-uscita è temporalmente trasparente. Lattraversamento di un nodo avviene con due differenti modi : –modo diretto, in cui »i flussi informativi allingresso e alluscita del nodo sono multiplati staticamente; »il percorso interno ingresso-uscita è temporalmente trasparente.

72 182 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Attraversamento (2/2) –modo ad immagazzinamento e rilancio, in cui »i flussi informativi allingresso e alluscita del nodo, strutturati in UI, sono multiplati dinamicamente; »ogni UI attraversante il nodo viene memo- rizzata prima di essere rilanciata verso luscita. –modo ad immagazzinamento e rilancio, in cui »i flussi informativi allingresso e alluscita del nodo, strutturati in UI, sono multiplati dinamicamente; »ogni UI attraversante il nodo viene memo- rizzata prima di essere rilanciata verso luscita.

73 183 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Immagazzinamento e rilancio (1/2) La memorizzazione di ogni UI allinterno del nodo attraversato ha un triplice scopo: consentire il trattamento protocollare della UI, ad esempio per rivelare la presenza di errori e per individuare lindirizzo di destinazione della UI; facilitare la gestione di differenti capacità di trasferimento sui rami entranti nel nodo e da questo uscenti; risolvere con modalità a ritardo (bufferizzazione) le contese che possono manifestarsi sui rami uscenti dal nodo. La memorizzazione di ogni UI allinterno del nodo attraversato ha un triplice scopo: consentire il trattamento protocollare della UI, ad esempio per rivelare la presenza di errori e per individuare lindirizzo di destinazione della UI; facilitare la gestione di differenti capacità di trasferimento sui rami entranti nel nodo e da questo uscenti; risolvere con modalità a ritardo (bufferizzazione) le contese che possono manifestarsi sui rami uscenti dal nodo.

74 184 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Immagazzinamento e rilancio (2/2) La memorizzazione che normalmente si effettua per questi scopi è completa e riguarda quindi lintera UI. Tuttavia, se il trattamento protocollare riguarda la sola intestazione (ad es. per la lettura dellindirizzo di destinazione) e quando non sussiste contesa in uscita, si può limitare la memorizzazione alla sola intestazione della UI; ciò riduce ovviamente il ritardo di attraversamento del nodo. La memorizzazione che normalmente si effettua per questi scopi è completa e riguarda quindi lintera UI. Tuttavia, se il trattamento protocollare riguarda la sola intestazione (ad es. per la lettura dellindirizzo di destinazione) e quando non sussiste contesa in uscita, si può limitare la memorizzazione alla sola intestazione della UI; ciò riduce ovviamente il ritardo di attraversamento del nodo.

75 185 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Relazioni tra le parti Un servizio di rete può essere – con connessione; – senza connessione. Nel primo caso, si possono avere due alternative: Un servizio di rete può essere – con connessione; – senza connessione. Nel primo caso, si possono avere due alternative: MODO DI SERVIZIO TIPO DI CONNESSIONE Con connessione fisica o virtuale commutata semi-permanente

76 186 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Principi di commutazione SERVIZIO DI RETE ASSEGNAZIONE DELLE RISORSE MODO DI ATTRAVERSAMENTO MULTIPLAZIONE tecnica a circuito tecnica a pacchetto con connessione tecnica a pacchetto senza connessione diretto a immagazzinamento e rilancio statica dinamica con connessione fisica con connessione virtuale senza connessione

77 187 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Modo di trasferimento a circuito Servizio di rete: –con connessione fisica Multiplazione: –statica Commutazione: –attraversamento nel modo diretto Architettura protocollare: –strato MT nello strato 1. Servizio di rete: –con connessione fisica Multiplazione: –statica Commutazione: –attraversamento nel modo diretto Architettura protocollare: –strato MT nello strato 1.

78 188 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Modo di trasferimento a pacchetto Servizio di rete: –con connessione virtuale o senza connessione Multiplazione: –dinamica Commutazione: –attraversamento nella modalità ad immagazzina- mento e rilancio Architettura protocollare: –strato MT nello strato 3. Servizio di rete: –con connessione virtuale o senza connessione Multiplazione: –dinamica Commutazione: –attraversamento nella modalità ad immagazzina- mento e rilancio Architettura protocollare: –strato MT nello strato 3.

79 189 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a III. SERVIZI DI RETE E MODI DI TRASFERIMENTO III.3 Ritardi nel trasferimento a pacchetto

80 190 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Quadro di riferimento (1/2) Vengono svolte alcune considerazioni sul ritardo di trasferimento D che deve subire un flusso informativo nel suo transito attraverso una rete operante con modo di trasferimento a pacchetto. Distinguiamo i due casi di –flusso intermittente –flusso continuo e supponiamo che il percorso di rete seguito dai due tipi di flussi sia descritto da un modello geometrico includente rami e nodi tra una sorgente e un collettore. Vengono svolte alcune considerazioni sul ritardo di trasferimento D che deve subire un flusso informativo nel suo transito attraverso una rete operante con modo di trasferimento a pacchetto. Distinguiamo i due casi di –flusso intermittente –flusso continuo e supponiamo che il percorso di rete seguito dai due tipi di flussi sia descritto da un modello geometrico includente rami e nodi tra una sorgente e un collettore.

81 191 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Quadro di riferimento (2/2) Indichiamo con Q il numero dei rami componenti il percorso; C i la capacità di trasferimento del ramo i-esimo ( i = 1,2…Q ); Δ i il ritardo di propagazione sul ramo i-esimo (i = 1,2..Q ). Indichiamo con Q il numero dei rami componenti il percorso; C i la capacità di trasferimento del ramo i-esimo ( i = 1,2…Q ); Δ i il ritardo di propagazione sul ramo i-esimo (i = 1,2..Q ).

82 192 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Caso di flusso intermittente (1/4) Facciamo riferimento ad un generico messaggio che compone il flusso considerato e indichiamo con M la sua lunghezza in bit, che supponiamo essere una quantità aleatoria. Tale messaggio è segmentato in pacchetti, in ognuno dei quali è presente una intestazione di lunghezza costante uguale ad H bit. La lunghezza del testo di tutti i pacchetti è supposta costante e uguale a L bit,salvo nellultimo pacchetto ove il testo è costituito dallo sfrido della segmentazione ed ha quindi una lunghezza in generale inferiore ad L. Facciamo riferimento ad un generico messaggio che compone il flusso considerato e indichiamo con M la sua lunghezza in bit, che supponiamo essere una quantità aleatoria. Tale messaggio è segmentato in pacchetti, in ognuno dei quali è presente una intestazione di lunghezza costante uguale ad H bit. La lunghezza del testo di tutti i pacchetti è supposta costante e uguale a L bit,salvo nellultimo pacchetto ove il testo è costituito dallo sfrido della segmentazione ed ha quindi una lunghezza in generale inferiore ad L.

83 193 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Caso di flusso intermittente (2/4) In accordo allattraversamento dei nodi con modalità ad immagazzinamento e rilancio, il trasferimento del messaggio avviene attraverso una successione di salti che consentono al messaggio di passare da un nodo a quello successivo e dallorigine alla destinazione.

84 194 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Caso di flusso intermittente (3/4) Conseguentemente, il ritardo D dipende da: –le capacità di trasferimento dei rami attraversati dal percorso di rete; –i ritardi di propagazione su questi rami; –le lunghezze (in cifre binarie) del messaggio e delle parti in cui il messaggio viene segmentato; –il numero di salti intermedi; –il ritardo di accodamento e quello di elaborazione in ogni nodo coinvolto nel trasferimento. Conseguentemente, il ritardo D dipende da: –le capacità di trasferimento dei rami attraversati dal percorso di rete; –i ritardi di propagazione su questi rami; –le lunghezze (in cifre binarie) del messaggio e delle parti in cui il messaggio viene segmentato; –il numero di salti intermedi; –il ritardo di accodamento e quello di elaborazione in ogni nodo coinvolto nel trasferimento.

85 195 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Caso di flusso intermittente (4/4) Esaminiamo come questi vari contributi si combinano per determinare il ritardo D. Il ritardo di propagazione complessivo tra origine e destinazione, a parità della velocità di propagazione sui mezzi trasmissivi utilizzati sui rami, dipende unicamente dalla lunghezza del percorso di rete. I ritardi di accodamento/elaborazione nei nodi coinvolti dipendono dal carico di lavoro che interessa i rami e i nodi componenti il percorso di rete. Infine i tempi di trasmissione sui rami attraversati forniscono un contributo a D che è determinato da due fattori: leffetto pipelining e quello overhead. Esaminiamo come questi vari contributi si combinano per determinare il ritardo D. Il ritardo di propagazione complessivo tra origine e destinazione, a parità della velocità di propagazione sui mezzi trasmissivi utilizzati sui rami, dipende unicamente dalla lunghezza del percorso di rete. I ritardi di accodamento/elaborazione nei nodi coinvolti dipendono dal carico di lavoro che interessa i rami e i nodi componenti il percorso di rete. Infine i tempi di trasmissione sui rami attraversati forniscono un contributo a D che è determinato da due fattori: leffetto pipelining e quello overhead.

86 196 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Effetto pipelining (1/4) Per valutare lincidenza del primo di questi effetti, sup- poniamo che ogni nodo operi in modo che un pacchetto sia completamente memorizzato prima di essere rilanciato verso il nodo successivo lungo il percorso di rete. Allora è immediato convincersi che il contributo dei tempi di trasmissione può essere ridotto segmentando il messaggio in pacchetti più corti. Per valutare lincidenza del primo di questi effetti, sup- poniamo che ogni nodo operi in modo che un pacchetto sia completamente memorizzato prima di essere rilanciato verso il nodo successivo lungo il percorso di rete. Allora è immediato convincersi che il contributo dei tempi di trasmissione può essere ridotto segmentando il messaggio in pacchetti più corti.

87 197 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Effetto pipelining (2/4) Ad esempio, consideriamo il caso di un percorso di rete a due salti come nel diagramma tempo-spazio mostrato in Figura 5. Se il messaggio non è segmentato, questo contributo è uguale a 2 volte il tempo di trasmissione dellintero mes-saggio, dato che questo, una volta effettuato il primo salto, può essere riemesso solo dopo essere stato completamente memorizzato. Se invece il messaggio è segmentato in due pacchetti e se si trascura laggiunta dei bit di intestazione, il contributo è uguale a 1,5 volte il tempo di trasmissione dellintero messaggio. Ad esempio, consideriamo il caso di un percorso di rete a due salti come nel diagramma tempo-spazio mostrato in Figura 5. Se il messaggio non è segmentato, questo contributo è uguale a 2 volte il tempo di trasmissione dellintero mes-saggio, dato che questo, una volta effettuato il primo salto, può essere riemesso solo dopo essere stato completamente memorizzato. Se invece il messaggio è segmentato in due pacchetti e se si trascura laggiunta dei bit di intestazione, il contributo è uguale a 1,5 volte il tempo di trasmissione dellintero messaggio.

88 198 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Effetto pipelining (3/4) Spazio C PHM D Δ C HL Tempo Origine Destin. 123 Figura 5 (Q = 2 ; P = 3)

89 199 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Effetto pipelining (4/4) Questa riduzione è legata al fatto che il secondo nodo può rilanciare il primo pacchetto non appena ne ha completata la memorizzazione e mentre sta ancora completando la memorizzazione del secondo pacchetto. Questo parallelismo tra le emissioni successive su rami consecutivi di un percorso di rete è reso possibile dalla segmentazione del messaggio; si tratta delleffetto pipelining. Quanto ora detto potrebbe indurre alla conclusione che convenga incrementare la segmentazione e quindi operare con pacchetti più corti a parità di lunghezza del messaggio. Questa riduzione è legata al fatto che il secondo nodo può rilanciare il primo pacchetto non appena ne ha completata la memorizzazione e mentre sta ancora completando la memorizzazione del secondo pacchetto. Questo parallelismo tra le emissioni successive su rami consecutivi di un percorso di rete è reso possibile dalla segmentazione del messaggio; si tratta delleffetto pipelining. Quanto ora detto potrebbe indurre alla conclusione che convenga incrementare la segmentazione e quindi operare con pacchetti più corti a parità di lunghezza del messaggio.

90 200 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Effetto overhead (1/3) Aumentando però il numero di pacchetti in cui viene segmentato il messaggio, aumenta anche il numero di bit di extra-informazione, da aggiungere come intestazione al testo di ogni pacchetto. Ad esempio, se si segmenta il messaggio in P pacchetti, allora il numero totale di cifre binarie da trasferire aumenta da M a M+PH. Questo incremento, costituente leffetto overhead, com- porta un corrispondente aumento del contributo legato al tempo di trasmissione. Aumentando però il numero di pacchetti in cui viene segmentato il messaggio, aumenta anche il numero di bit di extra-informazione, da aggiungere come intestazione al testo di ogni pacchetto. Ad esempio, se si segmenta il messaggio in P pacchetti, allora il numero totale di cifre binarie da trasferire aumenta da M a M+PH. Questo incremento, costituente leffetto overhead, com- porta un corrispondente aumento del contributo legato al tempo di trasmissione.

91 201 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Effetto overhead (2/3) Daltra parte il numero P di pacchetti risultanti dalla segmentazione è uguale a Di questi pacchetti i primi P - 1 hanno un testo che è costituito da L bit, mentre il testo del pacchetto finale ha lunghezza compresa tra 1 e L. Il numero totale B di cifre binarie dopo la formazione dei pacchetti con le loro intestazioni è quindi dato da Dalle espressioni di B e di P si può valutare come variano lefficienza di trasferimento e il carico di elaborazione in funzione della lunghezza L. Daltra parte il numero P di pacchetti risultanti dalla segmentazione è uguale a Di questi pacchetti i primi P - 1 hanno un testo che è costituito da L bit, mentre il testo del pacchetto finale ha lunghezza compresa tra 1 e L. Il numero totale B di cifre binarie dopo la formazione dei pacchetti con le loro intestazioni è quindi dato da Dalle espressioni di B e di P si può valutare come variano lefficienza di trasferimento e il carico di elaborazione in funzione della lunghezza L.

92 202 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Effetto overhead (3/3) Se M tende allinfinito, la inefficienza di trasferimento (complemento a 1 dellefficienza) è uguale a H/(H + L) e quindi aumenta al diminuire di L; al decrescere di L a parità di M, diminuisce allora lefficienza di trasferimento. Daltra parte il carico di elaborazione aumenta al crescere del numero P di pacchetti per un fissato M; ma P aumenta se si diminuisce L; quindi al decrescere di L a parità di M aumenta il carico di elaborazione. In sintesi lefficienza di trasferimento e il carico di elaborazione consigliano di operare con elevati valori di L. Se M tende allinfinito, la inefficienza di trasferimento (complemento a 1 dellefficienza) è uguale a H/(H + L) e quindi aumenta al diminuire di L; al decrescere di L a parità di M, diminuisce allora lefficienza di trasferimento. Daltra parte il carico di elaborazione aumenta al crescere del numero P di pacchetti per un fissato M; ma P aumenta se si diminuisce L; quindi al decrescere di L a parità di M aumenta il carico di elaborazione. In sintesi lefficienza di trasferimento e il carico di elaborazione consigliano di operare con elevati valori di L.

93 203 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di trasferimento (1/6) Per il calcolo del ritardo D, –indichiamo con C e Δ i valori posti separatamente uguali per le capacità e i ritardi di propagazione dei rami del percorso di rete; –assumiamo che, come duso, lattraversamento di ogni nodo avvenga con una memorizzazione completa dei pacchetti prima del loro rilancio; Per il calcolo del ritardo D, –indichiamo con C e Δ i valori posti separatamente uguali per le capacità e i ritardi di propagazione dei rami del percorso di rete; –assumiamo che, come duso, lattraversamento di ogni nodo avvenga con una memorizzazione completa dei pacchetti prima del loro rilancio;

94 204 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di trasferimento (2/6) –supponiamo che »la rete sia debolmente caricata in modo che possa essere trascurato il ritardo di attraversa- mento/elaborazione dei nodi appartenenti al percorso di rete; »siano trascurabili gli eventi di errore su ogni ramo; »risulti M L. –supponiamo che »la rete sia debolmente caricata in modo che possa essere trascurato il ritardo di attraversa- mento/elaborazione dei nodi appartenenti al percorso di rete; »siano trascurabili gli eventi di errore su ogni ramo; »risulti M L.

95 205 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di trasferimento (3/6) In base a queste posizioni e a queste ipotesi, il ritardo di trasferimento D della stringa lunga M bit nel caso in cui questa sia trasferita con modo a pacchetto è, come si deduce anche dalla Figura 5, dato da È significativo commentare gli addendi al secondo membro di questa relazione. In base a queste posizioni e a queste ipotesi, il ritardo di trasferimento D della stringa lunga M bit nel caso in cui questa sia trasferita con modo a pacchetto è, come si deduce anche dalla Figura 5, dato da È significativo commentare gli addendi al secondo membro di questa relazione.

96 206 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di trasferimento (4/6) Il primo addendo è il contributo dei ritardi di propagazione sui Q rami attraversati dal percorso di rete. Il secondo addendo è il contributo del ritardo di trasmissione del primo pacchetto (comprensivo della sua intestazione) conteggiato sui primi Q – 1 rami del percorso di rete e valutato tenendo conto che, per ipotesi, ogni pacchetto (e quindi anche il primo) viene completamente memorizzato in ogni nodo prima di essere rilanciato in avanti. Il primo addendo è il contributo dei ritardi di propagazione sui Q rami attraversati dal percorso di rete. Il secondo addendo è il contributo del ritardo di trasmissione del primo pacchetto (comprensivo della sua intestazione) conteggiato sui primi Q – 1 rami del percorso di rete e valutato tenendo conto che, per ipotesi, ogni pacchetto (e quindi anche il primo) viene completamente memorizzato in ogni nodo prima di essere rilanciato in avanti.

97 207 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di trasferimento (5/6) Il terzo addendo è il contributo del ritardo di trasmissione, sullultimo ramo del percorso di rete, dellintero insieme di cifre binarie risultante dopo la segmentazione e laggiunta dellintestazione a ogni pacchetto; tale aggiunta comporta che la lunghezza M venga incrementata da M a M + PH. Inoltre, per effetto del terzo addendo e dato che M, per ipotesi è una quantità aleatoria, tale è anche il ritardo D. Il terzo addendo è il contributo del ritardo di trasmissione, sullultimo ramo del percorso di rete, dellintero insieme di cifre binarie risultante dopo la segmentazione e laggiunta dellintestazione a ogni pacchetto; tale aggiunta comporta che la lunghezza M venga incrementata da M a M + PH. Inoltre, per effetto del terzo addendo e dato che M, per ipotesi è una quantità aleatoria, tale è anche il ritardo D.

98 208 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Ritardo di trasferimento (6/6) A parte il ritardo di propagazione che dipende unicamente dalla lunghezza del percorso di rete, il ritardo D è quindi determinato dal secondo e dal terzo addendo della (6): a parità di H, Q e C, il secondo addendo cresce, con legge lineare, al crescere di L, mentre il terzo addendo decresce, con legge iperbolica, al crescere di L. Ogni realizzazione del ritardo D presenta quindi un minimo quando, a parità di H, Q e C, si fa variare L. A parte il ritardo di propagazione che dipende unicamente dalla lunghezza del percorso di rete, il ritardo D è quindi determinato dal secondo e dal terzo addendo della (6): a parità di H, Q e C, il secondo addendo cresce, con legge lineare, al crescere di L, mentre il terzo addendo decresce, con legge iperbolica, al crescere di L. Ogni realizzazione del ritardo D presenta quindi un minimo quando, a parità di H, Q e C, si fa variare L.

99 209 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Pacchetto ottimo (1/2) Determiniamo il valore L opt per il quale risulta minimo il valore atteso del prodotto CD che rappresenta il valore del ritardo D normalizzato rispetto al tempo di trasmissione di un bit. Facendo lapprossimazione che è ragionevole se la distribuzione di M è uniforme su intervalli di L bit, si ottiene Determiniamo il valore L opt per il quale risulta minimo il valore atteso del prodotto CD che rappresenta il valore del ritardo D normalizzato rispetto al tempo di trasmissione di un bit. Facendo lapprossimazione che è ragionevole se la distribuzione di M è uniforme su intervalli di L bit, si ottiene

100 210 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Pacchetto ottimo (2/2) Da questa espressione, per differenziazione rispetto ad L, si ottiene ed uguagliando a 0, risulta infine Conseguentemente, quando H cresce, aumenta anche L opt. Quando invece cresce la lunghezza del percorso (rappresentata dal numero Q di rami), si ha una diminuzione di L opt. Quando infine aumenta la lunghezza media del messaggio, cresce anche L opt. Da questa espressione, per differenziazione rispetto ad L, si ottiene ed uguagliando a 0, risulta infine Conseguentemente, quando H cresce, aumenta anche L opt. Quando invece cresce la lunghezza del percorso (rappresentata dal numero Q di rami), si ha una diminuzione di L opt. Quando infine aumenta la lunghezza media del messaggio, cresce anche L opt.

101 211 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Diagrammi tempo-spazio (1/3) Sempre nellipotesi di Figura 5 corrispondente ad un percorso di rete formato da due rami, per generalizzare i risultati precedenti al caso di ritardi di propagazione Δ 1 e Δ 2 differenti (Δ 1 C 2. Invece la Figura 7 è il diagramma tempo- spazio quando C 1 < C 2. In entrambi i casi N è il numero di pacchetti risultanti dalla segmentazione del messaggio e F è la lunghezza di ogni pacchetto comprensiva della relativa intestazione. Sempre nellipotesi di Figura 5 corrispondente ad un percorso di rete formato da due rami, per generalizzare i risultati precedenti al caso di ritardi di propagazione Δ 1 e Δ 2 differenti (Δ 1 C 2. Invece la Figura 7 è il diagramma tempo- spazio quando C 1 < C 2. In entrambi i casi N è il numero di pacchetti risultanti dalla segmentazione del messaggio e F è la lunghezza di ogni pacchetto comprensiva della relativa intestazione.

102 212 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Diagrammi tempo-spazio (2/3) Figura 6: caso C 1 >C 2 N F/C F/C 1 D 132

103 213 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Diagrammi tempo-spazio (3/3) Figura 7: caso C 1 < C F/C1F/C1 (N-1) F/C 1 + F/C 2 D 123

104 214 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Caso di flusso continuo (1/6) Con riferimento al caso di flusso continuo, determiniamo il ritardo di trasferimento D che lo riguarda e cioè lintervallo di tempo tra listante in cui un dato bit entra nella rete e listante in cui lo stesso bit ne esce. Si assume che il flusso in esame sia emesso da una sorgente operante con un ritmo costante uguale a R. Il ritardo D dipende dagli stessi fattori considerati nel caso di flusso intermittente, ma con laggiunta di una nuova componente di ritardo rappresentata dal ritardo di pacchettizzazione: questo è definito dal tempo necessario per riempire un pacchetto. Con riferimento al caso di flusso continuo, determiniamo il ritardo di trasferimento D che lo riguarda e cioè lintervallo di tempo tra listante in cui un dato bit entra nella rete e listante in cui lo stesso bit ne esce. Si assume che il flusso in esame sia emesso da una sorgente operante con un ritmo costante uguale a R. Il ritardo D dipende dagli stessi fattori considerati nel caso di flusso intermittente, ma con laggiunta di una nuova componente di ritardo rappresentata dal ritardo di pacchettizzazione: questo è definito dal tempo necessario per riempire un pacchetto.

105 215 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Caso di flusso continuo (2/6) Supponiamo che –il ritardo di propagazione sui rami del percorso sia trascurabile; –Il testo dei pacchetti sia di lunghezza costante e uguale a L, in modo che la lunghezza di ogni pacchetto sia costante e uguale a L + H; –la rete sia debolmente caricata in modo che possa essere trascurato il ritardo di attraversamento dei nodi appartenenti al percorso di rete; –sia inoltre trascurabile il ritardo di processamento nei nodi. Supponiamo che –il ritardo di propagazione sui rami del percorso sia trascurabile; –Il testo dei pacchetti sia di lunghezza costante e uguale a L, in modo che la lunghezza di ogni pacchetto sia costante e uguale a L + H; –la rete sia debolmente caricata in modo che possa essere trascurato il ritardo di attraversamento dei nodi appartenenti al percorso di rete; –sia inoltre trascurabile il ritardo di processamento nei nodi.

106 216 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Caso di flusso continuo (3/6) Ipotizziamo infine che –ogni pacchetto sia completamente memorizzato nei nodi attraversati prima di essere rilanciato verso il nodo successivo; –per ogni ramo appartenente al percorso di rete, risulti cioè i pacchetti siano trasferiti con intervallo temporale imposto dal ritardo di pacchettizzazione e subiscano su ogni ramo un ritardo di trasmissione, che è sempre non superiore a quello di pacchet- tizzazione. Ipotizziamo infine che –ogni pacchetto sia completamente memorizzato nei nodi attraversati prima di essere rilanciato verso il nodo successivo; –per ogni ramo appartenente al percorso di rete, risulti cioè i pacchetti siano trasferiti con intervallo temporale imposto dal ritardo di pacchettizzazione e subiscano su ogni ramo un ritardo di trasmissione, che è sempre non superiore a quello di pacchet- tizzazione.

107 217 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Caso di flusso continuo (4/6) Con queste ipotesi, si ha allora ove il primo addendo è il ritardo di pacchettiz- zazione, mentre il secondo è il tempo di trasmissione di un pacchetto sullinsieme dei vari rami che costituiscono il percorso del flusso informativo. Con queste ipotesi, si ha allora ove il primo addendo è il ritardo di pacchettiz- zazione, mentre il secondo è il tempo di trasmissione di un pacchetto sullinsieme dei vari rami che costituiscono il percorso del flusso informativo.

108 218 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Caso di flusso continuo (5/6) Si vede che: D diminuisce quando L diminuisce, finché per uno o più rami risulti questa condizione fornisce il minimo valore di D. Si vede che: D diminuisce quando L diminuisce, finché per uno o più rami risulti questa condizione fornisce il minimo valore di D.

109 219 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Caso di flusso continuo (6/6) diminuendo ulteriormente L, il ritardo di trasferi- mento diventa infinito, in quanto si ha accumulo indefinito di pacchetti sul ramo per cui allaumentare della capacità di trasferimento C i, laddendo dominante nellespressione di D è L/R, termine che non è influenzato dalla presenza di altro traffico. diminuendo ulteriormente L, il ritardo di trasferi- mento diventa infinito, in quanto si ha accumulo indefinito di pacchetti sul ramo per cui allaumentare della capacità di trasferimento C i, laddendo dominante nellespressione di D è L/R, termine che non è influenzato dalla presenza di altro traffico.

110 220 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a III. SERVIZI DI RETE E MODI DI TRASFERIMENTO III.4: Interconnessione di sotto-reti

111 221 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Interconnessione di sotto-reti SINT Sotto-rete 1 Sotto-rete 2 Interfaccia fisica Verso unaltra sotto-rete Figura 8

112 222 Aldo Roveri, Retematica Univ. di Roma La Sapienza - a.a Architettura di una inter-rete Host H1Host H2 Mezzo trasmissivo 1 Strati applicativi S 4 S 3.1 S 2.1 S 1.1 S 4 S 3.2 S 2.2 S 1.2 P4 P 3.1 P 2.1 P 1.1 P 3.2 P 2.2 P 1.2 SINT S 3.1 S 2.1 S 1.1 S 3.2 S 2.2 S 1.2 Ordine di trattamento di IS Strati applicativi Mezzo trasmissivo 2 sotto-rete 1 sotto-rete 2 Figura 9


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