Rutarea - Rutere de lungimi de unda nereconfigurabile

. Rutarea

1 Rutere de lungimi de unda nereconfigurabile

Bazandu-se pe lungimile de unda ale semnalului un aparat de rutare ruteaza semnalele provenite de la porturi de intrare diferite ale aparatului catre porturi de iesire diferite. Rutarea lungimii de unda se realizeaza prin demultiplexarea diferitelor lungimi de unda de la fiecare port de intrare si apoi multiplexand semnalele la fiecare port de iesire. In cazul nereconfigurabil nu exista stare de inversie intre demultiplexare si multiplexare, iar radacinile pentru semnalele diferite ce sosesc de la orice port de intrare sunt fixe. Ruterul cu lungime de unda nereconfigurabil.

intrari iesiri

1

2

3

4

Fig. 58 Ruter nereconfigurabil 4 x 4

Ruterul este nereconfigurabil pentru ca traseul dat al unui canal de lungime de unda dupa ce intra in ruter pe o anumita fibra de intrare este fix. Folosind o retea de demultiplexare se separa lungimile de unda ale fiecarei fibre de intrare. Apoi, informatia de la mai multe canale WDM este multiplexata inainte de a ajunge la fibra de iesire. Matricea de rutare decide ce lungime de unda de la ce port de intrare este rutata catre ce port de iesire.

1.1 Ruterul de ghid de unda cu retea de difractie

Ruterul de ghid de unda cu retea de difractie (WGR-waveguide grating router) este cunoscut si ca multiplexorul de ghid de unda cu retea de difractie (AWG-arrayed waveguide grating multiplexer). Acesta ruteaza semnalul optic de la un port de intrare dat catre un port de iesire. Semnalele diferite cu aceeasi lungime de unda pot fi aduse simultan catre porturi de intrare diferite. WGR-ul cu N porturi de intrare si N porturi de iesire este capabil de rutarea a maxim N² conexiuni, insa un aparat cu matrice fixa de rutare nu poate fi reconfigurat.

2 Rutarea si alocarea lungimilor de unda

Fie o retea cu E legaturi si N noduri. Fibrele optice formeaza un graf ce interconecteaza nodurile in mod arbitrar. Fiecare fibra transporta 2w lungimi de unda, cate w in fiecare directie. Capacitatea retelei in cai optice:

K=E (rel. 57)

unde E-numarul de legaturi optice, w-numarul de lungimi de unda in fiecare sens, h-distanta medie intre noduri pentru caile optice

Aceeasi lungime de unda trebuie sa existe de-a lungul unei intregi cai optice. Rutarea trebuie realizata astfel incat caile optice sa ocupe drumurile cele mai scurte. Lungimile de unda trebuie alocate astfel incat sa se reduca sau minimizeze riscul de blocare a altor cai optice. Doua probleme apar in rutarea si alocarea lungimilor de unda:

- rutele fizice sunt calculate, iar caile optice sunt rutate;

- lungimile de unda trebuie alocate pentru acele cai cat mai eficient cu putinta.

Rezolvarea problemelor mai sus mentionate conduce la optimizarea retelei pentru maximizarea calitatii serviciilor. Solutia este utilizarea unor algoritmi de mare complexitate cu numar mare de iteratii, pentru care timpii de prelucrare sunt foarte mari.

Zhang si Acampora propun algoritmul de alocare al lungimilor de unda care maximizeaza traficul mono-hop, mentinand conditia ca doua cai optice transmise prin aceeasi fibra sa aiba lungimi de unda diferite.

m=m_(i,j),(l,m) (rel. 58)

Sursa este nodul i, destinatia nodul j. Daca exista o legatura comuna intre caile optice (i,j) si (l,m), atunci m=1. Daca insa nu exista nicio astfel de legatura, atunci m=0.

z_ij(k)=1 (rel. 59)

unde z este vectorul pentru fiecare conexiune din retea intre cele N noduri; k-lungimea de unda prin intermediul careia sunt conectate nodurile i si j.

z_ij(k)=0   (rel. 60)

daca k nu leaga nodurile i si j.

Problema alocarii lungimilor de unda poate fi exprimata:

max (rel. 61)

-traficul total in retea intre nodurile i si j, -capacitatea dintre aceste noduri pe caile optice stabilite, C-debit binar (bit/s)

Lungimile de unda sunt optim alocate in functie de:

(rel. 62)

(rel. 63)

k=1,2,3,,W i,j noduri (1,2,3,..,N)

Conditiile de mai sus exprima faptul ca pentru fiecare din cele W lungimi de unda poate exista cel mult o conexiune (cale optica) care sa provina de la nodul i si o cale optica care se termina la nodul j. Astfel fiecare legatura optica are o lungime de unda unica.

Doua cai optice din aceeasi fibra nu merg pe aceeasi lungime de unda. Daca doua cai optice i-j, l-m impart aceleasi fibre, atunci ele nu pot avea aceeasi lungime de unda pe aceeasi legatura.

m_(i,j),(l,m)( (rel. 64)

Pentru fiecare graf al unei retele date exista o matrice de trafic T, insemnand ca trebuie stabilita o cale optica pentru fiecare element nenul al acestei matrici.

O metoda de alocare este rutarea pe drumul cel mai scurt. Se aloca mai intai lungimi de unda pentru caile optice transmise pe drumuri mai mici, iar pe urma pentru cai optice mai lungi.

Alocarea lungimilor de unda prin metoda colorarii grafului retelei

Daca reteaua are un graf de dimensiuni reduse si sarcini de trafic scazute atunci se poate folosi metoda colorarii grafului. Nodurile grafului sunt colorate astfel incat doua noduri adiacente sa nu aiba aceeasi culoare, aceasta deoarece doua noduri adiacente au cel putin o cale optica intre ele. Culorile nodurilor corespund lungimilor de unda folosite.

2.1 Stabilirea cailor optice

Aceasta poate fi statica sau dinamica. In cazul stabilirii statice scopul proiectarii este rutarea cat mai eficienta a cailor optice astfel incat numarul de lungimi de unda necesare sa fie minim. O metoda de abordare ina cest caz este in ordinea descrescatoare a lungimii cailor optice, incepand cu cea mai lunga cale optica si avansand catre cele mai scurte. Alta posibila abordarea este aceea in care se stabilesc caile optice in ordine crescatoare a numarului de noduri dintre sursa si destinatie.

Daca sarcina de trafic variaza se foloseste stabilirea dinamica a cailor optice. Alocarea lungimilor de unda si rutarea cailor optice se face astfel incat sa se obtina o viteza efectiva maxima (numar maxim de cai optice) intr-o anumita perioada de timp. Un exemplu ar fi rutarea cailor optice folosind un algoritm de rutare ce tine seama de drumurile cel mai putin congestionate. Daca exista mai multe linii intre o sursa si destinatie cererea este rutata pe linia mai putin congestionata. Acesta este un mare avantaj pentru ca astfel se tine sub control congestia din ansamblul retelei, putand ruta cereri suplimentare daca congestia neta pe o legatura este mai mica decat numarul maxim de lungimi de unda din fibra. Ramaswami si Sasaki au aproximat numarul de cai optice stabilite ca fiind 2λ_max-1 (unde λ_max este numarul maxim de lungimi de unda din fibra).

2.2 Crearea topologiei virtuale

Numarul de cai optice printr-o legatura trebuie sa fie cel mult egal cu numarul de lungimi de unda din fibra respectiva. Numarul total de legaturi optice din retea este:

L= (rel. 65)

unde este numarul de fibre optice ce interconecteaza nodurile m si n

Intarzierea in timp dintre nodurile m si n

(rel. 66)

unde reprezinta distanta in km dintre nodurile m si n

min (rel. 67)

unde matricea de trafic, traficul intre s si d pe legatura fizica i si j.

Distanta dintre noduri trebuie minimizata pentru caile optice existente pe legaturile fizice date intr-un mod eficient. Daca minimizam distanta medie intre noduri atunci viteza efectiva in retea creste, in timp ce probabilitatea de blocare a cailor optice scade. In final se va obtine V_ij, matricea de interconectare a topologiei virtuale.

Maximizarea factorului de reutilizare a lungimilor de unda conduce la o schema performanta de rutare si alocare a lungimilor de unda. In retelele inelare numarul maxim de cai optice pe lungime de unda este 2,43. Acesta fiind factorul de reutilizare. Pentru o topologie oarecare reutilizarea lungimilor de unda este o functie dependenta de numarul de noduri din retea (Zhang si Acampora). In cazul unei retele inel cu N noduri, o sarcina de L cai optice poate fi suportata cu un numar de 2L lungimi de unda, fara conversia acestora. Daca insa exista un grad limitat de conversie d, atunci numarul maxim de lungimi de unda necesare este max(0, L-d)+L. Gradul limitat de conversie d, presupune ca o cale optica de pe o lungime de unda λ_i poate fi convertita intr-o alta cale optica pe oricare din lungimile de unda din domeniul [λ_i ; λ_i+d]. Daca este posibila alocarea oricarei lungimi de unda din banda de lucru atunci conversia este totala.

2.3 Calculul probabilitatii de blocare

Probabilitatea de blocare a unei retele arata performanta retelei din punctul de vedere al vitezei si pierderilor acesteia. Cel putin o lungime de unda trebuie sa fie disponibila in fiecare din cele h legaturi pentru o cale optica de h noduri (hopuri). Lungimea de unda disponibila trebuie sa fie aceeasi in toate fibrele. In cazul in care conversia lungimilor de unda este permisa trebuie sa existe cel putin o lungime de unda disponibila in fiecare dintre cele h legaturi traversate de catre calea optica respectiva (continuitatea nu este obligatorie). Deci prin introducerea conversiei lungimilor de unda se scade probabilitatea de blocare. Conversia limitata ofera la iesire un domeniu finit de lungimi de unda. Marimea benzii din care se aleg lungimile de unda la iesire se numeste grad de conversie. In cazul conversiei totale gradul este egal cu numarul maxim de lungimi de unda din retea. Probabilitatea de blocare este direct proportionala cu lungimea cailor exprimata in numarul de noduri intermediare. Cu cat numarul de noduri traversate de o cale optica solicitata este mai mare creste probabilitatea ca acea cerere sa fie respinsa devenind mai dificila gasirea unei lungimi de unda disponibile pentru fiecare din cele h noduri.

λ₁ λ_W λ_k λ_k+d

λ₁ λ_W λ₁ λ_W

Fig. 59 Conversie limitata si conversie totala realizata cu transpondere

Presupunem o cerere pentru o cale optica de lungime h (noduri) de la sursa la destinatie. In fiecare fibra din retea exista w lungimi de unda. reprezinta probabilitatea ca o lungime de unda sa fie ocupata, iar reprezinta numarul mediu de lungimi de unda ce se asteapta a fi utilizate pe o legatura data. Probabilitatea ca aceeasi lungime de unda sa fie disponibila pe fiecare dintre cele h legaturi este (1-)^h. Atunci probabilitatea de blocare a respectivei lungimi de unda este [1-(1-)^h]. Astfel ca probabilitatea de blocare pentru o legatura cu h noduri intermediare devine:

P_b1= [1-(1-)^h]^w (rel. 68)

Raportul dintre viteza efectiva medie totala a retelei si capacitatea unei legaturi reprezinta gradul de utilizare al unei retele WDM in care nu se opereaza conversia lungimilor de unda, iar pentru o probabilitate de blocare P_b1 acesta este:

U₁= (rel. 69)

Grad de

utilizare

Numarul de lungimi de unda - w

Fig. 60 Gradul de utilizare al unei retele WDM

Se evalueaza pentru diverse numere de lungimi de unda si de noduri la o probabilitate de blocare P_b1=0,001 si fara conversie de lungimi de unda.

In cazul conversiei totale. este probabilitatea ca o lungime de unda sa fie ocupata la un moment dat. ^w reprezinta probabilitatea ca toate lungimile de unda sa fie ocupate. 1- ^w este probabilitatea ca toate lungimile de unda considerate sa fie disponibile la un moment dat pe o legatura data. (1- ^w)^h reprezinta probabilitatea ca toate cele w lungimi de unda sa fie disponibile in toate cele h legaturi. Probabilitatea de blocare:

P_b2=1-(1- ^w)^h (rel. 70)

Gradul de utilizare al retelei:

U₂= (rel. 71)

Aplicatie:

Alocarea lungimilor de unda prin metoda colorarii grafului

Presupunem reteaua: B C

A Fig. 61

Topologia fizica a retelei

E D

Presupunem urmatorul trafic de rutat: AED, ABC, BCD, BAE, EDC, DCB, DEA. Fiecare dintre cele 7 cereri de trafic reprezinta o cale optica de la o sursa spre destinatie printr-un nod intermediar. Se realizeaza rutarea acestor cereri sub constrangerea continuitatii in lungimi de unda si a unicitatii lungimilor de unda pentru cai optice prin aceeasi legatura, urmand colorarea grafului astfel incat sa fie necesare cat mai putine lungimi de unda.

B C

A

E D

Fig. 62 Rutarea traficului peste

topologia fizica

Astfel numarul de lungimi de unda necesare este 4.

max(D_i)=3 (rel. 72)

Numarul de culori necesare este: W= max(D_i)+1=3+1=4 culori (lungimi de unda)

ABC BCD

λ_a λ_b

AED BAE

λ_a λ_c Fig. 63 Graful cailor

λ_b optice.

DEA λ_c λ_d

DCB EDC

Nodurile reprezinta in figura cai optice stabilite. Daca exista o legatura intre doua noduri, atunci aceste cai optice impart o fibra.

3 Comutator cu lungime de unda rutabila reconfigurabila (WRS)

WRS-ul (wavelength routing switch) are P fibre de intrare si P fibre de iesire. Pe fiecare fibra de intrare sunt M canale de lungime de unda. Semnalele pe o lungime de unda data sunt indreptate catre acelasi comutator. Semnalele inversate sunt apoi directionate catre multiplexoare asociate cu porturile de iesire. Informatia de la mai multe canale WDM este multiplexata inainte de a fi trimisa pe fibra de iesire. Comutatoarele de divizare a spatiului pot ruta un semnal de la orice intrare catre orice iesire pentru o lungime de unda data. Elementele crosspoint 2 x 2 folosite in constructia comutatoarelor de divizare a spatiului pot fi acordate lent si reconfigurate pentru a fi adaptate cerintelor de schimbare a traficului.

Switch ( )

fibra de intrare 1 λ₁ λ₁ fibra de iesire 1

λ₁, λ₂,, λ_M  λ_M λ₁ λ_M λ₁, λ₂,, λ_M

λ₁

			Switch (λM)

fibra de intrare P fibra de iesire P

λ₁, λ₂,, λ_M λ_M λ_M λ₁, λ₂,, λ_M

Fig. 64 WRS P x P cu M lungimi de unda

4 Packet switch fotonic

Aceste comutatoare sunt formate din mecanisme logice in loc de cele relationale, iar configurarea comutatorului este o functie de datele semnalului de intrare. Anumite arhitecturi de comutatoare folosesc linii de intarziere pentru a implementa buffere optice in incercarea de a rezolva problema legata de alegerea resurselor. O linie de intarziere este o fibra lunga ce introduce intarziere in propagare de ordinul timpilor de transmisie a pachetelor.

Comutatorul "staggering" este un packet switch aproape complet optic. Avantajul unui astfel de comutator este transparenta sa, exceptand controlul de informatie (care este facut electronic). Sarcina utila poate fi codata intr-un format arbitrar sau la un debit arbitrar. Problema implementarii retelelor optice packet switched este lipsa de RAM optic.

Prin setarea potrivita a numarului de linii de intarziere comutarea poate atinge o probabilitate arbitrara scazuta de pierdere de pachete.

4.1 CORD (Contention Resolution by Delay Lines)

Arhitectura CORD consta intr-un numar de 2 x 2 elemente de crossconnect si linii de intarziere. Daca doua pachete se lupta pentru acelasi port de iesire, unul din pachete poate fi indreptat catre o linie de intarziere in timp ce celalalt pachet este trimis catre portul de iesire. Pachetul intarziat poate fi indreptat catre acelasi port dupa ce a fost transmis primul pachet.

Linie de intarziere Linie de intarziere

intrarea 1  iesirea 1

intrarea 2  iesirea 2

crossconnect crossconnect crossconnect

Fig. 65 Arhitectura CORD

4.2 Arhitectura HLAN (Helical LAN)

Arhitectura HLAN, descrisa de R.A. Barry in "All optical consortium - Ultrafast TDM networks", evita coleziunile de canal folosind un sistem de sloturi cu indicatori de sloturi goale care arata cand un nod poate scrie date pe un slot. HLAN este implementata pe o magistrala unidirectionala spiralata in care fibra se invarte de doua ori pentru a vizita fiecare nod de trei ori. Mediul fibrei este divizat in trei segmente in cascada. Periodic sunt generate frame-uri de dimensiuni egale cu sloturi libere si puse apoi pe magistrala. Traficul de lungime de banda garantata (Guaranteed Bandwidth-GBW) este transmis pe segmentul GBW. Traficul de lungime de banda ceruta (Bandwidth On Demand-BOD) este transmis segmentului BOD, iar datele sunt primite pe segmentul RCV. Toti userii primesc trafic pe al treilea segment, toti receptorii sunt in directia fluxului emitatoarelor. Reteaua a fost proiectata sa lucreze la 100 Gbps, dar este adaptabila ratelor de transfer mai mari.

Fig. 66 Arhitectura HLAN

Exemplu de topologie unidirectionala HLAN. Capul (H) genereaza sloturi libere. Userii cu latime de banda garantata (GBW) urmaresc disponibilitatea sloturilor si pot transmite pachete catre sloturile goale prealocate din segmentul GBW. Userii cu latime de banda la cerere (BOD) urmaresc disponibilitatea sloturilor si daca acestia au suficiente credite atunci pot transmite pachete catre sloturile libere din segmentul BOD. Userii citesc capetele pachetelor din segmentul primire (RCV) al magistralei si descarca acele pachete care le sunt adresate lor. H monitorizeaza traficul retelei la inceputul segmentului de primire. Magistrala se termina cu slotul S (slot sink).