Mod`ele de r´eseau

2.2.3 Mod`ele d’ordonnancement . . . . 17 2.3 Cas ´etudi´es . . . . 21 2.3.1 Cas monoprocesseur . . . . 21 2.3.2 Cas d’une ligne de diffusion . . . . 22 2.3.3 Cas g´en´eral . . . . 22

2.4 Outil de validation . . . . 22 2.5 Probl´ematique trait´ee . . . . 23 2.6 Conclusion . . . . 24

2.1 INTRODUCTION

Nous nous int´eressons dans cette th`ese `a la dimension temporelle de la QoS dans un r´eseau. Pour cela, nous consid´erons un r´eseau dans lequel coexistent n flux diff´erents. Un flux est une s´equence de paquets ayant des caract´eristiques communes. Dans un r´eseau de type Internet, par exemple, un flux est identifi´e par les cinq champs suivants de l’entˆeteTCP/IP [19] : les adresses IP source et destination, les ports source et destination et le protocole de transport (TCP,UDPou autre). Dans la suite, nous consid´ererons un flux comme une s´equence de paquets ayant ces cinq champsIPidentiques, une QoS ´egale et le mˆeme identificateur, d´efini par l’utilisateur. Dans ce contexte, nous souhaitons fournir `a chacun des flux parcourant le r´eseau des garan-ties d´eterministes sur son temps de r´eponse de bout-en-bout et sa gigue de bout-en-bout<sup>1</sup>. Pour cela, nous adoptons trois mod`eles, d´etaill´es dans la section 2.2.

Mais avant de d´etailler les trois mod`eles adopt´es, nous revenons sur l’inad´equation d’un traitement uniforme pour le probl`eme pos´e. Nous pr´esentons alors le type de r´eseau consid´er´e, puis nous d´efinissons pr´ecis´ement la dimension temporelle de la QoS. Enfin, nous soulignons l’importance de l’ordonnancement pour la QoS. Puis, apr`es avoir d´ecrit les mod`eles de r´eseau, de flux et d’ordonnancement que nous utiliserons tout au long de cette th`ese, nous pr´esentons les trois cas dans lesquels nous apportons des r´esultats nouveaux par rapport `a l’´etat de l’art2, `a savoir (i) en contexte monoprocesseur, (ii) pour une ligne de diffusion et (iii) dans le cas g´en´eral. A chaque cas correspond un chapitre de cette th`ese.

Une d´efinition formelle de la probl´ematique trait´ee dans cette th`ese est alors donn´ee `a la fin de ce chapitre.

2.1.1 Inad´equation d’un traitement uniforme

Nous consid´erons un r´eseau dans lequel coexistent des applications aux exigences vari´ees, telles que des applications critiques d’entreprises, des applications multim´edia et des applications de messagerie ou de transfert de fichiers. Pour satisfaire les diff´erentes contraintes, un traitement uniforme serait inad´equat. En effet, mˆeme avec un surplus de bande passante, les flux importants (c’est-`a-dire d’applications critiques ou temps-r´eel) ne sont pas privil´egi´es. Ils peuvent donc ˆetre p´enalis´es par des flux moins prioritaires. Par exemple, un paquet multim´edia, tr`es sensible au d´elai d’acheminement, peut ˆetre gˆen´e plusieurs fois dans le r´eseau par un paquet volumineux li´e au transfert d’un fichier. Le paquet multim´edia subit alors des d´elais d’attente pr´ejudiciables dans les nœuds du r´eseau, sans pour autant que les liens soient satur´es. Par ailleurs, il n’est pas possible avec un traitement uniforme d’allouer de la bande passante `a des applications sp´ecifiques. Nous supposons donc un r´eseau proposant des services diff´erenci´es en fonction des exigences des flux, tel IntServ ou DiffServ, afin de privil´egier le traitement des applications sensibles sans surdimensionner le r´eseau. Cette diff´erenciation consistera ici `a prendre en compte deux crit`eres de QoS sp´ecifi´es par chacun des flux, `a savoir :

• un degr´e d’importance, repr´esentant la criticit´e du flux ;

• un param`etre temporel, utilis´e pour d´epartager les flux de mˆeme degr´e d’importance.

Ces param`etres sont d´efinis en d´etails dans la section 2.2.3, page 17.

1

La n´ecessit´e de telles garanties et l’importance de ces param`etres temporels ont ´et´e discut´ees dans le chapitre pr´ec´edent.

2

2.2. MODELES CONSID` ER´ ES´ 15

2.1.2 Dimension temporelle de la qualit´e de service

Nous nous focalisons sur le param`etre temporel de la qualit´e de service, `a savoir le temps de r´eponse de bout-en-bout et ´eventuellement la gigue de bout-en-bout. Plus pr´ecis´ement, nous consid´erons un r´eseau tel que celui d´ecrit dans la sous-section pr´ec´edente et dans lequel coexistent n flux. Nous avons alors les deux d´efinitions suivantes :

D´efinition 2.1.1 Le temps de r´eponse pire cas de bout-en-bout d’un flux est le temps maximum mis par un

de ses paquets pour traverser le r´eseau.

D´efinition 2.1.2 La gigue de bout-en-bout d’un flux est la diff´erence entre les temps maximum et minimum

mis par deux de ses paquets pour traverser le r´eseau.

Afin de proposer des garanties d´eterministes sur le temps de r´eponse de bout-en-bout d’un flux quelconque parcourant le r´eseau, il convient de d´eterminer une borne sur le temps de r´eponse pire cas du flux. Pour cela, nous proposons une analyse pire cas bas´ee sur une approche par trajectoire³. Concernant la gigue de bout-en-bout, deux techniques existent pour la limiter, voire l’annuler, `a savoir :

• la technique de limitation de gigue, consistant `a v´erifier que la gigue d’un flux reste born´ee par une

valeur acceptable maximale avant que le flux ne soit consid´er´e par l’ordonnanceur. Si ce n’est pas le cas, la gigue est r´eduite `a sa valeur acceptable maximale par des m´ecanismes de remise en forme ;

• la technique de l’annulation de gigue, consistant `a annuler sur chacun des nœuds visit´es la gigue du flux

avant qu’il ne soit consid´er´e par l’ordonnanceur [20]. Pour ce faire, les paquets sont retenus jusqu’`a leurs instants d’arriv´ee au plus tard. Ainsi, les paquets arrivent sur chacun des nœuds avec une gigue ´egale `a celle introduite par le nœud pr´ec´edent et le lien parcouru.

Nous verrons en d´etail ces techniques dans le chapitre 8. 2.1.3 Importance de l’ordonnancement

Le temps mis par un paquet pour traverser le r´eseau peut se d´ecomposer en (i) un d´elai fixe (temps de propagation et temps minimum de traitement) qui d´epend du chemin suivi et (ii) un d´elai dans les files d’at-tente des nœuds [21]. Le temps pass´e dans les files d’atd’at-tente est fonction de la gestion de ces files d’atd’at-tente, c’est-`a-dire de l’ordonnancement. En effet, un algorithme d’ordonnancement [22] d´etermine, parmi les pa-quets en attente de traitement, le prochain paquet `a transmettre. Il est donc important de s’interroger sur l’ordonnancement `a appliquer dans chacun des nœuds du r´eseau lors de la mise en place d’une architecture de QoS. Dans cette th`ese, nous proposons un mod`ele d’ordonnancement (voir section 2.2.3) permettant de fournir des garanties d´eterministes sur le temps de r´eponse de bout-en-bout et la gigue de bout-en-bout de tout flux parcourant le r´eseau.

2.2 MODELES CONSID` ER´ ES´ 2.2.1 Mod`ele de r´eseau

Nous consid´erons un r´eseau fiable, c’est-`a-dire sans d´efaillances des processeurs ou du r´eseau et sans pertes de paquets. Par ailleurs, les liens reliant les diff´erents nœuds sont suppos´esFIFO: les paquets arrivent sur le nœud h + 1 dans l’ordre o`u ils ont ´et´e ´emis sur le nœud h. De plus, le d´elai r´eseau entre deux nœuds est born´e inf´erieurement par Lminet sup´erieurement par Lmax.

3

Chacun des nœuds du r´eseau a la structure pr´esent´ee `a la figure 2.1, compos´ee de :

• un classificateur, qui ins`ere les paquets dans les files d’attente de l’ordonnanceur en fonction de leurs

priorit´es ;

• un ordonnanceur, qui g`ere un ensemble4de files d’attente et s´electionne parmi les paquets en attente, selon un algorithme pr´ed´efini, le paquet qui sera trait´e par le processeur ;

• un processeur, qui transmet les paquets sur le lien de sortie du nœud.

FIG. 2.1 – Structure d’un nœud du r´eseau consid´er´e

L’ordonnanceur peut ´egalement contenir un module de remise en forme, permettant de contrˆoler la confor-mit´e des flux ou de limiter, voire d’annuler la distorsion du trafic (dans le cadre d’un contrˆole de la gigue). Nous verrons dans le chapitre 8 la mise en œuvre d’un tel m´ecanisme.