Стислий конспект лекцій з дисципліни "Телекомунікаційні та інформаційні мережі" (тім) (програма бакалаврського мінімуму) Лектор доц. В.І. Тіхонов

Вид материала

Конспект

Содержание G и поставить эти номера в соответствие номерам строк некоторой матрицы В= G – списком дуг (ребер). Этот список может быть реализован двумя одномерными массивами размерностью m Синтез сети минимальной стоимости Дерево, в которое включены все вершины, называется покрывающим. G(N,V), где множество вершин N Шаг 0. Искомая сеть G' 35) как ребро с наименьшим весом, у которого вершина i Теорема о максимальном потоке и минимальном сечении. Теорема (о максимальном потоке и минимальном разрезе). Многопродуктовые потоки Multiprotocol Label Switching — MPLS Метим все Label-Switching Router — LSR Прокладывая путь Разделяй и властвуй

Подобный материал:

• Конспект лекцій Суми Видавництво Сумду 2010, 2423.29kb.
• Конспект лекцій з дисципліни "Інформаційні системи та технології у фінансових установах", 1112.81kb.
• Назва модуля: Інформаційні системи в менеджменті Код модуля, 40.82kb.
• Робоча навчальна програма з дисципліни «Політичні комунікації» Укладач: к філол н.,, 310.09kb.
• Конспект лекцій з дисципліни „Радіоекологія для студентів спеціальності 040106  „Екологія,, 1393.76kb.
• Виконавці, 499.61kb.
• Конспект лекцій по дисципліні Інформаційні моделі "великих" систем, 1986.92kb.
• Дисципліна «Финанси» Довідник з дисципліни Для спеціальностей 0104, 0105, 0106, 0100, 539.85kb.
• Робоча навчальна програма дисциплiни " планування та проектування інформаційних систем", 115.77kb.
• Конспект лекцій Удвох частинах Частина 1 Суми, 2323.63kb.

Рисунок 2. Матрица смежности


Для хранения в памяти ЭВМ матрицы смежности, как видим, необходимо n² ячеек.

У неориентированного графа матрица смежности симметрична относительно главной диагонали, и, следовательно, в памяти ЭВМ может храниться лишь один из ее треугольников, что позволит экономить память, но усложняет ее обработку на ЭВМ.

Если перенумеровать в произвольном порядке дуги (ребра) графа ^ G и поставить эти номера в соответствие номерам строк некоторой матрицы В=[b_ij], а номера столбцов оставить по-прежнему соответствующими номерам вершин графа, то в такой матрице можно отобразить отношение инцидентности элементов графа G. Элементы матрицы B_ij могут принимать значения {0, 1}.


Перенумеруем дуги для рассматриваемого графа: (i, j) - 1; (j,k) - 2; (k,l) - 3; (l,s) - 4; (s,i) - 5; (s,j) – 6; (s,k) - 7. Тогда матрица инцидентности будет иметь вид :

B =	1 1 0 0 0 0 1 1 0 0 0 0 1 1 0 0 0 0 1 1 1 0 0 0 1 0 1 0 0 1 0 0 1 0 1

Рисунок 3. Матрица инцидентности


Взвешенный граф (сеть) может быть в дискретном виде представлен матрицей весов W=[w_ij],где w_ij – вес дуги (ребра), если она существует в графе G. Веса несуществующих дуг (ребер) полагают равными  или 0 в зависимости от условий задачи, в которой они рассматриваются.

Если граф является разреженным (имеет малое количество дуг (ребер)), то возможно более компактное представление графа ^ G – списком дуг (ребер). Этот список может быть реализован двумя одномерными массивами размерностью m, в первом из которых записаны начальные вершины дуг (ребер), а во втором – конечные, либо двумерным массивом, размерностью (2, m).

Например,

R₁ = (1, 3, 4, 5, 5, 2, 5)

R₂ = (2, 2, 3, 4, 1, 5, 3)


R =

При организации представления графа в виде дискретного массива с плавающими границами, т. е. в случае, когда необходимо предусмотреть возможность добавления или удаления вершин графа, целесообразно использовать структуру смежностей. Последняя представляет собой список смежных вершин для каждой вершины графа. Структура смежностей для графа, изображенного на рис. 1, имеет вид


1 : 2 4 : 3

2 : 5 5 : 1, 2, 3, 4

3 : 2


^ Синтез сети минимальной стоимости


Ситуация, в которой некоторое множество точек необходимо соединить так, чтобы каждая пара точек получилась связанной (непосредственно или через другие точки), а общая весовая характеристика связей оказалась минимальной, порождает задачу синтеза сети минимальной стоимости. Например, имеется ряд точек, в которых могут быть расположены пункты телекоммуникационной сети. Известны расстояния между парами точек и стоимость организации одного километра линии связи. Необходимо определить совокупность линий связи, обеспечивающих связность всех пунктов сети и ее минимальную стоимость. Из теории графов и сетей известно, что решением поставленной задачи является сеть с топологией типа "дерево".

О п р е д е л е н и е. Связный граф (связывающая сеть) называется деревом, если в нем отсутствуют циклы.

Говорят, что граф содержит циклы, если в нем можно отыскать замкнутые контуры. Отсутствие циклов определяет особенность графа типа дерево, которая состоит в том, что между любой парой его вершин существует лишь один единственный связывающий их путь, т.е. параметр связности h=1. Количество ребер в дереве всегда на единицу меньше числа его вершин.

О п р е д е л е н и е. ^ Дерево, в которое включены все вершины, называется покрывающим.

Математически задача синтеза сети минимальной стоимости формулируется следующим образом.

Пусть задан неориентированный граф ^ G(N,V), где множество вершин N соответствует множеству пунктов сети, общее число которых равно n, а множество ребер V – расстояниям {l_ij} между парами пунктов. Известна стоимость С_ij организации 1 километра линии связи между пунктами i и j .

Необходимо найти некоторое покрывающее дерево G'(N,V'), для которого достигается минимум целевой функции:




Для решения поставленной задачи существует ряд эффективных алгоритмов. Приведем один из них, который известен как алгоритм Прима и носящий имя автора. Алгоритм реализуется путем присвоения пометок вершинам, которые вводятся в искомый граф G'(N,V'), и последовательного введения в него, наиболее коротких ребер, общее количество которых не должно превышать (n-1) и обеспечивать связность между всеми n вершинами покрывающего дерева.

Пошаговая форма алгоритма имеет следующий вид:

^ Шаг 0. Искомая сеть G'(N,V') в исходном состоянии содержит n вершин и не содержит ребер. Выбирается одна произвольная вершина i и помечается как "выбранная". Остальные (n-1) вершин помечаются как "невыбранные".

Шаг 1. Отыскивается ребро (i, j), принадлежащее G(N, V) с минимальным весом, у которого вершина i принадлежит подмножеству "выбранных" вершин, а вершина j к подмножеству "невыбранных" вершин.

Шаг 2. Ребро (i, j) включается в искомую сеть G'(N,V'), а вершина j исключается из подмножества "невыбранных" вершин и включается в подмножество "выбранных" вершин. Если подмножество "невыбранных" вершин оказалось пустым – конец работы алгоритма. В противном случае – переход к шагу 1.

Проиллюстрируем работу алгоритма Прима на примере. Пусть задано семь пунктов сети, расстояния между которыми сведены в матрицу L = ||l_ij||, а именно:

L =	0 10 5 12 9 3 9 10 0 7 2 8 4 6 5 7 0 3 1 5 11 12 2 3 0 10 15 10 9 8 1 10 0 12 9 3 4 5 15 12 0 17 9 6 11 10 9 17 0

На шаге 0 искомый граф G'(N,V') содержит 6 вершин и не содержит ребер. Выберем вершину 3 и пометим ее как выбранную (рис. 4).

На шаге 1 выбираем ребро (l_{^ 35}) как ребро с наименьшим весом, у которого вершина i = 3 принадлежит подмножеству "выбранных" вершин (оно пока содержит всего лишь одну вершину 3), а вершина j = 5 - подмножеству "невыбранных" вершин (сейчас это все остальные вершины). На шаге 2 ребро l₃₅ вводится в искомый граф G', а вершина 5 включается в подмножество "выбранных" вершин (рис. 5


Поскольку подмножество "невыбранных" вершин не пустое, повторяем шаг 1. Для этого отыскиваем ребро минимального веса, перебирая сочетания каждой пары "выбранной" и "невыбранной" вершин. Таким оказалось ребро l₃₄ (рис. 6). Оно вводится в граф G', а вершина 4 становится "выбранной".


5.2. Потоки в сетях. Двухполюсные сети (имеющие один источник и

один сток). Многополюсные сети (несколько и даже все пары портов

могут рассматриваться как "источник и сток"). Однопродуктовые

потоки (поток от одного источника к одному стоку - отношение

"один к одному"). Многопродуктовый поток (от нескольких

источников к нескольким стокам - отношение "многие ко многим").

^ Теорема о максимальном потоке и минимальном сечении.

Оценка пропускной способности сети


Потоки в сетях

Деятельность современного общества тесно связана с разного рода сетями — возьмите, к примеру, транспорт, коммуникации, распределение товаров и тому подобное. Поэтому математический анализ таких сетей стал предметом фундаментальной важности.

Определим сеть как орграф, каждой дуге которого приписано неотрицательное действительное число , называемое ее пропускной способностью. Другое определение сети, эквивалентное первому, звучит так: сеть представляет собой пару , где — орграф, а — функция, отображающая множество дуг орграфа в множество неотрицательных действительных чисел. Полустепень исхода вершины определяется тогда как сумма пропускных способностей дуг вида , и аналогичным образом определяется полустепень захода . Аналог орлеммы о рукопожатиях принимает следующий вид: сумма полустепеней исхода всех вершин в сети равна сумме их полустепеней захода . В дальнейшем будем предполагать (если не оговорено иное), что орграф содержит ровно один источник и один сток ; общий случай, когда имеется несколько источников истоков, легко свести к этому частному.

Для данной сети определим поток через как функцию , составляющую каждой дуге из неотрицательное действительное число (называемое потоком через ) таким образом, что для любой дуги ; по отношению к сети полустепень исхода и полустепень захода любой вершины (отличной от и ) равны между собой. Рассуждая неформально, это означает, что поток через любую дугу не превосходит ее пропускной способности и что "полный поток", входящий в любую вершину (отличную от и ), равен "полному потоку", выходящему из нее. Другим потоком является нулевой поток, при котором поток через каждую дугу равен нулю (любой другой поток называется нулевым).

Для удобства назовем дугу , для которой , насыщенной; остальные дуги называются ненасыщенными. Из орлеммы о рукопожатиях следует, что сумма потоков через дуги, инцидентные , равна сумме потоков через дуги, инцидентные ; эта сумма называется величиной потока. Будем в первую очередь интересоваться потоками, имеющими наибольшую возможную величину, — так называемыми максимальными потоками. Заметим, что в общем случае сеть может иметь несколько различных максимальных потоков, однако их величины должны совпадать.

Изучение максимальных потоков через сеть тесно связано с понятием разреза, т.е. такого множества дуг орграфа , которое обладает тем свойством, что любая простая орцепь из в проходит через дугу, принадлежащую . Другими словами, разрезом в сети является не что иное, как — разделяющее множество соответствующего орграфа . Пропускной способностью разреза называется сумма пропускных способностей принадлежащих ему дуг. Мы будем рассматривать главным образом такие разрезы, которые обладают наименьшей возможной пропускной способностью, — так называемые минимальные разрезы.

Величина любого потока не превышает пропускной способности любого разреза, и, следовательно, величина любого максимального потока не превышает пропускной способности любого минимального разреза. Однако сразу не ясно, что два последних числа всегда равны между собой; этот замечательный результат называется теоремой о максимальном потоке и минимальном разрезе. Впервые она была доказана Фордом и Фалкерсоном в 1955,г. Мы приведем здесь два доказательства; первое из них показывает, что эта теорема по существу эквивалентна теореме Менгера, а второе является прямым доказательством.

^ Теорема (о максимальном потоке и минимальном разрезе).

Во всякой сети величина любого максимального потока равна пропускной способности любого минимального разреза.

Первое доказательство. Предположим сначала, что пропускная способность любой дуги является целым числом. В этом случае можно рассматривать сеть как орграф , в котором пропускные способности представляют число дуг, соединяющих различные вершины. Тогда величина максимального потока соответствует в полному числу непересекающихся по дугам простых орцепей из в , а пропускная способность минимального разреза — минимальному числу дуг в — разделяющем множестве. Применяя теперь теорему о целочисленности, мы сразу получим нужный результат.

Чтобы перенести этот результат на сети с рациональными пропускными способностями, умножим все пропускные способности на подходящее целое число (например, наименьшее общее кратное всех знаменателей), чтобы получились целые числа. Тогда приходим к случаю, описанному в предыдущем абзаце, и нужный результат получаем после деления на соответствующей величины максимального потока и пропускной способности минимального разреза.

Наконец, если некоторые из пропускных способностей иррациональны, то теорема доказывается с использованием аппроксимации этих чисел рациональными (с любой заданной точностью) и применением предыдущего результата. При этом аппроксимирующие рациональные числа можно подобрать так, чтобы разность между величиной любого максимального потока и пропускной способностью любого минимального разреза можно было сделать сколь угодно малой. Конечно, на практике иррациональные пропускные способности встречаются крайне редко, поскольку обычно пропускные способности задаются в десятичной форме.

Второе доказательство. Теперь приведем прямое доказательство теоремы о максимальном потоке и минимальном разрезе. Заметим, что поскольку величина любого максимального потока не превышает пропускной способности любого минимального разреза, достаточно доказать существование разреза, пропускная способность которого равна величине данного максимального потока.

Пусть — максимальный поток. Определим два множества и вершин сети: пусть обозначено основание орграфа , соответствующего рассматриваемой сети; тогда вершина сети содержится в в том и только в том случае, если в существует простая цепь , обладающая тем свойством, что любое ее ребро соответствует либо ненасыщенной дуге , либо дуге , через которую проходит ненулевой поток. (Заметим, что вершина , очевидно, содержится в .) Множество состоит из всех тех вершин, которые не принадлежат .

Покажем теперь, что не пусто и, в частности, содержит вершину . Если это не так, то принадлежит , и тогда в существует простая цепь , обладающая указанным выше свойством. Выберем положительное число , удовлетворяющее следующим двум условиям:

оно не превышает ни одного из чисел, необходимых для насыщения дуг первого типа;

оно не превышает потока через любую из дуг второго типа.

Очевидно, что если потоки через дуги первого типа увеличить на , а потоки через дуги второго типа уменьшить на , то величина потока увеличится на . Но это противоречит нашему предположению о том, что — — максимальный поток, и, следовательно, содержится в .

Для завершения доказательства обозначим через множество всех дуг вида , где принадлежит , а принадлежит . Ясно, что является разрезом. Более того, мы видим, что каждая дуга из насыщена, так как в противном случае вершина также принадлежала бы Следовательно, пропускная способность множества должна равняться величине потока , а поэтому и есть искомый разрез.

Приложение

Теорема о максимальном потоке и минимальном разрезе позволяет проверять, максимален данный поток или нет, но только для достаточно простых сетей. Разумеется, на практике приходится иметь дело с большими и сложными сетями, и в общем случае трудно найти максимальный поток простым подбором. Опишем один алгоритм нахождения максимального потока в любой сети с целочисленными пропускными способностями. Перенесение этого алгоритма на сети с рациональными пропускными способностями осуществляется тривиальным образом и предоставляется читателю.

Шаг 1. Сначала подберем поток , обладающий ненулевой величиной (если такой поток существует). Стоит отметить, что чем больше величина выбранного нами начального потока , тем проще будут последующие шаги.

Шаг 2. Исходя из , строим новую сеть путем изменения направления потока на противоположное. Более точно, любая дуга , для которой , остается в со своей первоначальной пропускной способностью, а любая дуга для которой , заменяется дугой с пропускной способностью и противоположно направленной дугой с пропускной способностью .

Шаг 3. Если в сети мы сможем найти ненулевой поток из в , то его можно добавить к первоначальному потоку и получить в новый поток большей величины. Теперь можно повторить шаг 2, используя при построении сети новый поток вместо . Повторяя эту процедуру, мы в конце концов придем к сети , не содержащей ненулевых потоков; тогда соответствующий поток будет максимальным потоком.


^ Многопродуктовые потоки

Интенсивность трафика в территориально распределенной сети, как и интенсивность движения автомобильного транспорта в большом городе, часто непредсказуема, и поэтому в обоих случаях надо всегда иметь в запасе альтернативный маршрут. При этом любой маршрут желательно четко знать с самого начала, чтобы не сверяться с картой на каждом перекрестке. Иными словами, чтобы пакеты достигали пункта назначения как можно быстрее, их необходимо направлять в определенный виртуальный канал (VC), после чего они пойдут по выделенному маршруту и от него не отклонятся. Так работают сети Frame Relay и ATM. В свою очередь, “чистокровные” IP-сети устроены абсолютно по-другому: маршрутизация IP-пакетов в них осуществляется поэтапно, шаг за шагом — каждый маршрутизатор на всем пути следования пакета анализирует его заголовок и определяет наилучшее направление для следующего отрезка пути.

Технология классической IP-маршрутизации часто бывает неэффективной, ведь каждый маршрутизатор затрачивает драгоценное время на анализ заголовка и определение того, куда направить пакет дальше. Кроме того, в большинстве заголовков объема информации явно недостаточно для определения всего маршрута до пункта назначения. Маршрутизаторы крайне редко, если вообще когда-либо способны самостоятельно проанализировать весь путь следования пакетов.

Другой способ доставки данных в IP-сетях — широковещательная рассылка пакетов. Она предполагает распространение копий пакета повсюду в надежде, что в конце концов одна из них достигнет точки, где пакет ожидают. Однако эта технология имеет очевидный недостаток: скорость передачи данных в таких сетях недопустимо низкая, поскольку каждый маршрутизатор должен обрабатывать все передаваемые по сети пакеты независимо от пункта их назначения — расположен ли он в Тимбукту или в Антарктиде. Обеспечить безопасность в такой сети тоже непросто, поскольку с каждого маршрутизатора можно получить доступ к любым циркулирующим в ней данным.

Мультипротокольная коммутация меток (^ Multiprotocol Label Switching — MPLS) — это своего рода компромисс между технологиями выделенных виртуальных каналов, нашедшими свое воплощение в сетях Frame Relay и ATM, и широковещательной рассылкой пакетов. В отличие от упомянутых технологий MPLS позволяет маршрутизаторам выбирать маршрут из нескольких заранее определенных, причем, если необходимо, допускается перемаршрутизация пакетов.

Надо сразу сказать, что MPLS не является заменой механизмов LANE (LAN Emulation) или MPOA (Multiprotocol Over ATM) в сетях ATM, поскольку не приспособлена для виртуальных сетей. Это скорее некая IP-центрическая альтернатива протоколу PNNI (Private Network-to-Network Interface). Маршрутизаторы с поддержкой MPLS способны выбрать оптимальные маршруты следования IP-пакетов через территориально распределенную сеть и при этом ускоряют их обработку благодаря упрощению процедуры маршрутизации.

В сети MPLS заголовок IP-пакета анализируется первым маршрутизатором, расположенным на ее границе. Он определяет для пакета наилучший маршрут в сети и помечает пакет специальной меткой, идентифицирующей этот маршрут. Все остальные маршрутизаторы в сети MPLS считывают только метку и направляют пакет по указанному маршруту. По выходе из “облака” MPLS пакет будет доставлен к месту назначения обычными методами IP-маршрутизации.

Технология MPLS позволяет сетевым администраторам задействовать на IP-уровне те возможности территориально распределенных сетей, которые раньше были доступны только при использовании технологии Frame Relay или ATM. Администраторы, которые привыкли к свободе неопределенности IP, теперь могут сполна использовать преимущества механизмов качества обслуживания (QoS), управления трафиком и выделенных потоков. Хотя в небольших сетях развертывание MPLS в ближайшее время будет вряд ли оправданно, поставщики телекоммуникационных услуг и операторы связи вот-вот начнут предлагать услуги по организации частных IP-сетей с использованием MPLS. Поэтому возможности новой технологии будут доступны широкому кругу пользователей.

^ Метим все

Как уже говорилось, маршрутизатор на границе сети MPLS помечает пакеты специальными метками, определяющими маршрут (“поток”), по которому пакеты будут следовать к месту назначения. Пакеты, которым предписан одинаковый маршрут, объединяются в логические группы, называемые классами эквивалентной пересылки (Forwarding Equivalence Class — FEC). Это снижает затраты ресурсов на обработку пакетов, поскольку маршрутизаторам достаточно будет тщательно проанализировать только первый пакет определенного класса FEC.

Размер метки составляет 4 байт. При этом сам идентификатор занимает лишь первые 20 бит, следующие три бита зарезервированы для экспериментального использования, а последний бит третьего байта служит для указания на окончание стека меток. Четвертый байт применяется для указания времени, в течение которого пакет должен существовать в сети (функция TTL — Time to Live). Метка помещается после заголовков канального уровня и перед заголовками сетевого уровня пакета Ethernet. В случае использования Frame Relay или АТМ ее место — в поле идентификатора DLCI кадра Frame Relay или в поле VPI/VCI ячейки АТМ соответственно.

Метки MPLS могут быть расположены одна за другой в стек. Каждый маршрутизатор работает только с первой меткой в стеке, до тех пор пока пакет не достигнет пункта назначения предписанного ею маршрута. Там эта метка удаляется. Если после нее в стеке осталиcь еще метки, они анализируются и обрабатываются таким же образом, до тех пор пока не будет удалена последняя. В случае необходимости порядок меток в стеке может быть изменен, а каждая метка в отдельности может быть заменена новой.

Определение меток в соответствии с классом FEC осуществляется нижестоящими (downstream) маршрутизаторами коммутации меток (^ Label-Switching Router — LSR), которые сообщают эти метки вышестоящим (upstream) устройствам LSR. Маршрутизаторы могут быть настроены таким образом, чтобы обрабатывать только те метки, которые находятся в определенном диапазоне числовых значений. Для информирования друг друга о создаваемых метках LSR-маршрутизаторы используют процедуры, объединенные в так называемый протокол распределения меток (Label Distribution Protocol — LDP). Он также используется для обмена информацией о текущем состоянии LSR-маршрутизаторов и их MPLS-возможностях. Существующие протоколы, например протокол маршрутизации BGP и резервирования ресурсов RSVP, в настоящее время расширяются таким образом, чтобы они тоже могли переносить данные LDP.

В рамках технологии MPLS предусмотрено два метода распределения меток: в ответ на запрос и без запроса. В первом случае LSR-маршрутизаторы могут сами запрашивать создание метки для соединения, во втором они распределяют метки без каких-либо запросов. Маршрутизаторы могут поддерживать оба этих метода, но их использование должно быть согласовано с вышестоящими и нижестоящими устройствами.

Запоминание и хранение меток в специальной справочной таблице реализуется одним из двух описанных ниже методов. При использовании так называемого консервативного (conservative) режима LSR-маршрутизаторы “воспринимают” только метки, поступающие от ближайших соседей, все остальные сразу же отбрасываются. Таблицы при этом небольшие, ОЗУ требуется немного, а поиск нужной метки осуществляется очень быстро. В случае использования либерального (liberal) режима маршрутизаторам приходится хранить уже большую таблицу меток, поэтому необходим больший объем ОЗУ. Зато, будучи более осведомленным, маршрутизатор может быстрее реагировать на аварии в сети и переводить соединения в обход аварийного участка.

^ Прокладывая путь

В заголовок пакета могут помещаться отдельные метки, однако они сами по себе еще не обеспечивают существенного повышения эффективности работы сети, ведь каждому маршрутизатору придется решать, какую метку прикрепить следующей. В случае же когда LSR-маршрутизатор помещает в пакет несколько меток, которые, направляя поток через всю сеть, создают траектории меток (Label-Switched Paths — LSP), удается избежать поэтапной маршрутизации и увеличить эффективность работы маршрутизаторов. Такая маршрутизация, называемая явной, очень удобна для управления трафиком.

Явная маршрутизация позволяет легко создавать внутри MPLS-сетей виртуальные частные сети (VPN). При ее использовании IP-трафик можно направлять по траекториям меток без необходимости его шифрования — безопасность будет обеспечена за счет того, что трафик транспортируется внутри этих траекторий как по виртуальным каналам Frame Relay или ATM. Понятно, что, раз отпадает необходимость шифровать и дешифровать пакеты, существенно снижается и нагрузка на маршрутизаторы.

Использование траекторий меток расширяет возможности и увеличивает преимущества от применения протокола резервирования ресурсов RSVP. Как только протокол RSVP будет дополнен средствами переноса информации LDP, вы сможете определять траектории меток и явные маршруты между двумя конечными пунктами непосредственно с его помощью. Таким образом, RSVP обеспечит не только гарантированную пропускную способность сети, но и фиксированный маршрут для передачи данных.

Технология MPLS позволит также уменьшить время согласования параметров, необходимого для взаимодействия RSVP-маршрутизаторов. В классическом случае использования RSVP при появлении каждого нового потока данных должно устанавливаться соединение и согласовываться соответствующие гарантии выделения сетевых ресурсов. При использовании MPLS-расширений протокола RSVP настройка осуществляется всего один раз — создается метка и определяется принадлежность трафика к классу FEC. В дальнейшем любой трафик с этой меткой будет идти по уже “проторенной дорожке” с заданными параметрами качества обслуживания. Процедура использования протокола RSVP для создания траекторий меток в сети MPLS подробно обсуждается в документе draft-ietf-mpls-rsvp-lsp-tunnel-05.txt, с которым можно ознакомиться на сервере IETF (org).

^ Разделяй и властвуй

Технология MPLS предназначена для использования в территориально распределенных сетях, в том числе в сетях ATM. В коммутаторах ATM, поддерживающих MPLS, обычный ATM-трафик и MPLS-трафик обрабатываются раздельно — эта пара никогда не пересечется. MPLS-трафик передается по своим виртуальным соединениям и путям отдельно от классического ATM-трафика. Для передачи MPLS- и ATM-трафика может совместно использоваться один и тот же порт. В этом случае нужно разделить между ними его ресурсы (пропускную способность). Это разделение должно базироваться на потребностях вышележащих служб или протоколов, информация которых транспортируется с помощью MPLS и классических механизмов ATM.

Подобная процедура необходима и для Frame Relay. Организация IETF уже разработала проект документа (draft-ietf-mpls-fr-04.txt), где описано, как трафик MPLS должен обрабатываться маршрутизаторами Frame Relay. Однако сложностей здесь хватает. Часть из них связана с проблемами, существующими в области взаимодействия служб Frame Relay и ATM (Frame Relay-to-ATM service interworking).