MODEL DAN PERANCANGAN SISTEM

  BAB 3 MODEL DAN PERANCANGAN SISTEM Bab ini juga berisi rancangan sistem yang meliputi arsitektur jaringan dan ........ Bab ini

  bertujuan untuk memaparkan model jaringan dan model antrian yang digunakan untuk mekanisme multipath routing dan adaptasi laju data. Model ...... ini diselesaikan dengan

  

pemrograman linear dan solusinya dapat digunakan untuk membangun flow forwarding tabel

dalam protokol routing dan penentuan alokasi laju pengiriman.

3.1 Perancangan Aplikasi SDN

  Rancangan sistem meliputi rancangan topologi jaringan pada data plane dan rancangan aplikasi SDN. Rancangan sistem ini diimplementasikan dalam controller Ryu dan disimulasikan dalam mininet yang memungkinkan pengguna menggunakan beberapa topologi. Rancangan sistem terdiri dari beberapa bagian seperti pada gambar 3.1, terdiri dari beberapa proses yaitu: pengumpulan data-data kondisi jaringan, perhitungan kondisi jaringan, pemilihan

  rute dan alokasi data rate. collector Metric Route Rate Flow calculation calculation calculation management controller

  H6 H7 H1 S6 S7 S1 H4 H3 S2 S3 S4 S5 H5 S8

  S11 H2 H8 S9 S10 H11 H9 H10 Gambar 3.1: Blok rancangan sistem

  Untuk menjalankan beberapa proses pada gambar 3.1, maka diperlukan modul-modul sebagai berikut:

  Kolektor: modul kolektor digunakan untuk mengumpulkan informasi tentang kondisi -

  jaringan global, dan bertanggung jawab untuk menyimpan semua informasi. Informasi topologi jaringan, lalu lintas jaringan dan kondisi atau keadaan masing-masing perangkat dll. controller meminta berbagai data kondisi jaringan dari switch dengan mengirimkan pesan feature_request, dan switch mengirimkan pesan feature_reply berisi data yang diminta. Mekanisme ini dijelaskan secara rinci dalam spesifikasi OpenFlow [17].

  Perhitungan metrik: modul perhitungan metrik digunakan untuk menentukan parameter - cost tiap link yang akan digunakan untuk menentukan routing dan laju data dan menyimpan semua kemungkinan jalur masing-masing pasangan switch.

  Perhitungan Rute: modul perhitungan rute digunakan untuk menghitung jalur terpendek -

  dan jalur alternatif antara sumber dan tujuan. Perhitungan rute dilakukan ketika pesan packet_in datang ke controller.

  Perhitungan laju data: modul perhitungan laju data digunakan untuk menghitung service - rate. Sebagaimana ditentukan dalam spesifikasi OpenFlow, setiap flow switch OpenFlow berisi sekumpulan instruksi yang dijalankan ketika sebuah paket entri yang sesuai tiba.

  Salah satu jenis instruksi adalah meter yang mengarahkankan paket ke meter tertentu. Setiap meter memiliki satu atau lebih meter band.

  Manajemen flow: modul manajemen flow bertanggung jawab untuk menentukan jalur -

  setiap flow dan menginstal aturan/flow entry ke datapath atau switch. Fungsi ini bertanggung jawab untuk mengatur flow yang efisien dengan mendistribusikan trafik.

3.2 Mekanisme routing dan alokasi rate terpusat

  Prinsip dari routing dan alokasi rate terpusat seperti ditunjukkan pada gambar 3.2. Setiap terdapat permintaan layanan dari sebuah flow maka controller SDN akan memeriksa sumber daya yang tersedia. Jika terdapat sumber daya jaringan, maka flow akan diterima dan Controller menghitung dan mengevaluasi besarnya sumber daya yang dapat diberikan ke flow tersebut. kemudian controller menentukan sebuah path dari sumber sampai tujuan yang diperuntukan untuk flow tersebut. pemilihan path didasarkan pada informasi kondisi jaringan yang dikumpulkan oleh controller. Informasi ini secara reguler dikirimkan oleh switch ke controller. Disamping melakukan pemilihan path, controller juga menghitung ketersediaan sumber daya path tersebut dan menginformasikannya kepada switch. Informasi sumber daya berupa agregat rate pada sebuah path yang juga merupakan kemampuan path untuk melayani

  Flow ditolak

  flow yang masuk. Berdasarkan agregat rate pada path maka dapat ditentukan besarnya rate

  Kebijakan dari Admission Routing

  untuk sebuah flow.

  controller control ya flow baru ?l Pencocokan

  Antrian untuk Trafk masukan paket dengan flow flow yang ada tidak ya tidak

  Ada jaminan bandwidth ?l Fair queuing Fix rate

  Gambar 3.2: mekanisme routing dan alokasi rate terpusat Pada mekanisme routing pada aplikasi ini, hasil pencarian routing disimpan di routing tabel

  T. semua kemungkinan path dan informasi jaringan disimpan dalam modul (database) sehingga kontroler tidak menjalankan algoritma routing online. Controller melakukan pengaturan routing berdasarkan jalur yang sudah tersimpan. Penentuan routing hanya dilakukan di node ingress dan node intermediate hanya melakukan fowarding. Controller tidak menghitung path untuk setiap permintaan flow tetapi menggunakan informasi yang sudah tersedia

  3. 2.1 Pemilihan routing

  Pada bagian ini kami menyajikan skema pemilihan routing terdiri untuk menentukan beberapa jalur. Algoritma untuk menemukan rute berdasarkan jalur routing terpendek dan terdapat pra-pembentukan jalur atau dukungan untuk sumber rute. Rute yang ditemukan adalah satu rute terpendek (terbaik) dan beberapa rute alternatif. Pada awalnya flow dilewatkan pada path terbaiknya, ketika controller mendeteksi adanya kemacetan di sebuah link pada path terbaik maka trafik akan didstribusikan ke path alternatif sesuai dengan utilitas path sehingga dapat menghindari kemacetan jaringan. Controller menghitung utilitas setiap node s pada data plane jaringan. Kemacetan terdeteksi pada link sebuah path jika utilitasnya melebihi ambang kemacetan β , misalnya, β = 95%. Tujuan pembatasan ini untuk menjaga utilitas ke tingkat yang masih bisa diterima oleh jaringan (tidak menyebabkan turunnya kinerja jaringan). Prosedur untuk pemilihan routing dan distribusi trafik pada multipath routing digambarkan pada gambar 3. ....dengan penjelasan sebagi berikut :

  Ketika ada flow baru datang ke jaringan, controller Mencari kemungkinan lintasan terbaik - dari sumber ke tujuan menggunakan algoritma DFS ( ) untuk pencarian jalur terbaik dan jalur alternatif, dimana rute terbaik adalah :

  P P i p i best=max {Rbw | i ∈ P od }

  Ketika controller mendeteksi kemacetan di sebuah link pada sebuah path yang  menyebabkan utilitas path (l)> β, controller memindahkan trafik ke path alternatif yang menghindari link ini. Path alternatif ditentukan dengan menggunakan Algoritma 1.

  Controller mendistribusikan trafik melalui m path menurut rasio splitting φ, dimana ϕ  ditentukan pada persamaan :

  Algoritma load balancing bertujuan untuk menghitung beban yang adil dari setiap path yang sudah terpilih. Trafik yang dilewatkan ke tiap path proporsional dengan beban path dengan algoritma sebagai berikut :

  ρ p _i

  R = x R p n tot _i

  ρ p j

  ∑ j=1

  Controller akan terus membagi trafik ke beberapa jalur alternatif sesuai dengan utilitas  path selama masih dibawah threshold. Paket akan terus dikirimkan ke lintasan ini sampai mencapai target utilisasi path alternatif (ε). Dimana 0 < ε < 1

  Skema routing mengontrol utilitas dengan 3 parameter yang dapat diatur oleh controller: α adalah sebuah parameter yang menunjukkan bahwa link atau path terjadi

   kemacetan. Misalnya (α = %) β Sebuah parameter yang menunjukkan apakah jalur alternatif dapat menerima trafik

   atau tidak. Parameter ini untuk memastikan bahwa path alternatif dapat menyediakan bandwidth ϕ sebuah parameter yang menunjukan ekspektasi dari utilitas path.  mulai Permintaan Hubungan Baru Tentukan path

  Utilitas rute Path sudah tersedia di terbaik diantara ya terbaik melebihi tidak Flow Table?l multiple path di thershold ?l flow table tidak ya

  Lewatkan flow ke Tentukan link pada rute terbaik setiap kandidat path yang mempunyai Membagi beban residual bandwidth pada path yang

  Perbaharui Flow minimum dipilih Table

  Set kandidat path sebagai path yang terpilih Rutekan flow melalui multiple Tentukan semua path terpilih kemungkinan path i = kandidat path i=0-N ya berhenti

  Minimum residual Apakah kandidat Set kandidat path (i) bandwidth pada ya tidak path (i) > kandidat sebagai path terpilih kandidat path (i) > path path ke (i+1) yang terpilih ?l tidak

  Ke kandidat path berikutnya (i+1)

Gambar 3.3 : Mekanisme pemilihan jalur

3.2.1 Deteksi kongesti

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

   jumlah paket yang ditransmisikan pada switch  ukuran paket

   RTT (round trip time) Jumlah hop   kapasitas link Status kongesti : panjang antrian, packet loss, utilitas, delay 

  3.2.2 Komposisi cost metric Metric routing terintegrasi dalam protokol routing untuk meningkatkan kualitas komunikasi dalam hal bandwidth, kesalahan laju pengiriman, latency, keandalan, dan biaya.

  Oleh karena itu desain metric routing merupakan hal yang sangat penting. Pada sistem ini

  

metric yang digunakan merupakan integrasi dari beberapa informasi yaitu beban trafik dan

delay dan diinginkan parameter tersebut mempunyai nilai seperti pada tabel 3.1 berikut :

Tabel 3.1. Parameter Cost Metric parameter notasi tingkat

  Utilitas link L rendah Kapasitas link C tinggi

  delay RTT rendah

  Utilitas switch Q rendah Dari pertimbangan nilai yang diinginkan diperoleh sebuah persamaan :

  α . L β . RTT +γ . Q _{( i , j ) ( i )} + Cong

  = ₍ i , j)

  δ .C

  3.2.3 Admission control

  Pada SDN, kelebihan beban dapat terjadi pada data plane dan control plane. Oleh karena itu perlu diperhatikan pembatasan flow yang masuk dari parameter control plane dan data plane. Dari parameter control plane, kelebihan beban pada controller akan mengakibatkan waktu pemrosesan yang lama. Hal ini dapat menyebabkan pengendalian jaringan akan terganggu, salah satu contohnya adalah flow setup. Flow set up diperuntukan untuk untuk sebuah flow yang baru datang ke sebuah jaringan SDN. Waktu yang diperlukan untuk flow set up dipengaruhi oleh faktor-faktor antara lain: banyaknya trafik yang masuk ke switch, trafik yang masuk ke controller, kapasitas controller dan algoritma yang digunakan untuk menentukan aturan sebuah flow [ ]. Mekanisme admission control ditunjukan pada gambar 3.4.

  Lanjut ke proses routing mulai Flow diijinkan

  Kedatangan flow tidak tidak Flow baru ?l tidak Flow d setup>d th ?l ya ya ya Bandwidth tidak Flow ditolak selesai tersedia ?l

  Flow RT ?l ya ya ρ < ρ th ?l tidak

Gambar 3.4 : mekanisme admission control

3.2.4 Alokasi rate

  Mekanisme penyesuaian rate seperti ditunjukan pada gambar 3. 5. Secara umum penyesuaian laju kedatangan flow dilakukan ketika terjadi kongesti di sebuah path. Ketika controller mendeteksi adanya kemcetan pada sebuah path, maka controller akan memberikan informasi kepada ingress switch untuk menyesuaikan laju pengiriman. tidak Flow dikirim Paket diterima ?l ya Deteksi kongesti tidak

  Kongesti ?l ya Lakikan penyesuain Jalankan algoritma Update informasi

  Notifkasi kongesti laju kedatangan congestion control

  Gambar 3.5: alokasi rate Mekanisme dasar untuk merancang skema pengendalian kemacetan PACEC, terdiri dari fungsi keputusan, fungsi penyesuaian rate, dan frekuensi keputusan.

  b. Fungsi keputusan

  Fungsi keputusan membantu pengendali rate untuk menentukan penyesuaian agregat Rate pada router ingress. Dalam PACEC ,controller memonitor available bandwidth. Pengendalian kemacetan dipicu saat keterseidaan bandwith mencapai ambang batas tertentu. Setiap interval waktu t, controller mengolah informasi global jaringan dan menginformasikan ketersediaan bandwidth ini ke ingress router.

  c. Fungsin penyesuaian rate

  Pada router ingress , diterapkan algoritma penyesuaian rate yang berfungsi untuk meningkatkan dan menurunkan agregat rate pengiriman sbb:

  d. Frequency keputusan

  Frekuensi keputusan menentukan seberapa sering untuk mengubah rate. Di skema PACEC, ketika router ingress menerima informasi dari controller, maka sumber mengubah rate sesuai dengan fungsi penyesuaian rate. frekuensi keputusan PACEC ditentukan oleh seberapa sering router ingress menerima informasi dari controller. frekuensi keputusan atau t pada PACEC diatur ke RTT antara ingress dan egress routers dalam kasus tidak ada kemacetan.

3.3 Model 3. 3.1 Topologi jaringan

  Pada desertasi ini, Kami mempertimbangkan topologi jaringan yang ditunjukan pada gambar 3.6 yang terdiri dari user, edge switch yang terdiri dari switch ingress dan egress dan core

  

network yang terdiri dari core switch. Edge switch terletak pada batas jaringan untuk

  menyediakan dukungan klasifikasi trafik, pembatasan laju pengiriman dan core switch yang berada di dalam jaringan untuk menyediakan fungsi forwarding. Semua switch terhubung ke

  controller. controller

  Ingress switch Egress switch core switch

Gambar 3.6 : Topologi jaringan

  3. 3.2 Model Jaringan sebagai graph

( S , L )

  Jaringan dimodelkan sebagai graph G seperti ditunjukan pada gambar 4.2, sebuah

  

node yang dikaitkan untuk setiap router atau switch dan edge berarah untuk setiap link berarah

  yang secara fisik menghubungkan setiap node. Dengan demikian, S adalah satu set node dan L adalah himpunan link berarah. S={s i } adalah kumpulan dari node dan L={l i } , adalah kumpulan

  s , s

  = ( ) dari link. Link l i i j adalah sebuah pasangan node, dimana s adalah outgoing node dan s

  i j adalah incoming node. p1

  2

  1

  3

  4

  

p2

  o d

  5

  6

  p3 G ( S , L )

Gambar 3.7 : Jaringan Data Plane Sebagai Graph Berarah

  Asumsi terdapat N path antara sepasang sumber-tujuan . Jika o adalah node sumber dan d

  ( o , d ) P , … .. , P ( o , d ) =

  adalah node tujuan, maka P adalah seluruh rute dari o ke d, P {

  1 N } . asumsi ( ) k =1, …. , N i

  bahwa path-k terdiri dari l intermediate node, maka :

  P , s k ={o , s i j … .. , d }

  P l

  =

  k { i }

i i

  Diasumsikan setiap link l mempunyai kapasitas sebesar C . Kapasitas dari sebuah path adalah C p dan merupakan kapasitas minimum dari semua link yang menyusun sebuah path dari sumber sampai tujuan. Jika kapasitas tiap link adalah C i , maka kapasitas sebuah path adalah kapsitas minimum dari semua link yang membentuk path tersebut.

  C min C

  =

  P { i } 3. 3.3 Model Jaringan sebagai antrian

  Pada desertasi ini model jaringan openflow seperti digambarkan pada Gambar 3.8 switch dan

  

controller dimodelkan sebagai node antrian untuk menghitung delay pada perangkat ini. Asumsi

  proses kedatangan paket di jaringan mengikuti proses Poisson dan laju kedatangan rata-rata di

  

switch s adalah λ , dan bahwa kedatangan di switch yang berbeda adalah independen. Paket

s

  yang datang dan tidak cocok dengan flow entry akan diteruskan ke controller melalui pesan paket-in.

  Paket yang datang dari sebuah flow ke switch diklasifikasikan menjadi dua kategori, pertama adalah paket yang datang dari flow baru (f ) dan paket dari flow telah mempunyai flow table

  new

  (f ). Keduanya tiba dengan proses Poisson dengan laju kedatangan rata-rata λ dan λ . waktu

  old new old

  pelayanan switch diasumsikan untuk mengikuti distribusi general, dan waktu pelayanan yang diharapkan di switch adalah 1/μ . Waktu pelayanan rata-rata pesan paket-in di controller

  s dilambangkan 1/μc. waktu pelayanan ini termasuk waktu transmisi dari switch ke controller.

  Untuk menyederhanakan model ini, baik controller dan switch dianggap tidak ada batasan kapasitas antrian. untuk layanan tunggal, semua paket tiba di sebuah switch dalam antrian

  

tunggal bukan antrian terpisah pada setiap port ingress dan semua paket diproses dalam urutan

waktu kedatangan (FIFO) . Selain itu, kami beranggapan bahwa ketika paket pertama tiba di

switch, controller menginstal flow entri. Setelah itu, paket-paket yang tersisa tiba ke switch dan

  diteruskan langsung. semua switch dalam model ini dianggap memiliki service rate yang sama,

  SDN controller λc dan pesan paket-in tiba di switch mengikuti proses Poisson.

μc

Packet out

  Packet in Packet in Packet out Packet out

  Flow arrival Ingress node λf1 Intermediate node Egress node

  Sk S1 Sk-n μs1 μsk-n μsk λtot

  Flow level Packet level _{x bit} Packet size = Flow size = z packet

  Gambar 3.8: Model antrian jaringan SDN

a. Waktu menunggu di switch

  Asumsi bahwa waktu pelayanan di switch terdistribusi general, dan kedatangan flow adalah poisson, maka waktu menunggu di switch dimodelkan sebagai M/G/1. Jika laju kedatangan di switch adalah λs dan laju pelayanan di switch adalah μs, dan

  λ s

  ρ =

s , maka waktu rata-rata menunggu di setiap switch dapat ditentukan dengan persamaan

  μ s

  berikut : Mean dan varian dari waktu tunggu di switch adalah sebagai berikut :

  ( cek lagi )

  mean

  

2

ρ E[ P

  ] α = .

  s E [P]

  2(1−ρ) varian

  2

  2

  

3

ρ ρ s E[ P s E[ P

  ] ]

  σ = . + s

  E [P] E [P]

  2(1− ρ 3 (1−ρ ) )

  s s [ ]

  √

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

  α s cv = σ s

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

  ρ

  1+ cv s

  W = t q s

  2 1−ρ

  [ ] s [ ]

  ρ=λ t s

  Dimana : ts= 1/μs Dari pengukuran empiris, Hasil kami menunjukkan bahwa model M / G / 1 dengan log-normal Model campuran untuk memodelkan delay end-to-end di Jaringan OpenFlowenabled lebih akurat Ref :

[01x] Analytical Modeling of End-to-End Delay in OpenFlow Based Networks Azeem

  

Iqbal, Uzzam Javed, Saad Saleh, JongWon Kim, Jalal S. Alowibdi, Muhammad Usman

Ilyas, Senior Member, IEEE

b. Model kedatangan paket di controller

  Ketika sebuah switch menerima paket, switch menempatkan paket tersebut ke dalam antrian paket di port masuk. Kemudian switch akan mengecek paket pertama dan mencocokan dengan

  

flow table. Jika hasil pencocokan gagal maka switch mengirimkan message paket-in yang

  mengandung paket penuh ke controller SDN. controller akan menangani dan memberikan keputusan paket tersebut dan akan mengirimkan ke switch dan ditambahkan ke flow table

  

switch yang bersesuaian. Karena pencarian flow table untuk semua paket adalah saling bebas

  satu sama lain, maka waktu pemrosesan paket dapat dianggap sebagai variabel acak. Dengan asumsi tersebut maka antrian di controller pada penelitian ini dimodelkan dengan M/G/1.

  Jika flow datang pada sebuah switch dengan rata-rata laju kedatangan λ flow per satuan

  tot

  waktu. Sebagian flow yang datang adalah flow baru dan paket pertama dari flow baru yang datang ke switch akan dikirimkan ke controller untuk meminta inisiasi flow. Jika rata-rata kedatangan flow baru adalah λ = φ. λ maka packet-in yang datang ke controller sama dengan

  baru tot

  laju kedatangan flow baru. Flow datang pada sebuah switch mengikuti proses poisson oleh karena itu packet in yang datang ke controller diasumsikan mengikuti pola kedatangan poisson juga.

  c

  rata-rata laju kedatangan packet in dari ke controller sebuah switch adalah λ ❑ dimana

  λ = c _{❑ φ . λ totpacket per satuan waktu.} controller Packet in

  Packet out Paket dari flow baru flow baru

  Gambar 3..9: proses inisiasi

  λ c

  

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

datang secara keseluruhan jika terdapat K switch adalah : k

  λ = λ c c _i

  ∑ i=0 c

  Dimana λ merupakan rata-rata laju kedatangan permintaan inisiasi flow dari semua switch yang terhubung ke controller.

c. Waktu menunggu di controller

  Lama waktu pelayanan diasumsikan mempunyai distribusi tertentu (umum) dengan rata-rata

  c c

  waktu pelayanan di controller adalah t dan laju pelayanan di controller sebesar μ .Waktu

  ¿ menunggu di controller (W qc ....

  λ c

  ρ

  =

  c μ c

  2

ρ

E [P ]

c

α = . k

E[ P]

  2(1− ρ )

  c

  2

  2

  3 ρ ρ c E [P c E[ P

  ] ]

  σ = . + k

  2(1−ρ E[ P] 3(1− ρ) E [P] )

  c [ ]

  √

  Secara umum, jika kita ingin waktu tunggu rata-rata menjadi tidak lebih dari t menit, maka kita dapat menghitung laju kedatangan maksimum yang diijinkan (λ) sebagai berikut:

  ρ

  1+cv c

  W = t < t qc c

  2 1−ρ

  [ ] [ c ]

  Rata-rata respon time di controller dapat diestimasi dengan model antrial M/G/1 [ ]:

  2 ρ(1+cv ) E [ r ] = E [ e E + ] [ e ]

  2 1−ρ

  ( ) c

  [ e ]

  Dimana E adalah rata-rata waktu eksekusi, ρ intensitas beban cv koefisien variasi (perbandingan standar deviasi dengan mean) dari waktu ekseskusi permintaan

d. End to end delay Delay antrian pada path end-to-end diasumsikan bahwa semua independen satu sama lain.

  Hal ini dapat dibenarkan oleh fakta bahwa agregat flow trafik terpecah pada setiap node dan bercampur dengan trafik yang tiba dari sumber lainnya. Asumsi independensi telah divalidasi dalam (Kruskal et al, 1984), (Lau et al, 1997) dan (Van Den Berg et al, 1995). Delay dari

  p

  sebuah link dapat dinyatakan sebagai penjumlahan dari delay propagasi (d ), delay forwarding paket (d f ), dan delay antrian (d q ), seperti yang ditunjukkan pada Persamaan. (1).

  d=d d d _{¿ f q} + + parameter kedua dan ketiga dalam Pers. (.... ) merupakan variabel tergantung pada bandwidth

  dan kebijakan antrian di path p, sementara Dp adalah konstan tergantung pada sifat fisik dan panjang path. asumsi bahwa kedatangan paket mengikuti proses Poisson dengan waktu pelayanan eksponensial dan setiap antrian adalah dilengkapi buffer yang tak terbatas dan

  q disiplin pelayanan adalah FCFS , maka D dapat diturunkan dari analisis antrian M/G/1 .

  Ketika sebuah koneksi flow dalam kelas f dirutekan sepanjang path P , maka berdasarkan model

  i L

  jaringan M/G/1 tandem, mean dan varian delay setiap link D i ditentukan menggunakan formula [ ] : Jika delay setiap link i adalah D L , maka delay dalam sebuah path adalah : _i

  n D = D p L

  ∑ i i=1

  Menurut teorema limit pusat dan pengukuran data dari trafik internet, kita tahu bahwa end to end path delay, yang terdiri dari sejumlah besar independen delay dalam antrian intermediate, terdistribusi normal. Dari hasil di [02x] mean dan dan varians dari delay end-to-end dari path - j adalah :

  2

ρ

s E[ P ] α N .

  =

  s E [P]

  2(1− ρ )

  s

  2

  2

  3 ρ ρ s E [P s E [P

  ] ]

  σ = √ N . + s

E[ P] E[ P]

  2(1−ρ 3(1− ρ ) )

  s s [ ]

  √ 3. 3.4 Model Routing

  Masalah routing dalam jaringan adalah bagaimana mencari jalan atau beberapa jalur untuk mengirimkan trafik melalui jaringan tanpa melebihi kapasitas link. Pada penelitian ini, menggunakan proses seleksi jalur informasi tentang ketersediaan bandwidth. Dengan

  ( S , L )

  mempertimbangkan topologi jaringan G , semua koneksi diasumsikan menggunakan sumber o ∈ S dan tujuan d ∈ S yang sama dan mengalami delay sebesar D i untuk setiap link.

  ( ) o , d

  Setiap flow diasumsikan meminta bandwidth untuk memenuhi persyaratan QoS. Jika P

  ( o , d )

  adalah semua path yang memungkinkan untuk merutekan flow dari pasangan maka permasalahan routing dalam kasus ini adalah menemukan path yang mempunyai sisa kapasitas

  AV P maksimum dalam sebuah jaringan.

  >

  i p

  = max (min AV ) dengan C Dimana sisa kapasitas atau available bandwidth dari end to end path adalah kapasitas yang tersisa yaitu jumlah trafik yang dapat dikirim ke sepanjang path tanpa terjadi kemacetan.

  Available bandwidth pada sebuah link secara umum didapatkan sesuai persamaan ().

  AV = 1−ρ ∗ C ( ) i i i

  di mana AV i adalah bandwidth yang tersedia pada link i, ρ i adalah utilitas pada link i , dan C i adalah kapasitas link i. Selanjutnya, end-to-end bandwidth yang tersedia dari path yang berisi H

  link jika terdapat paket yang dikirimkan pada rate r adalah: AV ( r ) = min AV ( r ) P i i=1 … H k

  jika asumsi terdapat m koneksi dari kelas flow f untuk path p dan diasumsikan bahwa setiap node sumber mengetahui informasi mengenai topologi jaringan (termasuk kapasitas maksimum setiap link) dan beban trafik yang ditawarkan antara setiap pasangan sumber-tujuan. Dengan pengetahuan global tentang topologi jaringan dan beban trafik yang ditawarkan, m koneksi di setiap kelas f harus diarahkan melalui path p k antara o dan d dengan alokasi bandwidth tertentu.

a. Rute tunggal

  pada model single path, flow hanya diberikan pada path yang mempunyai available bandwidth terbesar. Diasumsikan path terbaik p k best dari seluruh rute dari sumber dan tujuan

  

P

adalah path yang mempunyai sisa bandwith AV terbesar. p best=max AV p ∈ P(o , d ) k { P | k }

  Path dengan available bandwidth terbesar digunakan sebagai path primer. Selanjutnya path dengan bandwidth yang lebih kecil disediakan sebagai path alternatif. Trafik dialihkan ke path alternatif jika terjadi kegaglan pada path primer.

  b. Rute jamak

  Sebuah rute multipath adalah satu set path, dimana masing-masing memiliki node sumber dan tujuan yang sama. Kami juga menganggap bahwa pada setiap path di rute multipath sebagai jalur alternatif.Dalam multi-path routing, setiap router dapat menggunakan beberapa jalur yang berbeda untuk mencapai tujuan. Penggunaan multipath routing bertujuan untuk meningkatkan ketersediaan end-to-end. ketika salah satu jalur gagal, maka paket data masih bisa disampaikan melalui jalur lainnya dan dengan demikian ketersediaan end-to-end dapat dipertahankan, asalkan tidak semua jalur antara sumber dan tujuan gagal secara bersamaan. Asumsi terdapat n buah path yang mungkin, maka pada multipath routing dipilih k buah path dimana k ≤ n

  > sehingga ∀ k berlaku AV P

  0. (catatan : masih akan dikembangkan lebih lanjut)

  Untuk memodelkan multihop path, pada penelitian ini dipertimbangkan jaringan tandem m/g/1 yang sudah dijelaskan pada sub bab .... Asumsi path k ( k= 1,...N) terdiri dari Li intermediate node, maka path ke k dapat dimodelkan sebagai jaringan antrian yang terkoneksi dalam tandem. Misalkan flow trafik dengan rata-rata laju kedatangan poisson maka jika terdapat antara sumber dan tujuan diantara N disjoint path dalam pararel adalah terdistribusi poisson juga yang dinotasikan sebagai

  ( ) λ j=1 … N j

  Dimana

  N λ λ

  =

  j ∑ j=1

  c. Pembagian beban path

  Beban jaringan dibagi dan kemudian didistribusikan secara proporsional sesuai dengan Splitting rasio. Model kami menentukan spliting rasio dengan meminimalkan delay path maksimal. Gambar 2 menunjukkan suatu set beberapa path yang terhubung antara sumber dan tujuan.

  P ( o , d )

  ={ p k }

  ( ) P o , d = p , p ,… . , p

  1 2 k { }

  ( o , d )

  |P |=k Dari sudut pandang pengguna, jalan p

  ∈ P(o , d) terhubung antara sumber dan tujuan dapat

  dianggap link logis seperti yang diilustrasikan pada Gambar. 3... . Beban Jaringan akan didistribusikan dan ditugaskan untuk setiap path sesuai dengan solusi optimal dari masalah pembagian beban.

  Jika Misalkan Bp,l mewakili bandwidth dan dp,l mewakili delay propagasi link l ∈ p. Bandwidth dan delay di sepanjang jalan Dapat didekati di sini sebagai berikut

  Ini masih m/m/1 λf1 λ

  λ λ λ

Gambar 3.10 : splitting ratio di mana λ adalah rata-rata laju kedatangan trafik dan adalah splitting ration untuk path p.

  Dengan asumsi ini model pada gambar ..... ditransformasikan ke model antrian pada gambar .... dan fungsi biaya dirumuskan dalam persamaan.

  1 C ϕ D = +

  p ( p ) p (ini masih m/m/1)

  B λ ϕ

  −

  p p C ϕ p ( p )

  Meminimalkan max

  p ∈P

  Dengan kendala

  ϕ =

  1

  p ∑ p ∈P

  dan

  0 ≤ ϕ ≤ B

  p p

  Splitting ratio ϕ untuk semua p ∈ Ρ, adalah dan proporsi trafik yang dialokasikan untuk

  p

  path p. Spliting ratio awal dihitung dari Persamaan a :

  B p

  ∀ p ∈ P: ϕ = p

  B p

  ∑ p ∈ P

  Controller akan melakukan langkah-langkah sebagai berikut :

  ϕ p ( p )

  1. Hitung C dengan menggunakan persamaan ... untuk setiap p

  2. Pilih p ∈ P yang mempunyai utilitas path ρp < β

  3. Tentukan trafik yang melewati path sebanding dengan split ratio

  4. Tentukan perubahan splitting ratio

  5. Perbaharui splitting ratio

  3. 3.5 PACEC

  Dalam Bab ini, kami mengusulkan eksplisit rate congestion control baru yang menyesuaikan laju pengiriman flow sesuai dengan status jaringan (kapasitas yang tersedia di path jaringan). Metode congestion control pada desertasi ini menggunakan router assited congestion control yang bekerja secara edge to edge. Perbedaan utama dengan router assisted congestion control yang sudah ada adalah, mekanisme congestion control yang kami usulkan menentukan laju pengiriman dengan melibatkan seluruh switch di data plane yang dikoordinasi oleh controller. Keputusan diambil secara global untuk menentukan laju pengiriman flow yang dapat dialokasikan pada sebuah path dari sumber sampai tujuan.

a. Karakteristik umum

  Pada jaringan traditional, metode router assisted control diterapkan pada setiap router dimana router memberikan umpan balik ke end sistem mengenai keadaan jaringan, dan memerintahkan pengirim mengirimkan paket pada rate tertentu. Secara umum router assisted congestion control dimodelkan dengan teori antrian M/G/1-PS untuk menghitung agregat rate pada setiap router (node). Dimana agregat rate pada setiap node mengikuti model sederhana yang diberikan pada persamaan berikut:

  R=C(1−ρ) (5)

  Dimana : R : sending rate untuk sebuah link, C : kapasitas link dan ρ : utilitas link. Dari nilai R(t) yang didapatkan, maka dapat diperhitungkan sending rate untuk setiap flow. Berikut adalah ringkasan persamaan yang digunakan oleh beberapa router asisted congestion control di jaringan traditional.

  Table : 3.1 Agregat sending rate Sending rate per flow Kenaikan dan penurunan rate

  XCP Secara umum Kekurangan dari metode yang sekarang adalah rate dihitung secara lokal pada tiap node sehingga menghasilkan optimal lokal belum tentu secara global juga optimal. Sebagai ilustrasi sebagai berikut :

  ( tambahkan )

  Oleh karena itu kami mengembangkan metode router assisted congestion control yang kami sebut PACEC ( ) yang mempertimbangkan kondisi global jaringan sehingga diharapkan dapat mencapai global optimal. Kami menggunakan pendekatan edge to edge congestion control, dimana sending rate dihitung untuk sebuah path pasangan sumber dan tujuan. PACEC merupakan algoritma congestion control yang menghitung laju pengiriman secara adil untuk

  

flow secara langsung dari sumber ke tujuan yang berasosiasi dengan sebuah path. Ide dasar dari

  PACEC adalah untuk membangun sistem congestion control pada kerangka kerja SDN dengan prinsip kolaborasi switch sepanjang path dari sumber sampai tujuan dalam jaringan.

  

Informasi lokal

R1(t)= ?l R2(t)= ?l Pandangan global Controller :

kebijakan pengendalian

kemacetan

  p

  Perbedaan PACEC dengan pengendalian kemacetan yang dibantu jaringan lainnya yang adalah :  pertama, tidak menggunakan pengukuran yang digunakan untuk umpan balik secara langsung; laju pengiriman dihitung secara independen berdasarkan hasil dari perhitungan controller. Perhitungan laju pengiriman dibatasi oleh waktu pelaporan yang dibutuhkan oleh switch untuk melaporkan kondisi masing-masing switch ke controler.

  i )

  1−ρ

  p _i (

  = C

  i=i: k R p _i

  = max

  R opt

  : utilitas path Dengan tujuan untuk :

  : kapasitas path dan ρ

  R(t)= ?l router assisted congestion control di SDN

  p

  : sending rate untuk sebuah path, C

  R p

  ) (7) Dimana :

  p

  ( 1−ρ

  p

  = C

  R p

  Gambar 3.11: PACEC di SDN Secara umum, rate yang dapat dialokasikan pada sebuah path adalah :

  u s u l Kedua, tidak ada penyesuaian rate secara bertahap. Laju pengiriman dihitung secara  eksplisit berdasarkan kapasitas yang tersedia dan utilitas pada sebuah path. Dengan demikian PACEC, menghindari penyesuaian laju pengiriman secara bertahap.

  Perhitungan laju pengiriman ekspisit secara langsung membantu algoritma ini mencapai konvergensi yang cepat. PACEC merupakan sebuah cara untuk menerapkan congestion control melalui pengalokasian laju pengiriman secara terpusat, dengan menggunakan prinsip-prinsip sebagai berikut:

• Flow baru dimulai dengan laju pengiriman flow yang tinggi. Laju pengiriman ini tergantung pada bandwidth yang tersedia pada sebuah path. Controller pada PACEC memutuskan agregat rate flow maksimum yang diijinkan melewati sebuah path.
• ingress switch menyesuaikan laju pengiriman untuk semua flow yang melewati path sesuai dengan informasi controller.
• Ingress switch melakukan perubahan laju pengiriman flow jika terdapat perubahan informasi dari controller. Laju pengiriman dihitung secara eksplisit berdasarkan flow aktif dan ketersediaan kapasitas, sehingga menghindari penyesuaian bertahap seperti yang dilakukan oleh algoritma reaktif.

  Pada PACEC perhitungan laju pengiriman di controller hanya dibatasi oleh waktu yang dibutuhkan jaringan untuk mendaftarkan perubaan flow dan kondisi jaringan atau secara singkat

  frekuensi

  kami sebut dengan periode update (T update ). T update ini berhubungan langsung dengan

  

keputusan yang menentukan seberapa sering ingress switch menerima keputusan dari controller untuk

mengubah laju pengiriman.

b. Model PACEC

  Kami mempertimbangkan jaringan dengan satu set flow dan link seperti yang telah ditunjukan pada gambar 3. ...., Untuk menyederhanakan model, diasumsikan dari sumber ke tujuan sudah tersedia sebuah path P. Sebuah path dalam jaringan data plane terdiri dari beberapa link l, l ∈ P. setiap link lmempunyai kapasitas C l ,maka kapasitas path, C p yang memiliki H link berturut-turut adalah sesuai dengan adalah sebagai berikut :

  C = min C p i i=1 … H

  p

  Setiap node terhubung ke sebuah controller. controller menghitung AV atau bandwidth yang tersedia pada path P. AV p digunakan sebagai batas atas kapasitas path yang masih dapat

  p

  diberikan kepada flow yang melewati path tersebut. AV juga digunakan untuk menentukan

  p p

agregat rate maksimum atau R yang melewati sebuah path. Berdasarkan R , ingress switch

menyesuaikan laju pengiriman sebesar X p yang mendekati nilai R p .

  Xp pengirimm penerimam

  1 2 i N Rp controller

  Gambar 4... : mekanisme PACEC Jika setiap path P memiliki satu set flow, F (P), yang melewatinya dan setiap flow a pada path

  

P dikirim pada laju pengiriman r , berarti kita akan menentukan alokasi laju pengiriman untuk

a

  flow a yang memenuhi batasan kapasitas path:

  r ≤C a p

  ∑ a ∈ F(p )

c. Kondisi path

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

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

  path

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

  link

  bernilai 0 sampai dengan 1. Jika ρp = 0 maka path tidak mengalami kemacetan, jika ρp = 1 menandakan path dalam keadaan macet total. Untuk mendapatkan nilai utilitas path, kami

  i

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

  λ i

  ρ

  =

  i μ i

  Ketika terdapat paket tambahan yang ditransmisikan pada rate r bps melintasi antrian ini, maka

  ( ) r

  utilitas efektif sebuah link ρ i adalah :

  r ρ ( r ) min 1, ρ