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Abstract— The major challenge for the second decade of this century is the implementation of access to high-speed internet, known as broadband internet. Thus, the IEEE (Institute of Electrical and Electronics Engineers) has developed a new standard for wireless access, called IEEE 802.16. Also known as WiMAX (Worldwide Interoperability for Microwave Access), it is an emerging technology for next generation wireless networks which supports a large number of users, both mobile and nomadic (fixed), distributed across a wide geographic area. Based on these assumptions, and considering that the standard does not specify a scheduling algorithm, a new scheduler with call admission control was proposed based on Latency-Rate (LR) server theory and with system characteristics as specified by the system standard using the WirelessMAN-OFDM (Orthogonal Frequency Division Multiplexing) air interface. The proposed scheduler calculates the time frame (TF) in order to maximize the number of stations allocated in the system while managing the delay required for each user. Properties of this proposal have been investigated theoretically and through simulations. The results of simulations show that an upper bound on the delay can be achieved for a large range of network loads, with bandwidth optimization.

Keywords— IEEE 802.16, WiMAX, scheduling, delay, optimization, Call Admission Control (CAC).

I. INTRODUÇÃO

M DOS principais desafios da segunda década deste século será a implantação do acesso à internet de alta

velocidade. Popularmente conhecida como internet de banda larga, torna-se eficaz na redução de barreiras físicas para a transmissão do conhecimento, bem como nos custos de transação, e é fundamental no fomento da competitividade. No entanto, o acesso com fio à internet banda larga tem um custo muito elevado e às vezes é inviável, uma vez que o investimento necessário para implantar o cabeamento de toda uma região, muitas vezes, reduz os ganhos financeiros do prestador de serviços. Uma das possíveis soluções para reduzir os custos de implantação de acesso em banda larga em áreas onde a infraestrutura não está presente é a utilização de tecnologias sem fio, que não se utilizam de cabos e reduzem o custo e o tempo implantação [1].

Esta foi uma das motivações que levaram o IEEE (Institute of Electrical and Electronics Engineers) a desenvolver um novo padrão para acesso sem fio, chamado IEEE 802.16 [2], também conhecido como WiMAX (Worldwide

E. R. Dosciatti, Universidade Tecnológica Federal do Paraná (UTFPR), Pato Branco, Paraná, Brasil, [email protected].

W. Godoy Junior, Universidade Tecnológica Federal do Paraná (UTFPR), Curitiba, Paraná, Brasil, [email protected].

A. Foronda, Universidade Tecnológica Federal do Paraná (UTFPR), Curitiba, Paraná, Brasil, [email protected].

Interoperability for Microwave Access). WiMAX é uma tecnologia emergente para a próxima geração de redes sem fio que suporta um grande número de usuários, tanto móveis e nomádicos (fixos), distribuídos em uma extensa área geográfica. A implantação crescente de infraestrutura sem fios está permitindo uma variedade de novas aplicações que requerem flexibilidade, mas também um suporte robusto pela rede, tais como aplicações multimídia, incluindo streaming de vídeo e VoIP (Voice over Internet Protocol), entre outros, que exigem tempo real na entrega dos dados [3].

Para atingir este objetivo, o padrão IEEE 802.16 introduz um conjunto de mecanismos, como por exemplo, as classes de serviço e as múltiplas possibilidades de adaptação dos sistemas de codificação e modulação com base nas condições do canal. No entanto, a norma deixa questões em aberto, relacionadas com o gerenciamento de recursos da rede e os algoritmos de escalonamento de pacotes.

Baseado nestes aspectos, este artigo apresenta um novo modelo de escalonamento com controle de admissão de conexão, para a estação base, em redes baseadas no padrão IEEE 802.16. Foi desenvolvido um modelo analítico baseado na teoria do servidor Latency-Rate (LR) [4], onde um tamanho ideal de quadro foi estimado (denominado de Time Frame - TF), com garantia de atraso para cada usuário, e, ao mesmo tempo, maximizando o número de estações alocadas no sistema. Neste procedimento, todos os cabeçalhos gerados pelas camadas MAC e PHY foram considerados para calcular o tempo de cada segmento para cada usuário. Após o desenvolvimento deste modelo analítico, um conjunto de simulações é apresentado com fluxos de taxa de bits constante (CBR - Constant Bit Rate) e taxa de bits variável (VBR - Variable Bit Rate) e as comparações de desempenho com diferentes atrasos e diferentes TFs. Os resultados mostram que o limite de atraso superior pode ser alcançado por uma grande variedade de cargas na rede, com otimização da largura de banda.

O restante deste artigo está organizado da seguinte forma. Na Seção II, tem-se uma descrição detalhada do padrão IEEE 802.16. O modelo analítico para escalonamento de pacotes proposto está explicado na Seção III. A avaliação do desempenho do novo escalonador é demonstrada na Seção IV. A conclusão do artigo está na Seção V.

II. O PADRÃO IEEE 802.16

A. Uma Visão Geral das Redes WiMAX

A topologia básica de uma rede IEEE 802.16 fixa, objeto deste estudo consiste de duas entidades participantes,

E. R. Dosciatti, W. Godoy Junior, and A. Foronda

An Efficient Approach of Scheduling with Call Admission Control to Fixed WiMAX Networks

U

1256 IEEE LATIN AMERICA TRANSACTIONS, VOL. 10, NO. 1, JAN. 2012

denominadas de Estação Base (Base Station - BS) e Estação Cliente (Subscriber Station - SS), como pode ser visto na Fig. 1.

Figura 1. Arquitetura da Rede IEEE 802.16.

A BS é o nó central, responsável pela coordenação de toda a comunicação e provimento de conectividade às SSs. As BSs são mantidas em torres espalhadas de forma a otimizar a área de cobertura da rede e são conectadas entre si por uma rede denominada backhaul, que é utilizada para transmitir informações de uma estação central para uma estação remota e que permite que as SSs tenham acesso a redes externas ou troquem informações entre si.

Redes baseadas no padrão IEEE 802.16 podem ser estruturadas em dois modos de operação: redes PMP (Point-to-MultiPoint) e redes Mesh. Nas redes PMP, toda a comunicação entre as SSs, bem como entre elas e redes externas, acontece por intermédio de um nó central, a BS. Portanto o tráfego flui apenas entre a BS e as SSs (ver Fig. 1). No modo Mesh, todas as SSs comunicam-se entre si sem a necessidade de um nó mediador, ou seja, o tráfego pode ser roteado através das SSs e pode ocorrer diretamente entre duas SSs. Este artigo considera somente a topologia PMP.

A comunicação entre a BS e as SSs ocorrem em dois canais diferentes: um canal de descida (downlink - DL), com o fluxo de dados direcionado da BS para as SSs, e outro canal de subida (uplink - UL), com o fluxo de dados direcionado das SSs para a BS. No DL, os dados são transmitidos por difusão, enquanto que no UL o meio é compartilhado através de múltiplos acessos.

O padrão IEEE 802.16 fornece a flexibilidade de dois esquemas para alocação de banda: duplexação por divisão de tempo (time division duplexing - TDD), que será abordada neste artigo, e duplexação por divisão de frequência (frequency division duplexing - FDD). Basicamente, no TDD, o DL e UL compartilham a mesma frequência e os dados são transmitidos em tempos diferentes, sendo o canal segmentado no tempo e composto por quadros diferentes. No FDD os dois canais utilizam frequências diferentes, sendo os dados transmitidos ao mesmo tempo.

No TDD, como o canal é segmentado no tempo e composto por quadros de tamanho fixo, cada quadro é dividido em um subquadro para transmissões DL e outro para transmissões UL. A duração de cada subquadro é dinamicamente controlada pela BS e, embora o quadro possua tamanho fixo, a divisão entre os tempos fornecidos para DL e para UL pode ser variada, o que significa que a banda alocada para eles é adaptativa.

Cada subquadro é composto por um número de segmentos de tempo, de maneira que todas as SSs e a BS devem estar sincronizadas e transmitir os dados em intervalos predeterminados. A divisão do quadro TDD entre DL e UL é uma funcionalidade do sistema e é controlada pela camada MAC. A Fig. 2 ilustra a estrutura de um quadro com duplexação por divisão de tempo (TDD).

Figura 2. Estrutura de um Quadro no Padrão IEEE 802.16.

A Fig. 3 ilustra como é a estrutura de um quadro OFDM (Orthogonal Frequency Division Multiplexing) no modo de alocação de banda TDD, que é utilizando neste trabalho.

Figura 3. Estrutura de um Quadro OFDM com TDD.

Nesta estrutura, o canal de DL é utilizado pela BS para enviar dados e controlar as informações fornecidas para as SSs e o canal de UL é compartilhado por todas as SSs para transmissão de dados. O subquadro de DL sempre precede o subquadro de UL. Estes subquadros consistem de um número fixo de símbolos OFDM. Detalhes da estrutura dos símbolos OFDM podem ser encontrados em [2].

O subquadro de DL começa com um preâmbulo longo (dois símbolos OFDM) através do qual as SSs podem se sincronizar com a rede e verificar a duração do quadro atual. Imediatamente após o preâmbulo longo do DL, a BS transmite o quadro de controle do cabeçalho (Frame Control Header - FCH), que consiste de um símbolo OFDM e é utilizado pelas SSs para decodificar as mensagens de controle MAC transmitidas pela BS.

DOSCIATTI et al.: AN EFFICIENT APPROACH OF SCHEDULING 1257

O subquadro de UL consiste do escalonamento de intervalos de contenção, pedidos de largura de banda e um ou vários intervalos de transmissão, cada um sendo transmitido de uma SS diferente. Os segmentos iniciais vão permitir que uma SS entre no sistema, ajustando o seu nível de potência e deslocamentos de frequência e corrigindo o seu tempo de deslocamento. Os segmentos de pedido de largura de banda são utilizados pelas SSs para transmitir o cabeçalho do pedido de largura de banda. Dois intervalos separam os subquadros de DL e de UL: Transmit/Receiver Transition Gap (TTG) e Receiver/Transmit Transition Gap (RTG). Esses intervalos permitem que a BS possa mudar do modo de transmitir para o modo receber, e vice-versa.

B. Trabalhos Relacionados

Uma das premissas para garantia de QoS (Quality of Service) em redes WiMAX é o algoritmo de escalonamento para ambas as direções, uplink e downlink, que deve traduzir os requerimentos de QoS das SSs para o número adequado de segmentos. Quando a BS faz a decisão de escalonamento, ela informa da sua decisão para todas as SSs utilizando as mensagens no início de cada quadro. Essas mensagens definem explicitamente que segmentos são alocados para cada uma das SSs em ambas as direções, uplink e downlink. Esse artigo se concentra no escalonamento de pacotes na direção uplink, pois garante uma otimização da taxa física da rede, garantia do atraso solicitado pelo usuário e, assim, o número de usuários em cada quadro será maximizado.

Como o padrão IEEE 802.16 fornece apenas mecanismos de sinalização e não especifica nenhum algoritmo para escalonamento e controle de admissão, alguns algoritmos de escalonamento e arquiteturas de QoS foram propostos [5],[6],[7],[8],[9], entretanto, muitas dessas soluções abordam apenas a implementação de uma nova arquitetura de QoS incorporada ao padrão IEEE 802.16. Não existe um modelo analítico para a garantia do atraso máximo e para a maximização do número de SSs alocadas no sistema, que representem, de forma exata, alguma métrica de desempenho do protocolo de acesso ao meio, como, por exemplo, o atraso.

Em [5], um escalonador de pacotes para o canal de uplink em redes IEEE 802.16, baseado em uma fila com estrutura hierárquica foi proposto. Um modelo de simulação foi desenvolvido para avaliar o desempenho do escalonador proposto. No entanto, apesar de apresentar os resultados da simulação, os autores negligenciaram o fato de que a complexidade da implementação desta solução não é hierárquica, e não definem claramente como os pedidos de largura de banda são realizados. Em [6], os autores propuseram uma arquitetura de QoS a ser construído na camada MAC do padrão IEEE 802.16, o que impacta significativamente no desempenho do sistema, mas não apresentam um algoritmo que faz uso eficiente da largura de banda. Em [7], os autores apresentaram um estudo simulado do funcionamento do protocolo da camada MAC do padrão IEEE 802.16 operando com uma interface aérea OFDM e com estações full-duplex. Eles avaliaram o desempenho do sistema

em diferentes cenários de tráfego, variando os valores de um conjunto de parâmetros do sistema. Com respeito ao tráfego de dados, foi observado que a sobrecarga, devido à transmissão dos preâmbulos, aumenta com o número de estações. Em [8], um protocolo MAC baseado em polling é apresentado junto com um modelo analítico para avaliar seu desempenho. Foram desenvolvidas expressões analíticas, de forma fechada, para os casos em que as estações são escolhidas no início ou no final dos subquadros de uplink. Não é informado como o modelo foi desenvolvido para garantias de atraso. Finalmente, em [9], a autora apresenta uma proposta bem elaborada de uma arquitetura de QoS para a camada MAC do padrão IEEE 802.16. O destaque do seu trabalho é o componente responsável pela alocação de banda de transmissão uplink para cada uma das SSs, sendo que a decisão sobre a largura de banda concedida é tomada com base nos seguintes aspectos: largura de banda requerida por cada SS para transmissão de dados de uplink e largura de banda requerida para pedir de largura de banda adicional.

Considerando as limitações expostas acima, estes trabalhos constituem a base de uma arquitetura genérica, que pode ser estendida e especializada. Porém, nesses trabalhos, pode-se conseguir a garantia de QoS, mas, sem maximizar o número de usuários alocados na rede. Por esses fatos, este artigo apresenta um novo escalonador com controle de admissão de conexão para a estação base (BS) em redes WiMAX.

III. MODELO ANALÍTICO

A. Descrição do Sistema

A Fig. 4 ilustra uma rede wireless com a proposta de um novo escalonador com controle de admissão de conexão, que é baseado em uma modificação do escalonador LR [4] e utiliza o algoritmo do balde de fichas (token bucket).

Figura 4. Rede Wireless com o Novo Escalonador.

A abordagem básica deste novo escalonador consiste de que o balde de fichas pode limitar a entrada do tráfego e o escalonador LR pode prover uma taxa de alocação para cada usuário. Desta forma, se a taxa alocada pelo escalonador LR é maior que a taxa do balde de fichas, um atraso máximo é calculado.


Um escalonador que provê garantia de largura de banda pode ser modelado como um escalonador LR. O comportamento deste escalonador é determinado por dois parâmetros para cada sessão i: latência (θi) e taxa alocada (ri). No novo escalonador, a latência (θi) é um período do tempo do quadro, do tempo para transmitir um pacote de tamanho máximo e dos intervalos que separam os subquadros DL e UL (TTG e RTG). A taxa alocada (ri) é a taxa fornecida pelo servidor e deve ser maior que a taxa de serviço S

i(t) ofertada durante o intervalo (0, t) pelo escalonador. O

atraso máximo Di é limitado pelo atraso do balde de fichas e pelo atraso do escalonador LR e este atraso máximo depende da latência (θi) e taxa alocada (ri) e será mostrado a seguir como obtê-lo para o novo escalonador.

Considerando o atraso para a transmissão do primeiro pacote, a latência (θi) do escalonador é:

R

L+T+T+T+T=θ imax,

ULDLRTGTTGi (1)

onde TTTG e TRTG são os intervalos de separação dos subquadros de DL e UL, TDL e TUL são a duração do tempo dos subquadros de DL e de UL, respectivamente, Lmax,i é o tamanho máximo de um pacote e R é a capacidade do canal de saída. A seguir, é demonstrado como determinar a taxa alocada (ri) para cada sessão i e como otimizar o tempo do quadro (TF) com o objetivo de aumentar o número de conexões acomodadas pelo CAC (Controle de Admissão de Conexão).

B. Descrição do Controle de Admissão de Conexão

Um escalonador LR pode prover um limite de atraso se o tráfego de entrada é modelado por um balde de fichas. Um balde de fichas é um contador não-negativo que acumula fichas a uma taxa constante ρi até o contador atingir a capacidade σi. Pacotes da sessão i podem ser liberados para a fila somente após a remoção do número necessário de fichas do balde de fichas. No escalonador LR, se o balde de fichas está vazio, pacotes que chegam são descartados, no entanto, em nosso modelo, é garantido que o balde de fichas nunca ficará vazio, desta forma, não ocorre o descarte de pacotes. Se o balde está cheio de fichas, uma rajada máxima de σi pacotes pode ser enviada para a fila. Quando o fluxo está desocupado ou rodando a uma taxa inferior tal que a quantidade de fichas atinja o limite máximo σi, o acúmulo de fichas será suspenso até a chegada do próximo pacote. É assumido que a sessão se inicie com o balde cheio de fichas. O modelo apresentado considera, para cada pacote, os cabeçalhos determinados pelo padrão IEEE 802.16. Desta forma, a quantidade de fichas do balde será diminuída pelo tamanho do pacote e pelos cabeçalhos (overhead), que será demonstrado a seguir.

A aplicação usando a sessão i declara o tamanho máximo do pacote Lmax,i e

requisita o atraso máximo permitido

Dmax,i, que será utilizado pelo novo escalonador WiMAX para calcular a taxa de serviço para cada sessão a fim de

garantir a requisição de atraso e otimizar o número de estações na rede. Desta forma, o tráfego de entrada da sessão i(i = 1, ..., N) passa pelo balde de fichas da SS durante o intervalo (0, t), conforme apresentado na Fig. 5

Figura 5. Tráfego de Entrada com o Balde de Fichas.

Esta passagem do tráfego de entrada pelo balde de fichas é limitado por:

( ) tρ+σtA iii ≤ (2)

onde σi é o tamanho do balde de fichas e ρi é a taxa do balde de fichas no período t.

Desta forma, o pacote fica na fila da estação, até que ele acesse o meio sem fio e transmita. O atraso na fila é medido desde quando o último bit do pacote é recebido e enfileirado na estação até que ele acesse o meio sem fio e transmita. No novo escalonador com controle de admissão de conexão, o atraso na fila depende dos parâmetros do balde de fichas, da latência da rede e taxa alocada. Em [4] e [10], é demonstrado que se o tráfego de entrada A

i(t) é modelado por um balde de

fichas e se o escalonador alocar uma taxa de serviço (ri), então um escalonador LR pode prover um atraso máximo Di

i limitado por:

i

imax,i

i

ii r

Lθ+

r

σD −≤ (3)

onde ri é a taxa de serviço, σi é o tamanho do balde de fichas, θi é a latência do novo escalonador, Lmax,i é o tamanho máximo de um pacote.

Da Equação (3), temos que o limite de atraso, denominado de Dbound, é representado por:

i

imax,i

i

ibound r

Lθ+

r

σ=D − (4)

onde σi é o tamanho do balde de fichas, ri é a taxa de serviço, θi é a latência do novo escalonador, Lmax,i é o tamanho máximo de um pacote.

A Equação (3) é um limite de atraso melhorado para o escalonador LR [4]. Assim, a taxa do balde de fichas mais a taxa para transmitir algum cabeçalho, deve ser menor do que a taxa de serviço para o limite do atraso. Desta forma, o limite de atraso Dbound, deve ser menor ou igual ao atraso máximo

requerido que pode ser admitido, ou seja, .imax,bound DD ≤

Assim, existem três diferentes atrasos que estão definidos neste trabalho. O primeiro é o atraso máximo Di

i, o segundo é

o limite de atraso Dbound e o terceiro é o atraso máximo


requerido que pode ser admitido Dmax,ii. A relação entre eles

é .imax,boundi DDD ≤≤

Levando em consideração esta relação, a condição de restrição do atraso para o novo escalonador é determinada pela equação:

( )imax,RTGTTG

imax,

imax,i

imax,i DT + T + R

L' + TF +

L'+ΔRTFr'

TFL'σ'≤

−− (5)

onde σ’i é o tamanho do balde de fichas com o cabeçalho (overhead), L’max,i é o tamanho máximo de um pacote com o cabeçalho (overhead), TF é o tempo do quadro, r’i é a taxa de serviço com o cabeçalho (overhead), ∆ é o período dos intervalos de reserva (soma do intervalo de contenção e do intervalo de requisição de banda (ver Fig. 3), que determinam os cabeçalhos do subquadro de uplink (UL), R é a capacidade do canal de saída, TTTG é o intervalo de separação entre os subquadros de downlink e uplink, TRTG é o intervalo de separação entre os subquadros de uplink e downlink e Dmax,i é o atraso máximo permitido.

A capacidade do canal de saída, o tamanho máximo do pacote e o tamanho do balde de fichas são parâmetros declarados pela aplicação. Entretanto, o tempo de duração do quadro (TF) e o total da taxa de serviço são parâmetros que devem ser calculados para satisfazer a Equação (5).

A Fig. 6 mostra uma estrutura de quadro TDD com alocação das fórmulas descritas pela Equação (5).

Figure 6. Alocação das Fórmulas da Equação (5) em um Quadro TDD.

A Equação (6) é a segunda condição de restrição para calcular o TF e a taxa de serviço. A taxa do balde de fichas mais a taxa para transmitir os cabeçalhos e o tamanho máximo do pacote devem ser menor que a taxa de serviço para o limite de atraso. Então, esta segunda condição de restrição é determinada pela equação:

iimax,

i r'TF

L'+ΔR+ρ ≤ (6)

onde ρi é a taxa do balde de fichas, ∆ determina os cabeçalhos do subquadro de uplink (UL), L’max,i é o tamanho máximo de um pacote com o cabeçalho (overhead), TF é o tempo do quadro e r’i é a taxa de serviço com o cabeçalho (overhead).

Os escalonadores vistos na Seção II não proviam qualquer mecanismo para estimar o TF necessário para o limite de atraso ou para maximizar o número de estações em um sistema, porque cada aplicação requisitava um TF sem nenhuma das condições de restrição vistas nas Equações (5) e (6), para calcular o tempo de cada SS.

Entretanto, a estimação de um TF é importante, pois existe um equilíbrio entre um pequeno e um grande valor de TF. TFs com valores pequenos reduzem o atraso máximo permitido, no entanto, aumentam o valor dos cabeçalhos, ao mesmo tempo. Por outro lado, para TFs com valores altos o valor dos cabeçalhos diminui, mas o atraso aumenta.

Portanto, é necessário calcular um valor do TF ótimo para alocar um número máximo de SSs sob as duas condições de restrição vistas nas Equações (5) e (6). O número máximo de SSs é alcançado quando a taxa do servidor para cada SS é a mínima para garantir o limite de atraso Dbound.

Diferentes técnicas de otimização podem ser utilizadas para resolver este problema. Neste artigo, foi utilizada uma abordagem passo-a-passo. O procedimento foi iniciado com um pequeno valor para TF, por exemplo, 2.5 ms, sendo calculado o valor para ri e o procedimento foi repetido neste processo, aumentando o valor do TF em 0.5 ms até encontrar o valor mínimo para ri que satisfaça ambas as condições de restrição das Equações (5) e (6).

IV. AVALIAÇÃO DO DESEMPENHO

Para analisar o comportamento do protocolo MAC do padrão IEEE 802.16 com relação à proposta do novo escalonador com controle de admissão de conexão, esta seção apresenta os resultados numéricos obtidos com o modelo analítico, proposto na Seção III. Através de uma ferramenta de simulação, o modelo analítico proposto foi validado, mostrando que o limite do atraso máximo é garantido.

Nesta seção, dois tipos de atrasos são tratados: atraso requerido, em que o usuário requer o atraso máximo, e o atraso máximo garantido, que é calculado pelo modelo analítico desenvolvido neste trabalho.

A. Cálculo do Tempo do Quadro (TF) Ótimo

Neste trabalho, a duração do subquadro de downlink é fixado em 1% do TF, porque nosso interesse é apenas no subquadro de uplink. Na simulação, depois de encontrar o número ideal de SSs por quadro para cada fluxo de tráfego, o valor do cabeçalho do subquadro uplink é calculado a uma taxa de 10% do valor de um símbolo OFDM.

O desempenho do novo escalonador com controle de admissão de conexão é avaliado através do atraso requerido pelo usuário e das estações alocadas. Os resultados da alocação de estações no sistema, através de um TF ótimo, limitado pelo atraso requerido pelo usuário, são descritos a seguir.

Todos os parâmetros da camada PHY e MAC utilizados na simulação estão sumarizados na Tabela I.


TABELA I PARÂMETROS PARA AS CAMADAS PHY E MAC.

PARÂMETRO VALOR Largura de Banda 20 MHz

Duração de 1 Símbolo OFDM 13.89 μs Atraso Requerido pelo Usuário 5 / 10 / 15 e 20 ms Δ (Intervalos de Contenção)

9 Símbolos OFDM 125.10 μs

TTG + RTG 1 Símbolo OFDM 13.89 μs Cabeçalhos do Subquadro de Uplink

10% de 1 Símbolo OMFDM 1.39 μs

Taxa de Dados Máxima 70 Mbps Subquadro de Downlink 1% TF

Para iniciar a obtenção dos resultados, o primeiro passo é definir os parâmetros do balde de fichas, que são estimados de acordo com as características do tráfego de entrada e estão relacionados na Tabela II. Vale a pena salientar que o tráfego de envio deve ser conhecido com antecedência. Isso é normal para diversas aplicações, tais como áudio, CBR e vídeo sob demanda.

TABELA II

PARÂMETROS DO BALDE DE FICHAS.

ÁUDIO VÍDEO VBR VÍDEO MPEG4 Tamanho do Balde (bits) 3000 18000 10000

Taxa do Balde (Kb/s) 64 500 4100

Assim, o valor do TF ótimo é estimado de acordo com os parâmetros das camadas PHY e MAC (Tabela I), dos parâmetros do balde de fichas (Tabela II), do atraso máximo requerido que pode ser admitido, da taxa física e do tamanho máximo do pacote.

O gráfico da Fig. 7 mostra o valor ótimo do TF calculado com base em quatro valores de atraso requeridos pelos usuários (5, 10, 15 e 20 ms).

Desta forma, teremos, para cada atraso requerido pelo usuário, os seguintes valores do tempo do quadro (TF): (i) para um atraso requerido de 5 ms, o valor do TF ótimo calculado pelo modelo analítico será de 3 ms; .(ii) para um atraso requerido de 10 ms, o valor do TF ótimo calculado pelo modelo analítico será de 6.5 ms, (iii) para um atraso requerido de 15 ms, o valor do TF ótimo calculado pelo modelo analítico será de 10.5 ms e, para um atraso requerido de 20 ms, o valor do TF ótimo calculado pelo modelo analítico será de 15 ms.

A seguir, é demonstrado o número de SSs alocadas para cada tipo de tráfego. O resultado mostra o número máximo de SSs alocadas com um valor ótimo de TF para cada tipo de tráfego. Três tipos de fluxo de tráfego foram utilizados: tráfego de áudio, tráfego de vídeo VBR e tráfego de vídeo MPEG4. Para efeitos de simulação, a alocação de usuários é realizada por tipo de tráfego, ou seja, somente um tráfego por vez será transmitido dentro de cada quadro.

Figure 7. Valor do Tempo do Quadro (TF) Ótimo.

O gráfico da Fig. 8 mostra o número de SSs alocadas em

cada tipo de tráfego em cada quadro, através de um TF ótimo calculado e um atraso requerido pelo usuário.

No gráfico da Fig. 8(d), como exemplo, temos um atraso requerido pelo usuário de 20 ms, e, o valor do TF ótimo, calculado pelo modelo analítico, é de 15 ms e o sistema pode alocar a seguinte quantidade de SSs para cada fluxo: (i) para o tráfego de áudio, 50 SSs serão alocadas, (ii) Para o tráfego de vídeo VBR, 30 SSs serão alocadas e, (iii) Para o tráfego de vídeo MPEG4, 13 SSs serão alocadas.

Ainda, no mesmo gráfico da Fig. 8(d), podemos vislumbrar duas importantes observações:

1. Com um atraso requerido de 20 ms, não é possível escolher um TF com tempo menor do que 15 ms, pois as restrições da Equação (5), que é a restrição em relação ao atraso, e da Equação (6), que é a restrição em relação ao balde de fichas, não são cumpridas e não haverá garantia de banda para alocação dos usuários com TFs menores do que 15 ms.

2. Também não poderá ser escolhido um TF maior do que 15 ms, pois, mesmo cumprindo as restrições das Equações (5) e (6) com relação a garantia de banda, haverá uma diminuição na quantidade de usuários alocados em cada fluxo de tráfego, devido ao aumento do valor do atraso.

Desta forma, fica evidente que, como o padrão IEEE 802.16 não especifica um tempo ideal de tempo do quadro (TF), esta abordagem torna-se vantajosa em relação ao padrão, pois, além de cumprir as restrições do modelo analítico, estará otimizando a alocação de usuários no sistema. Esta mesma filosofia vale para os outros valores de atraso requeridos pelo usuário que foram abordados neste trabalho (5, 10 e 15 ms).


Figure 8. Número de Estações Clientes (SSs) conforme o Atraso requerido pelo Usuário.

B. Atraso Máximo Garantido

Neste artigo, somente o tráfego de uplink foi considerado. Para testar o desempenho do novo escalonador com controle de admissão de conexão proposto e para verificar a garantia de atraso máximo, foi simulada uma rede IEEE 802.16 composta por uma BS que se comunica com dezoito SSs, com somente um tipo de tráfego por SS e o destino de todos os fluxos é a BS, conforme demonstrado na Fig. 9.

Figura 9. Cenário da Simulação.

Nesta topologia utilizada para simulação do atraso máximo garantido, existem diferentes tipos de tráfegos, sendo que, conforme a sumarização apresentada na Tabela III, das

dezoito SSs, seis enviam, para a BS, tráfego de áudio, seis SSs enviam tráfego de vídeo MPEG4 e seis SSs enviam tráfego de vídeo VBR.

TABELA III

DESCRIÇÃO DOS DIFERENTES TIPOS D E TRÁFEGO.

NÚMERO

DE SSS APLICAÇÃO

PERÍODO

DE

CHEGADA (ms)

TAMANHO

DO PACOTE

(max)(bytes)

TAXA DE

ENVIO

(kb/s)(média)

1 6 Áudio 4.7 160 64 7 12 Vídeo VBR 26 1024 ≈ 200

13 18 Vídeo MPEG 4 2 800 3200

Para esta simulação, foi desenvolvido um simulador na

linguagem de programação C [11], onde o cálculo do atraso máximo garantido é realizado com base nos parâmetros da Tabela III.

Na Fig. 10, por exemplo, com um TF ótimo de 3 ms, calculado pelo modelo analítico, e um atraso requerido pelo usuário de 5 ms, o tráfego de áudio obteve a média do atraso máximo garantido de 1.50 ms. Para o tráfego de vídeo VBR, com a quantidade de pacotes lidos sendo variável, a média do atraso máximo garantido foi de 1.97 ms. Já para o tráfego de vídeo MPEG4 a média do atraso máximo garantido foi de 2.00 ms.


Figura 10. Atraso Máximo Garantido.

Foram realizadas seis simulações para cada tipo de tráfego. Após a sexta simulação foi observado que o valor do atraso máximo garantido não teve variação significativa em relação ao número de pacotes lidos. Desta forma, com seis simulações percebeu-se que ocorria uma tendência ao mesmo valor, ou se tinha uma variação muito pequena, ficando dentro da média.

A Tabela IV apresenta um resumo da simulação com todos os TFs ótimos calculados pelo modelo analítico, os atrasos requeridos pelos usuários, a média de atraso máximo garantido para cada TF e o desvio padrão para, neste caso, o tráfego de áudio.

TABELA IV

RESUMO DA SIMULAÇÃO PARA O TRÁFEGO DE ÁUDIO.

ATRASO

REQUERIDO TF ÓTIMO

MÉDIA DO ATRASO

MÁXIMO GARANTIDO DESVIO PADRÃO

5 ms 3 ms 1.50 ms 0.00816 ms 10 ms 15 ms 20 ms

6.5 ms 10.5 ms 15 ms

3.25 ms 5.26 ms 7.50 ms

0.00837 ms 0.02137 ms 0.00632 ms

O gráfico da Fig. 11 mostra, para cada atraso requerido pelo usuário (5, 10, 15 ou 20 ms), o TF ótimo calculado e a média do atraso máximo garantido dos três tipos de tráfegos simulados (áudio, vídeo VBR e vídeo MPEG4).

Figura 11. Atraso Requerido, TF Ótimo e a Média do Atraso Garantido com os Três Tipos de Tráfego (Áudio, Vídeo VBR e Vídeo MPEG4).

C. Comparação do Novo Escalonador com outros Escalonadores

O novo escalonador com controle de admissão de conexão foi comparado com os trabalhos de [8] e [5]. A comparação é realizada através da capacidade de alocação de usuários em um determinado tempo de duração do quadro (TF). A Tabela V mostra os parâmetros utilizados para as comparações dos trabalhos.

TABELA V

PARÂMETROS UTILIZADOS NAS COMPARAÇÕES.

PARÂMETRO Scheduler_1 Scheduler_2

Largura de Banda 20 MHz 20 MHz Duração de 1 Símbolo OFDM 13.89 μs 13.89 μs Atraso Requerido pelo Usuário 0.12 ms 20 ms

Tempo do Quadro 5 ms 10 ms Taxa de Dados Máxima 70 Mbps 70 Mbps

Tipo de Tráfego Áudio Áudio

No gráfico da Fig. 12, temos a comparação do New Scheduler com o Scheduler_1 [8]. Um atraso máximo de 0.12 ms foi requerido pelo usuário e, a duração de cada quadro foi definida em 5 ms, conforme especificado no Scheduler_1 [8]. Os demais parâmetros utilizados estão relacionados na Tabela V.

Figura 12. Comparação de Alocação de Usuários com o Scheduler_1.

Na comparação acima, o New Scheduler aloca 28 usuários em cada quadro e, o Scheduler_1, aloca 20 usuários. Desta forma, o New Scheduler apresenta um ganho de desempenho de 40% em relação ao Scheduler_1.

No gráfico da Fig. 13, temos a comparação do New Scheduler com o Scheduler_2 [5]. Um atraso máximo de 20 ms foi requerido pelo usuário e, a duração de cada quadro foi definida em 10 ms, conforme especificado no Scheduler_2 [5]. Os demais parâmetros utilizados estão relacionados na Tabela V.

Nesta comparação o valor do tempo de duração do quadro foi estendido para os valores de 7.00 ms, 8.00 ms e 9.00 ms para demonstrar a eficiência do novo escalonador com controle de admissão de conexão.


Figure 13. Comparação de Alocação de Usuários com o Scheduler_2.

Na comparação acima, o New Scheduler aloca 41 usuários em cada quadro e, o Scheduler_2, aloca 33 usuários. Desta forma, o New Scheduler apresenta um ganho de desempenho de 24.24% em relação ao Scheduler_2.

V. CONCLUSÕES E TRABALHOS FUTUROS

A. Conclusões

Neste trabalho foi projetado e avaliado um novo escalonador com controle de admissão de conexão para o padrão de redes de acesso sem fio banda larga IEEE 802.16, mundialmente conhecido como WiMAX, com o objetivo de garantir o limite de atraso para diferentes tipos de fluxo com requisição de QoS e com otimização da largura de banda. Em um primeiro momento, foi desenvolvido um modelo analítico para calcular um valor ótimo para o tempo do quadro, neste trabalho denominado como TF, que serviu para alocação de um número otimizado de SSs e para garantir o atraso máximo requerido pelo usuário. Após, foi desenvolvido um simulador na linguagem de programação C [11] para simular o comportamento do sistema proposto.

Este trabalho apresenta como principal resultado uma análise obtida de diferentes cenários de validação do modelo. Simulações foram realizadas para avaliar o desempenho desse modelo, comprovando que a obtenção de um TF ótimo foi conseguida, juntamente com a entrega de um atraso máximo garantido, baseado no atraso requerido pelo usuário. Desta forma, os resultados mostraram que o novo escalonador com controle de admissão de conexão, garantiu, com sucesso, o limite de atraso máximo e a maximização do número de SSs no ambiente simulado.

B. Trabalhos Futuros

Quatro melhorias deverão ser introduzidas para melhorar o tráfego em Redes Fixas WiMAX: (i) Tratamento de perda de pacotes no canal de comunicação. (ii) Uso de uma nova teoria para realizar o controle de admissão de conexões. (iii) Uso de uma nova ferramenta de otimização para melhorar o tempo do quadro. (iv) Uso da ferramenta de simulação NS-3 [12].

REFERÊNCIAS [1] A. Gosh, D. Wolter, J. Andrews e R. Chen, “Broadband wireless access

with WiMAX/802.16: current performance benchmarks and future potential”, IEEE Communications, vol. 43, no. 2, pp. 129-136, 2005.

[2] IEEE 802.16-2004, “IEEE Standard for Local and Metropolitan Area Networks - Part 16: Air Interface for Fixed Broadband Wireless Access Systems”, IEEE Std., Rev. IEEE Std802.16-2004, 2004.

[3] Y. Sun, I. Sheriff, E. M. Belding-Royer e K. C. Almeroth, “An Experimental Study of Multimedia Traffic Performance in Mesh Networks”, in Proceedings of the International Workshop on Wireless Traffic Measurements and Modeling, Seattle, EUA, pp. 25-30, 2005.

[4] D. Stiliadis e A. Varma, “Latency-Rate Servers: A General Model for Analysis of Traffic Scheduling Algorithms”, IEEE-ACM Transactions on Networking, vol. 6, no. 1, pp. 611-624, 1998.

[5] K. Wongthavarawant e A. Ganz, “Packet Scheduling for QoS Support in IEEE 802.16 Broadband Wireless Access Systems”, International Journal of Communications Systems, vol. 16, no. 1, pp. 81-96, 2003.

[6] G. Chu, D. Wang e S. Mei, “A QoS architecture for the MAC protocol of IEEE 802.16 BWA system”, IEEE Conference on Communications, Circuits, and Systems, vol. 1, no.1, pp. 435-439, 2002.

[7] C. Cicconetti, A. Erta, L. Lenzini e E. Mingozzi, “Performance Evaluation of the IEEE 802.16 MAC for QoS Support”, IEEE Transactions on Mobile Computing - TMC07, vol. 6, no. 1, pp. 26-38, 2007.

[8] R. Iyengar, P. Iyer e B. Sikdar, “Delay Analysis of 802.16 Based Last Mile Wireless Networks”, Global Telecommunications Conference - GLOBECOM'05 - IEEE, vol. 5, no. 1, pp. 1-5, 2005.

[9] S. Maheshwari, “An Efficient QoS Scheduling Architecture for IEEE 802.16 Wireless MANs”, Master Degree, K. R. School of Information Technology, Bombay, India, 2005.

[10] A. Parekh e R. Gallager, “A Generalized Processor Sharing Approach to Flow Control in Integrated Services Networks: the Single-Node Case”. In IEEE/ACM Transactions Networking, vol. 1, no. 3, pp. 344-357, 1993.

[11] D. M. Ritchie e B. W. Kernighan, “C - A Linguagem de Programação Padrão Ansi”. Rio de Janeiro - RJ: Editora Campus, 288 p., 1989.

[12] NS-3. Network Simutador-3, Available from http://www.nsnam.org. Accessed November 29, 2011.

Eden Ricardo Dosciatti é graduado em Análise de Sistemas pela Universidade do Vale do Rio dos Sinos (UNISINOS), São Leopoldo, RS, Brasil, em 1991. Obteve o título de Mestre em Engenharia Elétrica e Informática Industrial pela Universidade Tecnológica Federal do Paraná (UTFPR), Curitiba, PR, Brasil, em 2010. Atualmente é aluno de Doutorado, em Engenharia Elétrica e Informática Industrial na Universidade Tecnológica Federal do Paraná (UTFPR), Curitiba, Paraná, Brasil, onde exerce suas

atividades no Núcleo Avançado em Tecnologia de Comunicações – NATEC. Suas pesquisas se concentram na área de redes sem fio fixas com o protocolo IEEE 802.16.

Walter Godoy Junior é, desde 1979, professor assistente e, desde 1991, professor titular do Departamento de Eletrônica da Universidade Tecnológica Federal do Paraná (UTFPR), Curitiba, PR, Brasil. Recebeu o título de Doutor em Engenharia Elétrica pela Universidade Estadual de Campinas (UNICAMP), Campinas, SP, Brasil, em 1990; Mestre em Engenharia de Comunicações pelo Saint Petersburg State University of Telecommunications, Saint Petersburg, Rússia, em 1977. Atualmente, seu principal

campo de pesquisa está relacionado com códigos controladores de erros e suas aplicações e criptografia.

Augusto Foronda é graduado em Engenharia Eletrônica pelo Centro Federal de Educação Tecnológica do Paraná (CEFET-PR), Curitiba, PR, Brasil, em 1994. Obteve o título de Mestre em Engenharia Elétrica e Informática Industrial pela Universidade Tecnológica Federal do Paraná (UTFPR), Curitiba, PR, Brasil, em 2003, e de Doutor pela Kobe University, Kobe, Japão, em 2009. Atualmente é professor do Departamento de Eletrônica da

Universidade Tecnológica Federal do Paraná (UTFPR), Curitiba, Paraná, Brasil. Suas pesquisas se concentram na área de redes sem fio móveis.


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