Análisis de Rendimiento en Redes-2

8/17/2019 Análisis de Rendimiento en Redes-2

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Análisis de Rendimiento en Redes

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Contenidos

1. 1 Análisis de Rendimiento en Redes

1. 1.1 Introducción

2. 1.2 odelo de !"iciencia para redes C#A/C$ %!thernet&

1. 1.2.1 Consideraciones so're C#A/C$

2. 1.2.2 (ro'a'ilidad de )*ito

+. 1.2.+ Calculo de la !"iciencia

+. 1.+ odelo de !"iciencia para redes ,o-en Ring

4. 1.4 Análisis de ,ra"ico en Redes ocales

1. 1.4.1 atencia

2. 1.4.2 Consecuencias de la congestión

+. 1.4.+ $inámica del control de la congestión

4. 1.4.4 Control de ,ra"ico

5. 1.5 odelos de colas

1. 1.5.1 Análisis del retardo "órmula de ittle

2. 1.5.2 0órmula de ittle

Análisis de Rendimiento en Redes

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Introducción

Cuando se trabaja con redes es de suma importancia conocer la manera en cómo seestán comunicando los datos, para de esta manera realizar un análisis que permitadeterminar la calidad del enlace de comunicaciones. Para esto es necesario analizar elcomportamiento de la red y de esta manera estimar su rendimiento, debido a que unared mal confgurada o con un pobre rendimiento puede ocasionar grandes pérdidas detiempo, bajas en la productividad, etc en sistemas de comunicaciones de gran tamaño.

Para poder resolver problemas que se puedan presentar es necesario conocer aproundidad todos los parámetros de la red en cuestión además de realizar unmonitoreo de la misma para poder detectar cualquier anomal!a, con estas"erramientas se puede "acer un diagnostico acertado de cualquier tipo deeventualidad para poder corregirla a tiempo. #os parámetros más comunes parac"equear el comportamiento de una red son la efciencia, el t"roug"put y el retraso olatencia que suren los paquetes debido a las congestiones que pueden encontrar entreel origen y el destino.

$l tipo de red determinara la rata de transmisión a la cual los paquetes son enviados, ypor lo tanto es importante conocer cuál es la efciencia de estos tipos de redes, en estecaso "ablaremos de dos esquemas ampliamente utilizados como lo son C%&'(C) y

*o+en ing.

Parámetros a considerar

'ntes de estudiar los modelos de efciencia de estos métodos de acceso esconveniente recordad ciertos parámetros relacionados con la transmisión de datos-

Longitud máxima del medio- #m en metros/ que será la longitud má0ima d

el medio de transmisión.

Velocidad de propagación del medio- 1, defne la velocidad de propagaciónsobre el medio de la señal electromagnética que representa a los datos sobre elmedio.

Demora máxima de propagación- ) relaciona los dos parámetros anteriores- ) 2#m ( 1

Capacidad- de una #'3 C, es la cantidad de bits que una estación puede transmitir por segundo. $jemplo. $t"ernet- 45&bps

Longitud promedio del frame en bits- #rame6bits incluyendo over"eadencabezado y cola/

Tiempo promedio de transmisión de un frame- *rame en segundos/. $ste parámetro se calcula usando la longitud del rame y lacapacidad de la red- *rame 2 #rame6bits ( C

Longitud de bits del medio- #medium6bits es la má0ima longitud del medio en bits,y defne la cantidad de bits que el medio puede alojar. Para calcularlo necesitamos


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encontrar cuanto tiempo requiere un bit para recorrer de una punta a la otra punta delmedio, o sea ). %in embargo, durante el mismo tiempo, otros bits pueden dejar laestación y llenar el medio- ) 7 C. #medium6bits 2 C 7 ) 2 C 7 #medium ( 1 2 C ( 1 7#medium. $sto nos permite comparar la longitud del medio con la longitud del rame.

El parámetro "a"- el desempeño de una #'3 se calcula normalmente basado en la

relación entre la demora má0ima de propagación y el tiempo promedio de transmisióndel rame *rame/ a 2 ) ( *rame, también lo podemos defnir en otros términos-

a 2 ) ( *rame 2 #m ( 1/ (#rame6bits ( C/ 2

2 C 7#m ( 1/ ( #rame6bits

Como el primer término es la longitud de medio en bits, podemos poner-

a 2 #medium ( #rame6bits

en otras palabras defne cuantos rames caben en el medio !sico al mismo tiempo, y podemos reconocer tres casos8 a 9 4, a 2 4 y a 9 4 %e puede ver que a esproporcional a la capacidad de la red. :na red con una capacidad de 455 &bps tiene unvalor mayor de a que una con capacidad de 45 &bps/

Caso a 9 4-

%ignifca que la longitud del medio es mayor que la longitud de un rame. 1arios rames podr!an ocupar el medio al mismo tiempo. $n este caso, la estación podr!aenviar varios rames antes que el primer rame alcance la otra punta del medio.

Caso a 2 4-

:n solo rame sobre el medio.

Caso a ; 4-

:n rame no cabe en el medio.

odelo de !"iciencia para redes C#A/C$ %!thernet&

$n $t"ernet defnimos la efciencia como en tiempo en el cual los paquetes sontransmitidos sin que e0istan colisiones en el canal, cuando "ay una cantidadsufcientemente grande de nodos transmitiendo, esto debido a que cuando "aymuc"as estaciones que quieren transmitir la rata de transmisión de $t"ernet disminuyerecuentemente "asta un ltiple por detección de portadorapor detección de colisiones C%&'(C)/, cada uno de los equipos de la red,incluyendo a los clientes y a los servidores, comprueban el cable para detectar


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el tráfco de la red. #os equipos sólo pueden transmitir datos si el cable estálibre.

:n equipo sólo puede enviar datos cuando ?detecta@ que el cable está libre yque no "ay tráfco en el cable. :na vez que el equipo "aya trasmitido los datosal cable, ning>n equipo puede transmitir datos "asta que éstos "ayan llegado a

su destino y el cable vuelva a estar libre. ecuerde que si dos o más equipostratan de enviar datos en el mismo instante de tiempo, "abrá una colisión dedatos. Cuando eso ocurre, los dos equipos implicados dejarán de transmitirdatos durante un per!odo de tiempo aleatorio y volverán a transmitir los datos.Cada equipo determina su propio per!odo de espera, por lo que se reduce laposibilidad de que los dos equipos vuelvan a transmitir simultáneamente.

*eniendo esto en cuenta, comprenderá el nombre del método de acceso,acceso m>ltiple por detección de portadora por detección de colisionesC%&'(C)/. #os equipos oyen o ?detectan@ el cable detección de portadora/.3ormalmente, muc"os equipos de la red intentan transmitir datos accesom>ltiple/8 primero, cada uno oye para detectar posibles colisiones. %i un equipodetecta una posible colisión, espera un per!odo de tiempo aleatorio antes devolver a intentar transmitir detección de colisiones/. #a posibilidad dedetección de colisiones es el parámetro que impone una limitación en cuanto adistancia en C%&'(C). )ebido a la atenuación, el debilitamiento de una señaltransmitida a medida que se aleja del origen, el mecanismo de detección decolisiones no es apropiado a partir de A.mero de usuariosque intenten utilizar la red y de las aplicaciones que estén utilizando.#as aplicaciones de bases de datos tienen a colocar en la red másdatos que las aplicaciones de procesamiento de te0tos.


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)ependiendo de los componentes "ardBare, del cableado y delsotBare de red, la utilización de una red C%&'(C) con muc"osusuarios utilizando aplicaciones de bases de datos puede llegar a serrustrante, debido al elevado tráfco de la red.

Con esto en mente pasemos a"ora a analizar el modelo de rendimiento- como

vimos cada estación puede enviar un paquete pero no está garantizada unatransmisión e0itosa, por lo que tendremos que utilizar un método probabil!sticopara determinar el rendimiento. abiendo defnido la efciencia como larelación entre el tiempo que se transmite el paquete y el tiempo que el canalestá ocupado para que no e0istan colisiones. $se tiempo de ocupación delcanal lo podemos ver como el tiempo que le lleva a la estación enviar elpaquete y esperar "asta que es recibido en el destino, considerando el tiempode espera que puede "aber en caso de que "aya alguna otra estacióntransmitiendo, o el tiempo de retransmisión en caso de que "aya "abidoalguna colisión.

Como las reglas de este protocolo son complicadas para realizar un análisispractico se utilizara un modelo un poco simplifcado el cual será comparadocon el modelo real, siendo ambos bastante similares. $n el modelo simplifcadoorzaremos la condición de que la estación utiliza ranuras de tiempo paraeectuar la transmisión, por lo que cada estación sigue el siguienteprocedimiento para transmitir-

4. la estación espera para empezar "asta el comienzo del siguiente slot time

A. la estación escuc"a la l!nea

D. si la l!nea está libre, la estación env!a el rame

E. si la estación escuc"a una colisión durante el resto del tiempo del slot,vuelve al paso 4.

Podemos asegurar que la estación puede escuc"ar la colisión antes del comienzo del pró0imo time slot. Ponemos el time slot *s 2 A7) 2 A7),considerando el peor caso, de una estación en cada punta del cable. #a señalllega a la punta en tiempo ), si la otra estación comienza a transmitir uninstante antes, "ay una colisión. #a colisión requiere otros ) segundos parallegar "asta la primera estación. 3ecesitamos dos veces el tiempo de demorade propagación para garantizar que la primera estación escuc"e la colisión.

(ro'a'ilidad de )*ito

'"ora calcularemos la probabilidad de que el paquete llegue a destino demanera e0itosa, es decir que una estación encuentre una ranura sin que "ayacolisiones. %uponemos que "ay n estaciones, y que la probabilidad que cadaestación tenga un rame para transmitir sea p, asumiremos igual probabilidadpara cada una y denominaremos p 2 4(n, lo que ma0imiza la probabilidad.Podemos entonces escribir la probabilidad de é0ito como-


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Podemos, a manera ilustrativa evaluar esa relación para varios ejemplos deredes-

a. %i "ay D estaciones- sustituyendo n 2 D en 4/ obtenemos P 2 5.EE 5EE=

b. Para n 2 45, P 2 5.DF o DF=

c. Para n 2 4555, P 2 5.DGH o DG.H =

d. Para n 2 45555, P 2 5.DGIF o DG,IF=

Jbservamos que ya para cuando n sigue aumentando el valor se acerca all!mite que es 4(e, cuando n tiende a infnito, o 5.DG, lo cual ser!a el l!miteinerior. Por tanto en este modelo una estación puede enviar e0itosamente unrame por lo menos un DG = del tiempo. '"ora este cálculo no nos da laefciencia del modelo, para eso tenemos que ver primero cuantas ranuras serequieren, en promedio, para que la estación pueda encontrar una ranura quele permita enviar la inormación sin que e0ista colisión.

$sto se determina de manera sencilla, si la probabilidad de una ranura sincolisiones es Pe, entonces en promedio, la probabilidad de una ranura e0itosa

es 4(Pe. Por ejemplo si Pe es 5.A


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$l tiempo que la estación ocupa el medio es 3ranura antes de enviar elpaquete más el tiempo necesario para enviar el paquete-

$sta vendr!a siendo la efciencia del modelo simplifcado que se asumió para

poder realizar la apro0imación, la efciencia real de una red $t"ernet estacomputada mediante mediciones/ y es inclusive menor a esta apro0imación-

odelo de !"iciencia para redes ,o-en Ringecordemos un poco el uncionamiento de las redes con *o+en ing comométodo de acceso al medio- Cuando el primer equipo de *o+en ing entra enl!nea, la red genera un testigo. $l anillo es una ormación de bitspredeterminada una serie de datos/ que permite a un equipo colocar datos enlos cables. $l testigo viaja a través de la red preguntando a cada equipo "astaque un equipo indica que quiere transmitir datos y se apodera del testigo yning>n equipo puede transmitir "asta que no tome el control del testigo.

:na vez que un equipo se apodera del to+en, env!a una trama de datos através de la red. #a trama viaja por la red "asta que alcanza el equipo con una

dirección que coincida con la dirección de destino de la trama. $l equipo dedestino copia la trama en su b>er de recepción y marca la trama en el campode estado de la trama para indicar que se "a recibido la inormación. #a tramacontin>a por el anillo "asta que llegue al equipo que la envió, de orma que sevalida la transmisión. ' continuación, el equipo que env!a retira la trama delanillo y transmite un testigo nuevo a éste. $n la red sólo puede "aber untestigo activo y el testigo puede viajar sólo en una dirección del anillo.


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¿Circula el testigo en el sentido de las agujas del reloj o en sentido contrario?Realmente, la respuesta no importa. La dirección depende de las conexionesdel hardware. Se puede hacer que el testigo viaje en el orden que desee. Losdiseadores de los hu!s determinan el orden en que direcciona cada puerto " usted puede determinar el orden en que se conectan los equipos al hu!. #lest$ndar %### &'(.) dice que es en el sentido de las agujas del reloj, " la

sección * de la pu!licación SC*'+**- de %/ dice que es en el sentidocontrario de las agujas del reloj.

$l paso de testigos es determinante, lo que signifca que un equipo no puedeimponer su turno en la red, tal y como ocurre en un entorno C%&'(C). %i eltestigo está disponible, el equipo puede utilizarlo para enviar datos. Cadaequipo act>a como un repetidor unidireccional, regenera el testigo y locontin>a pasando.

'"ora si pasemos a determinar la efciencia, en este caso asumiremos quecada estación tiene datos para transmitir, cuando cada estación recibe el to+enlo retiene y env!a sus datos, luego que env!a lo env!a "acia la siguienteestación la cual realiza el mismo proceso. $ste es un modelo simplifcado yaque es más conveniente para realizar el análisis. 1olvemos con el cálculo de laefciencia-

$n este caso el tiempo que ocupa el medio la estación viene dado por la sumade los tiempospara transmitir un rame, el tiempo para recibir el primer bit nuevamenterecuerde que la estación

recibe su propio rame enviado/, el tiempo para transmitir el to+en y eltiempo para que el to+en llegue a la siguiente estación, si suponemos que"ay n estaciones entonces tenemos-

'nalizando esta e0presión podemos, sin temor a cometer alg>n error, descartaralgunos miembros- el tamaño del to+en es pequeño AE bits/ en comparacióncon el tamaño del rame, por lo que podemos ignorar el tiempo del to+en.'demás en muc"as implementaciones de to+en ring, la estación no debe


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esperar "asta que recibe el >ltimo bit de vuelta antes de regenerar el to+en,#uego que ella env!a el >ltimo bit del rame, libera el to+en. )e esta manera elsegundo término del denominador ) no es relevante y puede eliminarse de laórmula. Kuedando entonces la efciencia de una red *o+en ing-

%i observamos esta e0presión y la comparamos con la efciencia en C%&'(C),

notamos claramente que en *o+en ing la efciencia es muc"o mayor en estecaso el parámetro a esta divido por n, mientras que en $t"ernet estamultiplicado por n tipo de red es capaz de proporcionar una tasa detranserencia igual a la teórica. Cuando "acemos reerencia a la que en

realidad se obtiene, se "abla de tasa de transerencia real o simplemente tasade transerencia.

*roug"put- de este parámetro "emos "ablado anteriormente y recordamos quese refere a la cantidad LrealM de inormación que se recibe, la cual difere de lacapacidad teórica del enlace de comunicaciones debido a diversos actores yamencionados.


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Perdida de paquetes- es una medición de la probabilidad de que se pierdandatos en el proceso de comunicación, debido a la alta de espacio en buNerspor ejemplo. $sto debido a que los buNers no tiene un tamaño infnito, si unpaquete llega a un buNer que está lleno se descarta.

etrasos- esto se refere los tiempos de retardo que suren los datos en las

colas generadas por los buNers en los dispositivos de conmutación.

atencia

#a latencia de una l!nea de transmisión e0presa el tiempo que tardan los datosen entrar por un e0tremo del enlace "asta que aparecen por el otro. )ependede tres actores-

)el retardo de propagación de las señales a través del medio de transmisión. $ste tiempo depende de la velocidad de propagación delas señales a través del

medio D,5 0 45OH metros(segundo en el vació/. $l retardo de propagación es insalvable y se conoce como latencia m!nima.

$l mensaje a transerir normalmente se divide en bloques o paquetes.Por tanto el tiempo que tarda un Q* depende de la tasa de transerenciade la red.

*ambién depende de la congestión de la red.

Por lo tanto la latencia es igual a-

#atencia 2 etardo de propagación R *iempo de emisión R *iempo de cola Retardo de procesamiento

)onde-

etardo de propagación- es el tiempo que tarda la inormación enllegar desde su punto de partida al destino, depende de la trayectoria!sica y del medio !sico de transmisión.

*iempo de emisión- es el tiempo requerido para enviar todos los bitsen un paquete al medio de transmisión utilizado.

*iempo de cola- es el tiempo que un paquete es puesto en una cola"asta que es transmitido, el n>mero de paquetes en cola dependerá enla cantidad y el tipo de tráfco de la red.

etardo de procesamiento- es el tiempo requerido para analizar elencabezado de un paquete y decidir a donde enviarlo.


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:n concepto relacionado con la latencia es el tiempo de ida y vuelta ound *rip *ime o ** en *CP/ que no es más que el tiempo que se toma enviar un bita través del canal de comunicación y recibir un 'CS del receptor.

Producto Latencia/Tasa de Transferencia- %uponemos un enlace que poseemero

de bits que podemos inyectar en el enlace sin que el primero de ellos llegue alotro e0tremo es de

n la tasa de llegadas depaquetes se acerca a la capacidad del enlace.

Pérdidas- Como los b>eres no son de tamaño infnito el emisor deberealizar retransmisiones para compensar los paquetes perdidos debido aldesbordamiento de los b>eres.


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)esperdicio de recursos- #as retransmisiones innecesarias realizadaspor el emisor en presencia de grandes retardos, que provocan quevenzan los temporizadores de retransmisión antes de que lleguen losasentimientos, "acen que el anc"o de banda de los en6laces se utilicepara encaminar copias innecesarias de los paquetes. Cuando un paquetees desec"ado a lo largo de un camino, la capacidad de almacenamiento,

procesamiento y transmisión que ue utilizada en cada uno de los nodosy enlaces anteriores, para encaminar ese paquete "asta el punto en elque es desec"ado, está siendo desperdiciada.

$inámica del control de la congestión

ásicamente se distinguen dos tipos de mecanismos de control de congestión,atendiendo al momento en el que act>an-

Preventivos- &ecanismos que pretenden prevenir la congestión, denominadosde lazo abierto.

T Control de admisión- %e limita el n>mero de usuarios o Uujos.

T &onitorización- %e vigila que un Uujo no e0ceda su cuota de tráfco.

T egulación de tráfco- %e modifca el patrón de tráfco a la entrada de ormaque sea más predicible.

$jemplo- %ervicio C Constant it ate/ en '*&.

eactivos- &ecanismos que intentan resolver el problema de la congestióncuando ésta aparece, denominados de lazo cerrado o con realimentación.

T ealimentación directa- #os nodos de conmutación avisan a los e0tremoscuando están congestionados o en peligro de congestión env!an paquetesespeciales o marcan los paquetes de datos si no los van a descartar/. $jemplo-%ervicio ' 'vailable it ate/ en '*&.

T ealimentación indirecta- #os e0tremos inferen la presencia de congestión enla red basándose en las pérdidas o en los retardos. $jemplo- Control decongestión en *CP.

Control de ,ra"ico

)ado que una de las principales causas de la congestión es que el tráfco es aráagas, los mecanismos de regulación de tráfco uerzan a las uentes atransmitir de orma más predecible. $n realidad, lo que se pretende esregularla tasa media y la variabilidad del tráfco de entrada a la red. 'unqueesta regulación es más ácil de implementar con circuitos virtuales, puedeaplicarse igualmente a redes de datagramas. $ntre estos controles tenemos-#ea+y uc+et y *o+en uc+et.


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$0isten además otros mecanismos que utilizan algo de teor!a de colas pararegular la congestión andom $arly )etection- equipos notan que la cola seestá llenando y aleatoriamente descartan paquetes para señalarcongestión, 3otifcación de Congestión $0pl!cita- outers marcan los paquetescon un bit $C3 $0plicit Congestion 3otifcation/ y "ost *0 interpreta comosigno de congestión/.

odelos de colas

$n este tema se desarrollarán modelos sencillos para análisis de colas quepermitan cuantifcar el retardo y las prestaciones de los nodos de las redes de comunicación. :na caracter!stica clave de las redes de comunicaciónes la compartición de recursostales como el anc"o de banda, el almacenamiento y la capacidad de procesamiento.

Como la demanda de estos recursos es imprevisible, se da el caso en que losrecursos no están disponibles cuando el usuario "aga la petición, lo queconduce a un retardo o la pérdida del servicio.

Análisis del retardo "órmula de ittle

#a fgura 4/ muestra un modelo básico para un sistema retardo(pérdida.#os clientes llegan al sistema de acuerdo con alg>n patrón de llegada,presentando peticiones de cone0ión mensajes individuales, paquetes oceldas. $l sistema puede ser una l!nea de transmisión individual, un multiple0or, un conmutador o incluso una red completa. $l cliente pasa alg>ntiempo * en el sistema ydespués de este tiempo el cliente sale del sistema. $s posible que bajociertas condiciones el sistema esté en un estado de bloqueo, por ejemplo,debido a la alta derecursos. #os clientes que llegan al sistema cuando esté en este estadoquedan bloqueados o se pierden.


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Fig !

3os interesan las siguientes medidas de prestaciones-

4/ *iempo pasado en el sistema- *

A/ 3>mero de clientes en el sistema- 3t/

D/ Vracción de clientes que llegan que se pierden o se bloquean- Pb

E/ 3>mero medio de mensajes(segundo que pasan a través del sistema-rendimiento

#os clientes llegan de orma aleatoria al sistema y permanecen en él un

tiempo también aleatorio. %ea 't/ el n>mero de llegadas al sistema en elintervalo de tiempo de 5 a t. %ea t/ el n>mero de clientes bloqueados y )t/el n>mero de clientes que salen en el mismo intervalo de tiempo. $l n>merode clientes en el sistema en un instante t viene dado por-

3t/ 2 't/6)t/6t/ ya que el n>mero que "a entrado en el sistema "asta elinstante t es 't/6t/ y ya que t/ de esos clientes se "an ido en el instante t. %e supone que el sistema está vac!o en el instante t25.

' largo plazo la velocidad de llegada al sistema viene dada por-


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$l rendimiento del sistema es igual a la velocidad de salida a largo plazo, que viene dada por-

$l n>mero medio en el sistema viene dado por-

#a racción de clientes bloqueados es por tanto

#a fgura A representa una unción muestra t!pica 't/ que representa eln>mero de llegadas al sistema. %e supone que se empiezan a contar losclientes en el instante t25. $l primer cliente llega en el instante W4 y 't/cambia de 5 a 4 en este instante. #a llegada del n6ésimo cliente es en el instante W4R .....R Wn donde Wi es el tiempotranscurrido entre la llegada del cliente i64 y el i. #a velocidad de llegada en elinstante en el que el n6ésimo cliente llega viene dada por n(W4R ....R Wn/clientes (segundo.


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Fig

Por tanto la velocidad de llegada a largo plazo viene dada por-

%e supone que todos los tiempos entre llegadas son estad!sticamente independientes y tienen la misma distribución de probabilidad y que el valormedio o esperadoviene dado por $XtY8 por tanto la velocidad de llegada viene dada por el

rec!proco del tiempo medio entre llegadas.

0órmula de ittle

elaciona el tiempo medio pasado en el sistema $X*Y y la velocidad de llegadaZ con el n>mero medio de clientes en el sistema $X3Y por medio de la siguienteórmula-

$X3Y 2 Z$X*Y


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Fig #

%uponemos que el sistema no bloquea a ning>n cliente, como se ve en lafgura D/ $l n>mero en el sistema 3 t/ var!a seg>n 't/ [ )t/. %upóngase quese representan 't/ y )t/ en el mismo gráfco de la fgura E/.

Fig $

't/ aumenta 4 cada vez que un cliente llega, y )t/ aumenta 4 cada vez quese va un cliente. $l n>mero de clientes en el sistema 3t/ viene dado pordierencia entre 't/ y )t/. $l n>mero de salidas nunca puede ser mayor que eln>mero de llegadas, ypor tanto )t/ no puede estar por detrás de 't/ como se muestra en la fgura.%upongamos que los clientes se atienden en orma de VQVJ, entonces eltiempo *4 utilizado por el primer cliente es el tiempo transcurrido entre elinstante en el que 't/

pasa de 5 a 4 y en el instante en el que )t/ pasa de 5 a 4, siendo *4 el área del rectángulo defnido por esos dos instantes en la fgura.

Considérese un instante t5 en el que )t/ alcanza a 't/8 es decir 3t5/ [ 't5/ [)t5/ 2 5. 3ótese que el área entre 't/ y )t/ viene dada por la suma de lostiempos *5 empleados en el sistema por los primeros 't5/ clientes. $l tiempomedio del n>mero de clientes en el sistema "asta el instante t5 es pues-


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%i se multiplica y divide la e0presión anterior por 't5/ se obtiene-

$sta ecuación quiere decir que "asta el instante t5 el n>mero medio de clientesenel sistema viene dado por el producto de la velocidad media de llegada't5/(t5 y lamedia aritmética del tiempo pasado en el sistema por los primeros 't5/clientes. #a órmula de #ittle supone que-

%e puede demostrar que la órmula de #ittle es válida si los clientes no "an sidoatendidos en el orden en que llegaron.'"ora consideremos un sistema en que los clientes se pueden bloquear.#aórmula anterior implica que si reemplazamos 't/ por 't/ [ t/, tenemos elverdadero n>mero de clientes que entran en el sistema. #a verdadera velocidad de llegada al sistema con bloqueo es Z 46 Pb/ donde Pb es la racción

de llegadas que están bloqueadas, por tanto la órmula de #ittle para unsistema con bloqueo es- $X3Y 2 Z 46 Pb/ $X*Y. $sta órmula es válida para unsistema que puede ser una l!nea de transmisión individual, un multiple0or, unconmutador o una red.


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Fig %

$n la fgura mero total

de paquetes en la red8 *red el tiempo que pasa el paquete en la red y Zred la velocidad totalde llegada del paquete a la red. $ntonces la órmula de #ittle establece$X3redY 2 Zred $X*redY

$sta órmula implica que el retardo medio e0perimentado por los paquetes al atravesar la red es-

$X*redY 2 $X3redY(Zred

Podemos refnar la ecuación anterior aplicando la órmula de #ittle a cada multiple0or individualmente. Para el multiple0or m la órmula de #ittle da-

$X3mY 2 Zm$X*mY donde Zm es la velocidad de llegada del paquete almultiple0or y $X*mY es el tiempo medio que "a pasado el paquete en elmultiple0or.

$l n>mero total de paquetes en la red 3red es igual a la suma de los paquetesen todos los multiple0ores-

$X3redY 2 \m $X3mY 2 \ Zm $X*mY


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Combinando las tres ecuaciones anteriores se obtiene una e0presión parael retardo total e0perimentado por un paquete cuando atraviesa toda la red-

$X*redY 2 $X3redY(Zred 2 ]\m Zm $X*mY ^ ( Zred

Por tanto el retardo de la red depende de la velocidad total de llegada a la red,dela velocidad de llegada a los multiple0ores individuales, y del retardo encada multiple0or. #a velocidad de llegada a cada multiple0or viene dada por elalgoritmo de encaminamiento. $l retardo en un multiple0or depende de lavelocidad de llegada y dela velocidad a la que la l!nea de transmisión asociada pueda transmitirpaquetes.$ntonces la órmula anterior simplemente incorpora el eecto del encaminamiento as! como el eecto de las capacidades de las l!neas de transmisión enla red. Por este motivola e0presión anterior se usa recuentemente en el diseño y gestión de redes de conmutación de paquetes.

C&P'T(L) $

Monitorización de redes

La monitorización de redes es el uso de un sistema que constantemente monitoriza una redde computadoras buscando componentes lentos o fallidos y luego notifica al administrador deesa red (vía email, teléfono celular u otras alarmas) en caso de cortes. Es un subconjunto delas funciones involucradas en la gestin de redes.

!ndice

"ocultar #

• $ %etalles

• & 'arios tipos de protocolos

• oft*ares de monitorizacin reconocidos

• + eferencias

• - Enlaces eternos

https://es.wikipedia.org/wiki/Monitorizaci%C3%B3n_de_redeshttps://es.wikipedia.org/wiki/Monitorizaci%C3%B3n_de_redes#Detalleshttps://es.wikipedia.org/wiki/Monitorizaci%C3%B3n_de_redes#Varios_tipos_de_protocoloshttps://es.wikipedia.org/wiki/Monitorizaci%C3%B3n_de_redes#Softwares_de_monitorizaci.C3.B3n_reconocidoshttps://es.wikipedia.org/wiki/Monitorizaci%C3%B3n_de_redes#Referenciashttps://es.wikipedia.org/wiki/Monitorizaci%C3%B3n_de_redes#Enlaces_externoshttps://es.wikipedia.org/wiki/Monitorizaci%C3%B3n_de_redeshttps://es.wikipedia.org/wiki/Monitorizaci%C3%B3n_de_redes#Detalleshttps://es.wikipedia.org/wiki/Monitorizaci%C3%B3n_de_redes#Varios_tipos_de_protocoloshttps://es.wikipedia.org/wiki/Monitorizaci%C3%B3n_de_redes#Softwares_de_monitorizaci.C3.B3n_reconocidoshttps://es.wikipedia.org/wiki/Monitorizaci%C3%B3n_de_redes#Referenciashttps://es.wikipedia.org/wiki/Monitorizaci%C3%B3n_de_redes#Enlaces_externos


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Detalles"editar #

/ientras que un sistema de deteccin de intrusiones monitoriza una red de amenazas deleterior, un sistema de monitorizacin de red monitoriza la red buscando problemas causadospor servidores sobrecargados y0o caídos, coneiones de red, u otros dispositivos. 1or ejemplo,

para determinar el status de un *eb server, un soft*are de monitorizacin puede enviarperidicamente un pedido de 2331 para buscar una p4gina. 1ara servidores email, unmensaje de prueba puede ser enviado a través de /31 y recuperado por 5/61# o 171.8ormalmente las 9nicas métricas de medicin son tiempo de respuesta, disponibilidad ytiempo de funcionamiento, aunque las métricas de consistencia y fiabilidad est4n empezandoa ganar popularidad. La suma etendida de dispositivos de optimizacin est4 teniendo unefecto adverso en la mayoría de las :erramientas de monitorizacin ; especialmente cuandose trata de medir apropiadamente el tiempo de respuesta de punta a punta debido a quelimitan la visibilidad de ida y vuelta."$# Las solicitudes de estado de fallos ; tales como cuandouna conein no puede ser establecida, epira, o un documento o un mensaje no puede serrecuperado < usualmente produce una accin por parte del sistema de monitorizacin. Estasacciones varían < una alarma puede ser enviada (vía /, email, etc.) para el administrador

del sistema residente, sistemas autom4ticos de conmutacin por error pueden ser activadospara remover del servicio el servidor con problemas :asta que pueda ser reparado, etc./onitorizar la performance de una red de uplin= es también conocido como medicin detr4fico de red, y m4s soft*are est4 en la lista.

Varios tipos de protocolos"editar #

El servicio de monitorizacin de la *eb puede c:equearp4ginas 2331, 2331, 8/1, >31, /31, 171, 5/61, %8, 2, 3EL8E3, L, 3?1, 5?, /, 51, @%1, /edia treaming y un rango de otros puertos con una variedad de intervalosde c:equeo que van desde cada + :oras a cada $ minuto. 7bviamente, la mayoría de los

servicios de monitorizacin de red comprueban su servidor entre $ vez por :ora a $ vez porminuto.

Softwares de monitorización reconocidos"editar #

• /onitor de ed 1andora >/ -.A

• 6ccelops

• 6ggregate 8et*or= /anager

• Barcelona0A+ ?omputing Croup

• ?apsa

• ?im3ra= 5ntegrity D ?ompliance uite

• 5cinga

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