UNIVERSITE de NICE-SOPHIA ANTIPOLIS UFR SCIENCES Ecole Doctorale STIC

` THESEpour obtenir le titre de

Docteur en SCIENCESde lUniversit de Nice-Sophia Antipolis e Discipline : INFORMATIQUE prsente et soutenue par e e

Marie-Emilie VOGE

Optimisation des rseaux de tlcommunications : e eeRseaux multiniveaux, Tolrance aux pannes et e e Surveillance du trac

Th`se dirige par Jean-Claude Bermond e e et prpare au sein du projet mascotte (i3s(cnrs/unsa)/inria) e e soutenue le 17 novembre 2006 Jury : Examinateurs Mme. M. M. M. Mme. M. M. Myriam Michel David Preissmann Cosnard Coudert Charge de Recherche e Professeur Charg de Recherche e Directeur de Recherche Professeur Professeur Professeur

Directeur Rapporteurs

Jean-Claude Bermond Claudia Linhares-Sales Philippe Mahey Jean-Claude Knig o

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Table des mati`res e1 Introduction 2 Les rseaux ip/wdm e 2.1 Description des Rseaux ip/wdm . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 2.1.1 Evolution de larchitecture . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 2.1.2 Interactions entre les niveaux . . . . . . . . . . . . . . . . . . 2.1.3 Couche ip . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 2.1.4 Technologie wdm . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 2.1.4.1 Multiplexage en longueurs donde . . . . . . . . . . 2.1.4.2 Multiplexage temporel . . . . . . . . . . . . . . . . . 2.1.4.3 Hirarchie des conteneurs . . . . . . . . . . . . . . . e 2.1.4.4 Brassage des conteneurs . . . . . . . . . . . . . . . . 2.1.4.5 Conversion de longueurs donde dans un rseau tout e 2.1.4.6 Reprsentation des fonctionnalits des brasseurs . . e e 2.1.5 Architecture mpls . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 2.1.5.1 Le principe de mpls . . . . . . . . . . . . . . . . . . 2.1.5.2 Empilement de labels . . . . . . . . . . . . . . . . . 2.1.5.3 Les composants de mpls, terminologie . . . . . . . . 2.1.5.4 Les applications de mpls . . . . . . . . . . . . . . . 2.1.5.5 Extension - gmpls, mps . . . . . . . . . . . . . . . 2.2 Architecture des pop dun oprateur . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 2.3 Modlisation des Rseaux ip/wdm . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e 2.3.1 Rseaux multiniveaux . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 2.3.2 Rseaux ` deux niveaux . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e a 2.3.3 Modlisation des ux . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 2.3.4 Modlisation dun pop . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 2.4 Tolrance aux pannes dans les rseaux multiniveaux . . . . . . . . . e e 2.4.1 Les pannes . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 2.4.2 Mcanismes de survie classiques . . . . . . . . . . . . . . . . e 2.4.2.1 Restauration . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 2.4.2.2 Protection . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 2.4.3 Particularits des rseaux multiniveaux . . . . . . . . . . . . e e 2.4.3.1 Niveau de traitement dune panne . . . . . . . . . . 2.4.3.2 Utilisation des ressources . . . . . . . . . . . . . . . 2.4.3.3 Groupe de risque (srrg) . . . . . . . . . . . . . . . 2.5 Conclusion . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . iii 1 7 7 8 9 9 11 11 11 11 12 12 13 14 14 16 16 18 19 19 21 21 21 23 24 24 24 24 25 25 28 28 30 30 31

. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . optique . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

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` TABLE DES MATIERES 33 34 35 35 35 36 37 37 39 39 40 41 42 42 44 49 49 49 52 53 53 54 55 57 58 58 60 61 62 63 64 64 64 66 66 67 67 68 69 69 70 70 73

3 Conception de rseau virtuel et Groupage e 3.1 Conception dun niveau virtuel able . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3.1.1 Donnes et notations . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 3.1.2 Variables . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3.1.3 Objectif . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3.1.4 Contraintes . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3.1.5 Remarques . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3.2 Groupage . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3.3 Probl`me du groupage sur un chemin . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 3.3.1 Dnition du probl`me . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e 3.3.2 Le groupage sur le chemin en tant que dimensionnement de rseaux e niveau . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3.3.3 Rsultats antrieurs . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e 3.4 Mthodes de rsolution pour le groupage sur le chemin . . . . . . . . . . . . e e 3.4.1 Programmes linaires . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 3.4.2 Heuristiques . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3.4.3 Rsultats . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 3.5 Briques de recouvrement . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3.5.1 Principe du recouvrement par des briques . . . . . . . . . . . . . . . 3.5.2 Construction de briques . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3.5.2.1 Voisins . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3.5.2.2 Requtes simples . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 3.5.2.3 Combinaisons . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3.6 Conclusion . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . sur un . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

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4 Tolrance aux pannes et Graphes colors e e 4.1 Modlisation des Rseaux et srrg : Graphes Colors . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e e 4.1.1 Graphes Colors . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 4.1.2 Probl`mes Colors . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e 4.1.2.1 Probl`mes de connexit . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e 4.1.2.2 Probl`mes de vulnrabilit . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e e 4.1.3 Etat de lart . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 4.2 Complexit des Probl`mes Colors . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e e 4.2.1 Comparaison avec les probl`mes classiques . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 4.2.1.1 Minimum Color st-Cut et Nombre de chemins couleur-disjoints, Minimum Color Cut et Nombre darbre couvrant couleur-disjoints 4.2.1.2 Minimum Color st-Cut et Minimum Color Multi-Cut . . . . 4.2.1.3 Minimum Color st-Cut, Minimum Color st-Path et les graphes srie-parall`les . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e 4.2.1.4 Minimum Color st-Path . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 4.2.1.5 Minimum Color Cut . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 4.2.2 Span dune couleur . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 4.2.3 Cas polynomiaux . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 4.2.3.1 Graphe color de span maximum 1 et Hypergraphe . . . . . . . . . e 4.2.3.2 Coupe colore . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 4.2.3.3 Nombre de couleur de span > 1 born . . . . . . . . . . . . . . . . . e 4.2.4 Span Born . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e

` TABLE DES MATIERES 4.2.4.1 Trouver deux chemins couleur-disjoints . . . . . . . 4.2.4.2 Nombre maximum de chemins couleur-disjoints . . . 4.2.4.3 MC-st-Cut et MC-st-Path . . . . . . . . . . . . . 4.2.5 Span quelconque . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 4.2.5.1 MC-st-Path et MC-st-Cut . . . . . . . . . . . . . 4.2.5.2 Minimum Color Spanning Tree . . . . . . . . . 4.2.6 Synth`se des complexits . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e Formulations en milp . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 4.3.0.1 Formulation en milp pour MC-Cut et MC-st-Cut 4.3.0.2 Formulation milp pour MC-st-Path . . . . . . . . Transformation . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 4.4.1 Dcision : span 1 ? . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 4.4.1.1 Traitement initial du rseau . . . . . . . . . . . . . e 4.4.1.2 Proprits des couleurs de span 1 . . . . . . . . . . ee 4.4.1.3 Cohabitation des couleurs . . . . . . . . . . . . . . . 4.4.1.4 Artes multiples . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 4.4.1.5 Algorithme exact et polynomial . . . . . . . . . . . 4.4.2 Maximiser le nombre de couleurs de span 1 . . . . . . . . . . 4.4.2.1 Complexit et approximabilit . . . . . . . . . . . . e e 4.4.2.2 Une piste pour des mthodes heuristiques . . . . . . e Conclusion . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .

v 73 74 74 79 79 80 83 83 83 85 86 87 87 88 91 91 92 93 93 94 95 97 97 98 100 100 101 103 106 107 109 109 110 111 112 112 112 113 115 117 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 131 . 131 . 131 . 131 . 132

4.3

4.4

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5 Surveillance du trac 5.1 Motivations . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 5.2 Etat de lart . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 5.3 Surveillance passive . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 5.3.1 Mod`le de rseau . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e 5.3.2 P P M (k) et Minimum Partial Cover . . . . . 5.3.3 P P M (k) et Minimum Edge Cost Flow . . . . 5.3.4 Simulation et rsultats . . . . . . . . . . . . . . . e 5.4 Surveillance passive et chantillonnage . . . . . . . . . . e 5.4.1 Rduire la quantit de donnes . . . . . . . . . . e e e 5.4.2 Techniques dchantillonnage . . . . . . . . . . . e 5.4.3 Mod`le pour la surveillance avec chantillonnage e e 5.4.4 Trac dynamique . . . . . . . . . . . . . . . . . . 5.5 Surveillance active . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 5.5.1 Le probl`me . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e 5.5.2 Mthodes de rsolution . . . . . . . . . . . . . . e e 5.5.3 Simulations et rsultats . . . . . . . . . . . . . . e 5.6 Conclusion . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 6 Conclusion A Probl`mes de rfrence e ee A.1 Classe de complexit . . . . . . . . . . . . . . . . . e A.1.1 RP , coRP et ZP P . . . . . . . . . . . . . . A.1.2 T IM E(f (n)) . . . . . . . . . . . . . . . . . A.2 Quelques probl`mes diciles et non approximables e

vi A.2.1 A.2.2 A.2.3 A.2.4 A.2.5 A.2.6 A.2.7 A.2.8 A.2.9 Maximum 3 Satisfiability . . . . . . . . . . . . . . Minimum Set Cover et Minimum Partial Cover Maximum Independant Set et Maximum Clique Set Splitting . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . Red Blue Set Cover . . . . . . . . . . . . . . . . . Maximum Set Packing . . . . . . . . . . . . . . . . Minimum Label Cover . . . . . . . . . . . . . . . . Unsplittable Flow . . . . . . . . . . . . . . . . . . Minimum Steiner Tree [GJ79] . . . . . . . . . . . .

` TABLE DES MATIERES . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 132 132 134 135 135 135 135 137 138 139 145

B Transformation dun rseau multicolor : Algorithme de dcision e e e C Exemples de rseaux utiliss dans la littrature e e e

Table des gures2.1 2.2 2.3 2.4 2.5 2.6 2.7 2.8 2.9 2.10 2.11 2.12 2.13 3.1 3.2 3.3 3.4 3.5 3.6 3.7 3.8 3.9 3.10 3.11 3.12 3.13 3.14 3.15 4.1 4.2 Schma dtaill dun exemple de brasseur ` 3 niveaux. . . . . . . . . . . . . . . . . e e e a Acheminement dun paquet dans un rseau mpls. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e Empilement de lsp. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . Hirarchie de lsp avec gmpls. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e Architecture dun rseau de fournisseur dacc`s compos de plusieurs pop intercone e e nects par un rseau ` tr`s haut dbit. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e a e e Architecture dun point de prsence compos de routeurs dacc`s et de routeurs de e e e cur. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . Rseau ` deux niveaux. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e a Reprsentation dun rseau ` deux niveaux par deux graphes superposs. . . . . . e e a e Une classication des modes de protection et restauration [RM99a]. . . . . . . . . . Protection 1 : 1 dune requte AE pour la panne du cble AB. . . . . . . . . . . . e a Protection 1 : 1 dune requte AE pour la panne du cble CE. . . . . . . . . . . . . e a Protection 2 : 2 dune requte AE de taille 2 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e Exemple de rseau multiniveaux. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e Exemple de groupage de requtes sur un chemin orient. . . . . . . . . . . . . . . . e e Ensemble de tubes dirents entre une solution enti`re et une solution relle . . . . e e e Un graphe de requtes. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e Illustration du choix du tube ` ajouter pour crer un chemin . . . . . . . . . . . . a e Exemple de groupage avec lheuristique 1 pour C = 2 . . . . . . . . . . . . . . . . Exemple de groupage avec lheuristique 2 pour C = 2 . . . . . . . . . . . . . . . . Rsultats pour un facteur de groupage C = 2. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e Rsultats pour un facteur de groupage C = 4. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e Rsultats pour un facteur de groupage C = 8. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e Exemple de dcomposition dun graphe de requtes en sous graphes de groupage e e optimal connu pour un facteur de groupage C = 2. . . . . . . . . . . . . . . . . . . Deux tubes ne peuvent partager une requte que sils sont voisins. . . . . . . . . . e Les 4 rpartitions des voisins dun tube appartenant ` un groupage parfait pour un e a facteur de groupage C = 4. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . Probl`me de requtes multiples et solution. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e Les toiles constituent des briques pour C = 4. Lensemble de requtes de la gure e e 3.14(a) nest pas inclus dans celui de la gure 3.14(b). . . . . . . . . . . . . . . . . Combinaison de tubes pour C = 4 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 13 15 17 19

. 20 . . . . . . . . . . . . . . . . . 20 22 23 25 26 26 27 31 40 44 45 46 47 47 50 50 51

. 52 . 53 . 54 . 54 . 55 . 55

Un rseau multiniveaux et sa reprsentation par un graphe muni de couleurs. . . . . 59 e e Exemple de transformation et et ou dun rseau multicolor en graphe color . . . 60 e e e vii

viii 4.3 4.4 4.5 4.6 4.7 4.8 4.9 4.10 4.11

TABLE DES FIGURES Exemples de chemins, coupes et arbres couvrants colors . . . . . . . . . . . . . . . . e Aucune paire darbres couvrants colors couleur-disjoints alors que la coupe vaut 2. . e Aucune paire de st-chemins couleur-disjoints alors que la st-coupe vaut k = 3. . . . . Transformation dune instance de MC-Multi-Cut en MC-st-Cut. . . . . . . . . . Un chemin color minimum nest pas constitu de chemins colors minimum. . . . . e e e La coupe colore nest pas cohrente. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e Span dune couleur . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . Transformation dun graphe color en hypergraphe . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e Transformation dun graphe color de span maximum 1, les probl`mes MC-st-Path, e e MC-st-Cut, 2-CDP et 2-MOP se rduisent ` leurs quivalents en nombre de some a e mets dans un graphe classique. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . Construction du graphe dont les sommets sont les composantes des couleurs dun graphe color. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e Le st-chemin color minimum est obtenu pour une rpartition des cots particulire e e u e Exemple de rseau utilis dans la littrature [TR04b, SYR05] . . . . . . . . . . . . . e e e Le probl`me de Set Splitting se rduit ` trouver deux chemins couleur-disjoints e e a dans un graphe color de span maximum 2. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e Le probl`me Maximum Independant Set se rduit ` trouver un nombre maximum e e a de chemins couleur-disjoints. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . Rduction de Maximum 3 Satisfiability a MC-st-Path dans le cas de couleurs e ` de span au plus 2. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . Un graphe color G et son carr G2 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e st Illustration de la rduction de Minimum Label Cover ` Minimum Color st-Path. e a Exemple dinstance de Minimum Color Spanning Tree construit ` partir dune a instance de Minimum Set Cover. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . Au plus deux couleurs peuvent tre places aux extrmits du chemin remplaant e e e e c une arte dun rseau multicolor. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e e Les couleurs de larte {u, v} ne peuvent pas tre de span 1 simultanment. . . . . . e e e Exemple de rseau multicolor et des sous-graphes des couleurs. . . . . . . . . . . . . e e Deux artes xes pour une couleur doivent appartenir ` la mme composante connexe e a e sinon la couleur ne peut pas tre de span 1. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e Rseau avec arte multiple. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . e e Exemple de rseau construit ` partir dune instance de Maximum Set Packing. . . e a Exemple dinstances de Minimum Partial Cover et PPM(k) quivalentes . . . . e Instance de Minimum Edge Cost Flow construite ` partir dune instance de a P P M (k) . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . Charge des liens dun pop. Lpaisseur dune arte reprsente le pourcentage de trac e e e empruntant cette arte. Le trac nest pas uniforme. . . . . . . . . . . . . . . . . . e Surveillance passive : placement dinstruments sur un pop ` 10 routeurs. . . . . . . a Surveillance passive : placement dinstruments sur un pop ` 15 routeurs. . . . . . . a Surveillance active : placement de beacons dans un rseau de 15 nuds . . . . . . e Surveillance active : placement des beacons dans un rseau ` 29 nuds. . . . . . . e a Surveillance active : placement des beacons dans un rseau ` 80 nuds. . . . . . . e a 61 65 65 66 67 68 69 69

70 71 72 73 74 75 76 77 81 82 87 88 89 90 91 94

4.12 4.13 4.14 4.15 4.16 4.17 4.18 4.19 4.20 4.21 4.22 4.23 4.24 4.25 4.26 5.1 5.2 5.3 5.4 5.5 5.6 5.7 5.8

. 102 . 104 . . . . . . 107 108 108 114 114 115

A.1 Minimum Set Cover et Minimum Partial Cover . . . . . . . . . . . . . . . . . 133 A.2 Exemple dinstance de Minimum Label Cover. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 137

TABLE DES FIGURES A.3 Fonctions 2log C.1 C.2 C.3 C.41 1(log log x) 3

ixx

et log x . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 138 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 145 145 146 146

NJLATA [CSC02, DS04a] . . . . . NSFNET [OSYZ95, Jau, YDA00] . Rseau Amricain [SYR05, TR04b] e e Rseau Italien [SYR05] . . . . . . . e

x

TABLE DES FIGURES

Chapitre 1

IntroductionLes probl`mes tudis dans cette th`se sont motivs par des questions issues de loptimisation e e e e e des rseaux de tlcommunication. Ces probl`mes doptimisation sont indpendants des choix proe ee e e tocolaires et sappuient uniquement sur les grands principes du routage et de lacheminement des donnes. Par consquent, les rsultats obtenus pourraient sappliquer ` dautres rseaux prsentant e e e a e e des caractristiques semblables pour lacheminement, par exemple les rseaux de transport de voyae e geurs ou de marchandises. Nous avons abord ces probl`mes sous deux angles principaux. Dune part nous avons tudi e e e e leurs proprits de complexit et dinapproximabilit. Dautre part nous avons dans certains cas ee e e propos des algorithmes exacts ou dapproximation ou encore des mthodes heuristiques que nous e e avons pu comparer ` des formulations en programme linaires mixtes (milp pour Mixed Integer a e Linear Programming) sur des instances particuli`res. Ces deux approches sont complmentaires : e e lune sintresse aux limites thoriques des mthodes de rsolution, lautre consiste ` trouver des e e e e a moyens dobtenir des solutions ralisables de bonne qualit. En particulier, conna la classe de e e tre complexit dun probl`me doptimisation et comprendre le cur de la dicult permet parfois de e e e dduire des mthodes de rsolution ecaces. e e e Nous considrons les rseaux internet dans leur globalit cest-`-dire aussi bien les rseaux e e e a e dacc`s que les rseaux de cur . Un rseau dacc`s est compos de plusieurs points de prsence e e e e e e (pop pour Point Of Presence) grs par des oprateurs concurrents. Les utilisateurs sont connects ee e e entre eux ` travers les pop de leurs oprateurs respectifs. Pour ce faire, les pop sont connects entre a e e eux par le rseau de cur. Le rseau de cur rsulte de linterconnexion de syst`mes autonomes e e e e (as pour Autonomous System) grs par direntes autorits (universits, oprateurs, entreprises ee e e e e etc). Pour des raisons historiques, les rseaux de tlcommunication sont composs de plusieurs nie ee e veaux technologiques assurant chacun des fonctions spciques. Lintgration dapplications noue e velles et de services, comme la voix et les donnes, sur une mme infrastructure de rseau a conduit e e e a ` des empilements complexes comme ip/atm/sdh/wdm. Les technologies rcentes permettent aue jourdhui de simplier la structure des rseaux et de converger vers un mod`le ip/wdm dans lequel e e larchitecture mpls,(Multi Protocol Label Switching) ou son extension gmpls (Generalized-mpls ), est de plus en plus employe. Les rseaux ip/wdm sont constitus de plusieurs rseaux virtuels e e e e empils sur un rseau physique de bres optiques et dquipements (nuds) les interconnectant. e e e Les liens du niveau virtuel, ou Label Switched Paths (lsp) dans le cadre de larchitecture mpls, correspondent ` des routes prtablies entre les nuds du rseau. Les utilisateurs nont en gnral a ee e e e quune vision du rseau limite au niveau virtuel le plus haut, sur lequel sont routes leurs requtes. e e e e 1

2

CHAPITRE 1. INTRODUCTION

Dans cette th`se nous considrons dans un premier temps les rseaux de cur de type ip/wdm ` e e e a deux niveaux utilisant larchitecture gmpls. Ces rseaux comportent un niveau physique (niveau e infrieur) et un seul niveau virtuel (niveau suprieur) constitu de lsp, sur lequel est rout un e e e e ensemble de requtes provenant des utilisateurs du rseau. e e Router les requtes sur un niveau virtuel permet de simplier lacheminement des ux de paquets e ip dans le rseau en regroupant des ux de faibles dbits sur des routes communes au niveau e e physique. En eet, lacheminement classique au niveau ip ncessite lanalyse des paquets ip en e chaque nud traverss avant darriver ` destination. Par contre, lacheminement sur un lsp ne e a ncessite quune seule analyse ` lentre du lsp. Les lsp sont en quelque sorte des tubes, une fois e a e quun ux est mis sur un lsp, il est achemin sans avoir ` tre rexamin ` chaque nud travers e e ae e ea e jusqu` lextrmit du lsp. Grce au routage sur le niveau virtuel, les paquets ip ne sont donc a e e a plus analyss ` chaque nud travers ce qui induit une rduction du cot des nuds aussi bien au e a e e u niveau lectronique (ip) quoptique (wdm). e Rduire les cots de maintenance et dexploitation est crucial pour un oprateur. Pour tre e u e e comptitif, il doit proposer des tarifs attrayants. Cependant il sengage aussi aupr`s de ses clients e e a ` maintenir une certaine qualit de service dans le rseau (sla pour Service Level Agreement), e e ce qui a un cot aussi bien en termes de ressources ncessaires que de gestion. Les performances u e dun rseau, qui peuvent tre values par des mesures de trac, dpendent non seulement de sa e e e e e conception et de son dimensionnement, mais aussi de sa capacit ` maintenir le service malgr les ea e pannes qui surviennent rguli`rement et ` nimporte quel niveau. e e a Le rle des mcanismes de protection et de restauration est dviter linterruption des services en o e e cas de panne. La restauration consiste ` dterminer un nouveau chemin pour une requte seulement a e e lorsquune panne se produit. Cest le mcanisme de survie utilis au niveau ip : les chemins suivis e e par les paquets sont calculs au fur et ` mesure de leur progression dun nud ` lautre en fonction e a a de ltat du rseau. Lorsquun quipement est indisponible il nest simplement pas pris en compte e e e dans le calcul des routes. Dans cette th`se nous ne nous intressons pas ` la restauration mais e e a uniquement ` la protection plus adapte aux niveaux virtuels et physique. Lide essentielle des a e e mthodes de protection est de prvoir, au moment dtablir une connexion entre deux nuds, e e e plusieurs chemins de sorte quil en reste toujours au moins un oprationnel en cas de panne. A e partir de ce principe, de nombreuses variantes ont vu le jour an datteindre le meilleur compromis entre le dlai de rtablissement du service apr`s une panne et les ressources requises. Notons que e e e pour respecter le dlai acceptable de 50 ms pour la tlphonie au niveau utilisateur (ip), le dlai e ee e au niveau wdm doit tre de lordre de la microseconde. Les mthodes de protection conues pour e e c un niveau de rseau seulement, sont toujours dactualit dans les rseaux multiniveaux, dautant e e e plus que le mcanisme de tolrance aux pannes est actuellement optimis indpendamment pour e e e e chaque niveaux. Cependant, depuis lintroduction de mpls, des mcanismes de protection unis o` les dirents e e u e niveaux coop`rent sont tudis. Outre le type de mcanisme ` adopter parmi les multiples possie e e e a bilits pour chaque niveau virtuel, il est aussi ncessaire de dterminer les interactions entre les e e e niveaux et le rle de chacun en cas de panne. Ces questions sont dordre protocolaire et ne nous o intressent pas directement, mais cette nouvelle mani`re daborder la protection a mis en vidence e e e les inconvnients gnrs par une optimisation indpendante pour chaque niveau. Ces inconvnients e e ee e e peuvent se limiter ` une mauvaise utilisation des ressources ou aller jusqu` la dconnexion compl`te a a e e dune partie du niveau suprieur du rseau lorsquune unique panne survient au niveau physique. e e Ces probl`mes ont t identis dans la littrature comme les consquences de lexistence de Shared e ee e e e Risk Resource Group (srrg), ou groupes de risque, dans les rseaux multiniveaux. e Dune mani`re gnrale un groupe de risque est un ensemble dlments dont la disponibilit e e e ee e

3 dpend de celle dune mme ressource. Dans un rseau multiniveaux, chaque ressource physique e e e (nud ou lien) est ` lorigine dun groupe de risque contenant tous les liens virtuels routs sur cette a e ressource. En eet, si cette ressource tombe en panne, tous les liens virtuels du groupe de risque associ sont coups simultanment : ils sont soumis au mme risque de panne. e e e e Les groupes de risque sont ` lorigine des deux premi`res problmatiques doptimisation que a e e nous avons abordes dans cette th`se. Elles concernent la conception de rseaux virtuels (tolrants e e e e aux pannes ou non), et la connexit et la vulnrabilit aux pannes dun rseau multiniveaux donn. e e e e e La troisi`me problmatique est lie ` la mesure des performances dun pop. e e e a Conception de rseau virtuel Concevoir un rseau virtuel qui reste connexe quelle que soit la e e panne qui survienne au niveau physique permet de rduire linuence des groupes de risque sur la e disponibilit du rseau. Comme nous le verrons dans le chapitre 3, il sagit dun probl`me dicile e e e contenant en particulier le probl`me du groupage. Le groupage consiste dune mani`re gnrale ` e e e e a agrger des ux de faibles dbit, par exemple les ux mis par un ensemble dutilisateurs, en un e e e ux de plus haut dbit, par exemple le dbit dune longueur donde. Il est ensuite possible dagrger e e e plusieurs longueurs donde entre deux nuds pour remplir une bre optique. Nous avons tudi un e e probl`me particulier de groupage [PV05] issu du probl`me de conception de rseau virtuel tolrant e e e e aux pannes. Tolrance aux pannes dun rseau virtuel donn Lexistence mme dun rseau virtuel e e e e e implique lexistence de groupes de risque. Si une conception judicieuse permet de limiter linuence des groupes de risque, elle est insusante pour garantir la disponibilit du rseau en cas de panne. e e Optimis pour un ensemble de requtes donn, le niveau virtuel nest plus ncessairement adapt e e e e e lorsque le trac volue. En outre, le probl`me de conception ncessite un temps de calcul important. e e e Ainsi le rseau virtuel ne peut pas tre optimis d`s la moindre variation de trac. Par consquent, e e e e e dans un contexte dynamique, le routage de nouvelles requtes doit seectuer dans un rseau virtuel e e non ncessairement optimal. Cest pourquoi nous avons abord la question des groupes de risque e e sous un autre angle consistant simplement ` tudier les probl`mes de routage et de tolrance aux ae e e pannes dans un rseau virtuel en prsence de groupes de risque. Pour cela nous avons modlis les e e e e rseaux multiniveaux par des graphes colors. Un graphe color est un graphe reprsentant le niveau e e e e virtuel dun rseau multiniveaux. Lensemble des artes est partitionn en couleurs reprsentant e e e e les groupes de risque. Deux artes appartenant ` la mme couleur correspondent ` deux liens e a e a virtuels appartenant au mme groupe de risque. Dans ces graphes nous tudions des probl`mes e e e fondamentaux lis ` la connexit (existence densembles de chemins particuliers, arbre couvrant) e a e du rseau reprsent ainsi qu` sa vulnrabilit aux pannes (probl`mes de coupes). Ces travaux ont e e e a e e e fait lobjet de plusieurs publications [CDP+ 06, CPRV06, Vog06a, Vog06b]. Surveillance du trac dans un pop La surveillance du trac est un outil important pour un oprateur qui lui permet dapprofondir sa connaissance du rseau. Il peut alors tablir des sla quil e e e est en mesure de respecter, mais aussi vrier quil les respecte eectivement. Mesurer le trac e possde de nombreuses applications importantes, dont la dtection des pannes qui est une tape e e e incontournable ` la mise en place de solutions de secours. Il existe deux mthodes de surveillance a e complmentaires, la surveillance passive et la surveillance active. La surveillance passive permet e entre autres de mesurer les volumes des tracs de dirents types, ce qui permet un dimensione nement correcte des ressources de secours ` rserver. La surveillance active intervient directement a e dans la dtection de panne et permet galement de mesurer les performances du rseau du point de e e e vue des utilisateurs. La surveillance du trac, quelle soit active ou passive, ncessite linstallation e

4

CHAPITRE 1. INTRODUCTION

dquipements spciques dans le rseau. Ces quipements tant assez coteux, il nest pas envisae e e e e u geable pour un oprateur den installer sur chaque lien physique pour la surveillance passive ou sur e chaque nud pour la surveillance active. Minimiser le nombre dinstruments de mesure ` instala ler et dterminer leurs emplacements constituent donc des enjeux conomiques importants pour un e e oprateur. Nous avons tudi les probl`mes de placement des quipements pour la surveillance aussi e e e e e bien active que passive du trac, ce qui a donn lieu ` deux publications [CFGL+ 05b, CFGL+ 05a]. e a Nous prsentons nos travaux sur ces trois problmatiques selon le plan suivant. e e Le premier chapitre est consacr aux rseaux ip/wdm. Dans un premier temps nous prsentons e e e les principaux aspects de ces rseaux intervenant dans le routage et lacheminement des ux en e provenance des utilisateurs ainsi que larchitecture des points de prsence des oprateurs. Ensuite e e nous proposons une modlisation des rseaux multiniveaux et des points de prsences sous forme de e e e graphes et nous prcisons quelques proprits des ux considrs dans ces rseaux. Les mthodes de e ee ee e e protection classiques sont rappeles et tendus au cas multiniveaux. En particulier nous prcisons e e e la notion de groupe de risque. Dans le second chapitre nous abordons la conception de rseau virtuel tolrant aux pannes e e permettant dcouler un trac donn et statique. Nous formulons en milp ce probl`me dans le e e e cadre de la protection par chemin, partage et dpendante de la panne pour le niveau virtuel. La e e suite de ce chapitre traite dun probl`me particulier de groupage extrait du probl`me de conception e e de rseau. Pour ce probl`me, le rseau physique que nous considrons est un chemin orient de e e e e e capacit innie. Tous les liens virtuels, ou tubes, sont de mme capacit, ou facteur de groupage. e e e Tout aspect de tolrance aux pannes est ncessairement supprim puisque le rseau physique est e e e e un chemin unique. Malgr ces hypoth`ses restrictives, minimiser le nombre de tubes ncessaire ` e e e a lacheminement dun ensemble de requtes unitaires quelconque reste un probl`me dicile. Nous e e proposons donc deux heuristiques dont nous comparons les performances aux solutions optimales fournies par une formulation en milp du probl`me. Etant donn que pour des instances de taille e e moyenne les temps de calcul des solveurs sont dj` de lordre de plusieurs heures, nous tudions les ea e proprits densembles de requtes pour lesquels un groupage optimal est connu et permettraient ee e de tester les heuristiques sur des instances de grande taille. Dans le troisi`me chapitre nous proposons une modlisation des rseaux multiniveaux par des e e e graphes colors permettant de dnir simplement les probl`mes lis au routage et ` la protection e e e e a dans un rseau virtuel en prsence de groupes de risque. Dans ces graphes nous dnissons un e e e ensemble de probl`mes doptimisation dun intrt majeur pour la tolrance aux pannes dont nous e ee e tudierons la complexit et les ressemblances avec les probl`mes de thorie des graphes classique. e e e e Ceci nous conduira ` dnir un param`tre des graphes colors qui donne une indication de linuence a e e e dune couleur dans le graphe et joue un rle important dans la complexit de certains probl`mes, o e e le span des couleurs. Nous nous intressons ensuite ` la transformation dun rseau multiniveaux e a e en graphe color dont peut dpendre la complexit de certains probl`mes. e e e e Le quatri`me et dernier chapitre a pour objet la surveillance du trac circulant dans les points e de prsence dun oprateur. Nous tudions les probl`mes doptimisation lis au placement de ces inse e e e e truments de mesures pour la surveillance passive et pour la surveillance active. Nous prsentons des e mthodes de rsolution et des formulations en milp pour ces probl`mes ainsi que quelques rsultats e e e e de complexit. En particulier nous montrons que certains de ces probl`mes sont quivalents ` des e e e a

5 probl`mes de couverture. Enn nous prsentons galement les rsultats de la comparaison entre e e e e nos formulations en milp et dautres mthodes de rsolutions de la littrature pour les probl`mes e e e e de placement dinstruments de mesure du trac. Lannexe A rappelle la dnition de certains probl`mes doptimisation ou de dcision ainsi que e e e les principaux rsultats de complexit et dinapproximabilit les concernant. Dans cette th`se nous e e e e utilisons des rductions de ces probl`mes diciles pour montrer la complexit ou linapproximabilit e e e e des probl`mes que nous avons tudis. e e e Les annexes B et C se rapportent uniquement au chapitre 4. Lannexe B donne une version dtaille dun algorithme polynomial voqu pour un probl`me de transformation dun rseau mule e e e e e tiniveaux en graphe color. Lannexe C prsente des exemples de rseaux utiliss dans la littrature e e e e e pour eectuer des tests de mthodes de rsolution pour les probl`mes doptimisation issus des e e e groupes de risque.

6

CHAPITRE 1. INTRODUCTION

Chapitre 2

Les rseaux ip/wdm eDune mani`re gnrale, les rseaux de tlcom (Internet, tlphone, cble etc) sont composs e e e e ee ee a e dune partie rseau de cur et dune partie rseau dacc`s. e e e Cest grce au rseau dacc`s que les utilisateurs peuvent se connecter au reste du rseau. Le a e e e rseau dacc`s dInternet est partag entre plusieurs fournisseurs dacc`s (isp pour Internet Service e e e e Provider ). Chacun poss`de ou loue ` un autre oprateur un ensemble dquipements, les routeurs e a e e dacc`s, auxquels sont raccords les utilisateurs par des cbles ou des liaisons radio. Pour des e e a raisons technologiques dattnuation des signaux, la longueur de ces cbles est limite et un isp e a e doit possder des installations dacc`s dans chaque zone gographique, par exemple dans chaque e e e ville, o` il souhaite proposer ses services. Ces installations sappellent des points de prsence (pop u e pour Point Of Presence) et chaque isp peut en possder plusieurs suivant son importance. Un e pop est constitu dun ensemble de routeurs dacc`s assurant la liaison avec les utilisateurs et de e e routeurs de cur permettant louverture du pop sur le cur du rseau. e Comme le rseau dacc`s, le cur du rseau nest pas construit et administr par une entit e e e e e unique, mais rsulte de linterconnexion de syst`mes autonomes (as pour Autonomous System) e e htrog`nes plus ou moins tendus gographiquement. Un as est un ensemble de rseaux sous le ee e e e e contrle dune seule et mme entit, typiquement un fournisseur dacc`s ` Internet, une universit, o e e e a e une entreprise, un oprateur etc. Les choix technologiques et protocolaires concernant le transport e des donnes ` lintrieur dun as peuvent direr dun as ` lautre. Cependant le protocole ip (Ine a e e a ternet Protocol ) et des architectures comme mpls (Multi Protocol Label Switching) indpendantes e de la technologie assurent linteroprabilit entre eux. Larchitecture mpls joue un autre rle ime e o portant dans les rseaux de cur en facilitant lagrgation du trac. Dans le cur du rseau les e e e donnes transitent ` tr`s haut dbit sur des bres optiques connectant des routeurs optiques entre e a e e eux. La majorit des utilisateurs ne ncessitant pas toute la capacit de transmission dune bre e e e optique, il est ncessaire dagrger les ux de faible dbit en provenance de plusieurs metteurs en e e e e un ux de dbit comparable ` celui dune longueur donde pour acheminer tous ces ux dans le e a cur du rseau ` tr`s haut dbit. e a e e

2.1

Description des Rseaux ip/wdm e

Apr`s avoir donner un aperu de lorigine historique des rseaux ip/wdm, nous prciserons les e c e e modes dinteraction des dirents niveaux au sein de ces rseaux. Nous prsenterons ensuite les e e e aspects important permettant de comprendre comment sont routes les donnes dans un tel rseau e e e en dcrivant chacun des trois composants principaux : la couche ip, la technologie wdm et enn e 7

8 larchitecture mpls.

CHAPITRE 2. LES RESEAUX IP/WDM

2.1.1

Evolution de larchitecture

Pour des raisons historiques, les rseaux de tlcommunication ont une architecture en plusieurs e ee couches technologiques. Chaque couche poss`de une fonction particuli`re et ore un service ` la e e a couche qui est au dessus en utilisant la couche du dessous. Le mod`le de rfrence osi (pour e ee Open Systems Interconnection) de liso (pour International Standardization Organization) est un mod`le darchitecture en sept couches qui permet de dlimiter toutes les fonctions assurant le e e fonctionnement dun rseau et les grands principes de coopration entre les couches. Il reste toutefois e e un mod`le thorique car dans la ralit une couche peut avoir plusieurs fonctions et il y en a en e e e e gnral moins de sept. e e Les architectures les plus courantes sont composes dune couche internet constitu dun niveau e e ip et dun niveau atm. Le niveau ip ore un support au dveloppement de services et dapplications e pour les utilisateurs. Le contrle des ux, la gestion de la qualit de service et plus gnralement o e e e lingnierie de trac sont assurs par le niveau atm (Asynchronous Transfert Mode) sur laquelle e e repose le niveau ip. Ensuite la couche sdh (Synchronous Digital Hierarchy) g`re le transport des e ux atm sur le rseau optique wdm (Wavelength Division Multiplexing). Cependant cette archie tecture est le fruit dune volution technologique progressive, par suite elle manque aujourdhui de e exibilit et de dynamicit pour faire face ` laugmentation continuelle du trac [Liu02]. Dautre e e a part, pour lacheminement des donnes, chaque couche leur ajoute des informations de contrle e o lourdes (encapsulation), ce qui induit un sur-cot en bande passante et un traitement des donnes u e complexe dans les nuds. Cest pourquoi le besoin de simplier cet empilement de couches est de plus en plus prsent. e La tendance est de supprimer les couches intermdiaires pour obtenir un rseau de type ip/wdm e e [SKS03, Liu02, RLA04]. Lintrt du mod`le ip/wdm vers lequel tendent les rseaux actuels se fonde sur plusieurs ee e e constats. Dune part, les rseaux optiques wdm peuvent suivre la croissance continue du trac e Internet en exploitant les infrastructures dj` existantes. Lutilisation de la technologie wdm permet ea damliorer signicativement lutilisation de la bande passante des bres. Actuellement sur une bre e optique des donnes peuvent transiter ` un dbit de lordre de plusieurs terabits par seconde. Dautre e a e part depuis que les oprateurs ont fait converger les dirents types de tracs (voix, donnes, vido e e e e ou triple play) sur un mme support physique, la majorit du trac est de type ip. Enn, ce mod`le e e e hrite de la exibilit et de ladaptabilit des protocoles de contrle dip. e e e o Cependant, les ux ip sont de dbits tr`s faibles par rapport au dbit dune bre optique et e e e les rseaux ip/wdm ne peuvent pas fonctionner ecacement sans un intermdiaire ayant pour e e rle dagrger les ux ip pour obtenir des ux de dbits comparables ` ceux des bres optiques. o e e a Larchitecture mpls rempli admirablement cette fonction bien quelle nait pas t cre pour. Elle e e ee permet en eet lagrgation des ux selon plusieurs niveaux de granularits : des ux de faibles e e dbits sont agrgs en un ux de dbit suprieur, puis de tels ux sont eux-mmes agrgs en un e e e e e e e e ux de dbit encore suprieur etc. Chaque niveau dagrgation est un niveau de granularti de ux. e e e e Larchitecture mpls g`re galement la qualit de service et lingnierie de trac mais avec beaucoup e e e e plus de exibilit que les solutions antrieures comme atm. Les fonctionnalits de sdh comme les e e e mcanismes de tolrance aux pannes sont transmises ` la couche wdm grce ` des volutions e e a a a e technologiques [Liu02, Wei02] en particulier au niveau de la commutation et de la reconguration dynamique. Cependant des fonctions comme le formatage des ux pour leur transmission physique ne peuvent pas tre prises en charge par le niveau wdm, par consquent une couche sdh rduite e e e

2.1. DESCRIPTION DES RESEAUX IP/WDM

9

a ` quelques fonctions doit subsister. Cette couche nomme thin sdh [Gro04] qui sera amene ` e e a dispara na pas dincidence sur les probl`mes doptimisation que nous tudions dans cette th`se tre e e e et ne sera pas plus voque ici. Dans la suite nous dtaillons les principaux composants des rseaux e e e e ip/wdm, cest-`-dire la couche ip, la technologie wdm et larchitecture de rseau mpls. a e

2.1.2

Interactions entre les niveaux

Un rseau ip/wdm est compos de plusieurs niveaux qui jouent chacun un rle spcique dans e e o e lacheminement des donnes. Chacun de ces niveaux comporte un plan de donnes et un plan de e e contrle. o Le plan de donnes est responsable uniquement de la transmission des donnes. Le plan de e e contrle est responsable dune part de la dcouverte et de la connaissance de la topologie du rseau, o e e de la disponibilit des quipements et des moyens existants datteindre les autres nuds. Dautre e e part, ` partir de ces informations, le plan de contrle est charg de calculer les routes par lesquelles a o e doivent transiter les donnes au niveau o` il op`re. Toutes les informations sont collectes par e u e e lchange de messages de contrle spciques entre les nuds. Les routes sont galement tablies, e o e e e supprimes ou modies grce ` la signalisation gre par le plan de contrle. e e a a ee o Dans un rseau multiniveaux trois mod`les dinteractions entre les plans de contrle sont tudis. e e o e e overlay : les plans de contrle des dirents niveaux sont indpendants les uns des autres, o e e aucune information nest change. Les calculs de route, les optimisations, la signalisation e e etc, sont eectus sparment pour chaque niveau et sans tenir compte des autres. e e e augmented : chaque niveau poss`de son propre plan de contrle mais ils utilisent la mme e o e signalisation, en particulier les informations sur la disponibilit des connexions. Le routage e est tout de mme eectu sparment entre les niveaux, mais avec des informations communes. e e e e peer : il existe un unique plan de contrle pour toutes les couches, cette collaboration amliore o e les performances globales du rseau puisque tous les niveaux peuvent tre optimiss ensembles. e e e Le mod`le overlay est utilis actuellement, mais les rseaux devraient voluer vers le mod`le auge e e e e mented puis peer qui permet une gestion plus ecace [Liu02].

2.1.3

Couche ip

Pour un utilisateur donn, Internet est un rseau mondial, transparent, qui interconnecte toutes e e les machines entre elles et permet lchange de donnes. Cette vision correspond ` un niveau vire e a tuel du rseau qui en ralit est constitu das htrog`nes utilisant des technologies et des modes e e e e ee e de transmissions varis. Le rle de la couche Internet est dassurer linteroprabilit et lintercone o e e nexion de ces as et de permettre aux donnes dtre achemines ` travers ces rseaux jusqu` leur e e e a e a destination. Pour cela elle dni le protocole ip charg de lacheminement des donnes. e e e Pour tre achemines dans le rseau, les donnes sont dcoupes en paquets ip. Un paquet ip e e e e e e est compos de deux parties : une partie den-tte comportant diverses informations ncessaires ` e e e a son acheminement, en particulier ladresse ip de destination, et une partie contenant les donnes. e La transmission des donnes par le protocole ip est non able et se fait sans connexion. En eet e il ny a aucune garantie quun paquet arrive ` destination, il peut tre perdu, dupliqu et plusieurs a e e paquets narrivent pas ncessairement ` destination dans leur ordre dmission. De plus lmetteur e a e e envoie des paquets sans prendre contact pralablement avec le rcepteur. e e Des protocoles de niveau suprieur ` ip comme tcp ou udp [Tan01] mis en uvre sur les e a machines des utilisateurs permettent alors de contrler larrive des paquets ip et ventuellement o e e dtablir des connexions. e

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CHAPITRE 2. LES RESEAUX IP/WDM

Le principe de lacheminement des paquets ip est tr`s simple. Il est bas sur ladresse de destinae e tion contenue dans chaque paquet. Une fonction acheminement se charge, en chaque nud travers e par un paquet, de dterminer le nud vers lequel lenvoyer suivant son adresse de destination et e les informations fournies par la fonction routage du nud. Adressage Chaque paquet ip contient une adresse ip de destination. Cette adresse est constitue e de deux parties : un identicateur de rseau et un identicateur de la machine de destination dans e ce rseau. Une adresse nidentie pas simplement une machine mais une connexion ` un rseau : e a e si une machine est connecte ` plusieurs rseaux, elle poss`de une adresse par rseau. Dautre part e a e e e un organisme, le nic (Network Information Center ) est charg de distribuer les adresses ip en sorte e quune adresse ne soit aecte qu` une unique machine. e a fonction acheminement Lacheminement dun paquet repose sur son adresse ip. A la rception e dun paquet, un routeur analyse son en-tte et en particulier son adresse ip de destination an de e dterminer dans quel rseau il doit tre livr. e e e e Les informations donnes par les adresses ip sont exploites grce aux tables de routage des e e a routeurs ip. La table de routage dun routeur contient toutes les adresses de rseaux distants e existants et ladresse du routeur auquel transmettre les paquets pour atteindre ces rseaux par un e plus court chemin selon une mtrique propre au rseau. La table de routage est donc consulte e e e pour chaque paquet arrivant sur un routeur an de dterminer le prochain routeur (next hop ou e prochain saut) qui traitera ` son tour le paquet, cest la fonction dacheminement du routeur. a fonction routage Les tables de routage sont maintenues dynamiquement par des protocoles distribus spciques, ou algorithmes de routage, mis en uvre par la fonction routage de chaque e e routeur. Les protocoles de routage peuvent se diviser en deux classes, les protocoles igp (Interior Gateway Protocol) et les protocoles egp (Exterior Gateway Protocol). Les protocoles igp sont ` a luvre ` lintrieur dun as et permettent deectuer le routage dun paquet jusqu` sa destination a e a une fois quil a atteint las auquel elle appartient, rip et ospf sont deux exemples de protocoles igp. Les protocoles egp comme le protocole tr`s rpandu bgp, assurent linterconnexion des as e e entre eux, ils permettent la gestion du grand nombre de routes ncessaires pour prendre en compte e les as existants. La mise ` jour des tables de routage se fait suite ` lchange de messages de type routing update a a e entre les routeurs qui leur permet de propager des informations sur lindisponibilit de liens ou de e routeurs, lintroduction de nouveaux rseaux et tous les changements topologiques du rseau. Un e e calcul ` partir de ces informations permet de dterminer les nouveaux chemins les plus courts pour a e atteindre une destination. Les algorithmes de routage permettent donc de ragir dynamiquement e aux modications du rseau. e Plusieurs mtriques peuvent tre utilises sur les liens de dirents rseaux, il peut sagir du e e e e e nombre de routeurs travers, dun cot x par ladministrateur du rseau en fonction du dlai e u e e e observ sur chaque lien, de la bande passante disponible etc. e La dynamicit induite par les algorithmes de routage permet de tenir compte des changements e topologiques du rseau qui peuvent intervenir comme lindisponibilit dun lien, une panne de e e routeur, lengorgement dun lien ou lapparition dun nouvel lment du rseau etc. Elle a pour ee e autre consquence que deux paquets provenant dune mme source vers une mme destination e e e peuvent ne pas emprunter la mme route, cest-`-dire passer par la mme succession de routeurs. e a e Notons que le routage et lacheminement du paquet se font simultanment puisque la dcision e e du routeur suivant est prise indpendamment ` chaque routeur lorsque le paquet est reu et il est e a c

2.1. DESCRIPTION DES RESEAUX IP/WDM

11

rmis immdiatement suivant la dcision prise. ee e e Le protocole ip et ses applications sont dtaills dans plusieurs livres, en particulier dans [Tan01, e e Ml01, Liu02, Puj02]. e

2.1.4

Technologie wdm

Loprateur exploitant un rseau de cur poss`de un certain nombre de clients ` qui il fournit e e e a des connexions dun point ` un autre du rseau (qui peuvent tre dautres oprateurs, de grandes a e e e entreprises, . . . ). Ces connexions sont lagrgation des ux de donnes de faible dbit, ux ip e e e changs par les utilisateurs dun rseau wan par exemple, dans le but de constituer des connexions e e e dune taille susante pour utiliser ` bon escient des bres optiques ayant un dbit tr`s lev. a e e e e Nous prsentons par la suite la terminologie associe aux rseaux ` bres optiques, ainsi que e e e a le principe gnral de leur fonctionnement. Une description dtaille de cette technologie peut tre e e e e e trouve dans [GR00, LD02]. e 2.1.4.1 Multiplexage en longueurs donde

Les rseaux ` bres optiques sont constitus de nuds relis par des cbles. Un nud intercone a e e a necte plusieurs cbles contenant chacun plusieurs bres. a Grce au multiplexage en longueur donde (Wavelength Division Multiplexing pour wdm), plua sieurs longueurs donde distinctes peuvent emprunter la mme bre pour transporter ` un tr`s e a e haut dbit dirents ux de donnes sans interfrence. Les noeuds ont la capacit dmettre sur e e e e e e une mme bre direntes longueurs donde runies en un mme signal lumineux mais aussi de e e e e sparer les longueurs donde composant un signal lumineux reu. On parle alors de multiplexage et e c + 97]. de dmultiplexage de ces longueurs donde [BCJ e 2.1.4.2 Multiplexage temporel

Le multiplexage temporel (tdm pour Time Division Multiplexing) consiste ` utiliser un mme a e canal, par exemple une mme longueur donde, pour transporter plusieurs ux indpendants. Lutie e lisation de ce canal est divise en priodes de temps et chaque priode est elle-mme divise en e e e e e intervalles de temps ou slot. Chaque ux est associ ` un slot, et son mission nest autorise que ea e e cycliquement pendant ce slot ` chaque priode. a e 2.1.4.3 Hirarchie des conteneurs e

Les rseaux de cur permettent de vhiculer des ux agrgs selon une hirarchie. Un conteneur e e e e e dsigne un ux rsultant de lagrgation ou de lencapsulation de ux de dbit infrieur. e e e e e Dans un rseau wdm, le conteneur de plus haut niveau est la bre optique. Une bre contient e plusieurs bandes qui elles-mmes contiennent plusieurs longueurs donde. La bande de longueurs e donde a t introduite pour la premi`re fois dans les rseaux en anneau [GRW00, SS99] et cette ee e e triple hirarchie de conteneurs est dcrite et utilise dans [HPS02, LYK+ 02, YOM03, CAQ04]. e e e Les quipements matriels des nuds mettant en uvre cette hirarchie, notamment avec les e e e oprations add et drop dinsertion et dextraction de conteneurs agrgs dans un conteneur de e e e niveau suprieur, sont des adm pour Add/Drop Multiplexer. e Ces quipements peuvent par exemple extraire (drop) une longueur donde dune bre et convere tir son signal lumineux en signal lectronique pour quil soit trait par la couche lectronique du e e e nud (par exemple, la couche ip). Inversement, des ux en provenance de la couche lectronique e

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CHAPITRE 2. LES RESEAUX IP/WDM

peuvent tre insrs (add ) dans une longueur donde par un adm, et cette longueur donde insre e ee ee dans une bre ou une bande. Cependant, une longueur donde extraite dune bre optique nest pas ncessairement dirige e e vers la couche lectronique mais peut tre multiplexe dans une autre bre optique, avec dautres e e e longueurs donde. Il sagit alors dune opration de brassage des bres (2.1.4.4). Dans ce cas, e lquipement au niveau du nud ne fait pas ncessairement linterface avec la couche lectronique : e e e il est tout optique et permet dextraire ou dinsrer une longueur donde dans une bre ou une e bande. Un tel quipement est un oadm pour Optical Add/Drop Multiplexer. e 2.1.4.4 Brassage des conteneurs

Les nuds dun rseau wdm assurent une fonction de brassage permettant dacheminer les e conteneurs ` travers le rseau jusqu` destination. a e a Le brassage de conteneurs consiste dans un premier temps ` dmultiplexer le contenu de plua e sieurs conteneurs entrant dans le nud, ou en dautres termes ` extraire de plusieurs conteneurs a des conteneurs de niveau infrieur. Les conteneurs de niveau hirarchique infrieur ainsi obtenus e e e sont ensuite multiplexs suivant une nouvelle rpartition de sortie. Par exemple, le brassage permet e e dinsrer dans une mme bre en sortie dun nud des longueurs donde arrivant au nud par deux e e bres direntes. e Le brassage sappuie sur la commutation des conteneurs comparable au principe des aiguillages des lignes de chemin de fer. Les aiguillages sont congurs pour quun train passe sur la bonne voie e sans avoir besoin de sarrter pour prciser sa destination. Il en est de mme au niveau optique. e e e Une longueur donde est commute vers une bre ou une autre grce ` un commutateur optique e a a congurable constitu de lentilles mobiles. e Loadm ralisant le brassage dun niveau de conteneur est aussi appel brasseur optique ou oxc, e e pour Optical Crossconnect. Plus prcisment un f-oxc pour Fiber Optical Crossconnect permet de e e brasser des bres ` lintrieur de cbles. Un f-oxc manipule toutes les longueurs donde contenues a e a dans une bre au sein dun ensemble global non dissoci, le conteneur bre. De mme un b-oxc e e permet de brasser des bandes contenues dans des bres optiques. Enn le brassage de longueurs donde est ralis par un w-oxc pour Wavelength Optical Crossconnect. e e Lorsque le brasseur poss`de les fonctionnalits de plusieurs de ces oxc spciques, cest-`-dire e e e a quil permet le brassage de plusieurs niveaux de conteneur et non dun seul, il est appel brasseur e hirarchique (hierarchical crossconnect, hxc) [HSKO99, LYK+ 02]. e 2.1.4.5 Conversion de longueurs donde dans un rseau tout optique e

Contrairement au brassage de longueurs donde qui ne fait que commuter une longueur donde vers une bre de sortie ou une autre, la conversion de longueurs donde consiste ` mettre le signal ae vhicul par une longueur donde entrante donne sur une longueur donde dirente en sortie dun e e e e nud. En gnral, la conversion est assure par un passage de loptique vers llectronique et vice e e e e versa. Quelle seectue enti`rement au niveau optique ou quelle ncessite un passage au niveau e e lectronique, la conversion de longueur donde ncessite des quipements coteux (adm), cest e e e u pourquoi il faut viter dy avoir recours. De nombreux travaux sintressent donc ` la rduction e e a e + 05], tandis que dautres du cot des oadm ncessaires dans un rseau [KK99, BCM03a, BCC u e e font lhypoth`se de labsence totale de conversion [ES03]. En eet certaines tudes montrent que e e dans la plupart des rseaux rels, la conversion de longueur donde nest pas ncessaire ` la bonne e e e a exploitation des ressources [JMY05].

2.1. DESCRIPTION DES RESEAUX IP/WDM

13

Input

BOXCDrop Add

Demux Band to waves Input

Mux Waves to Band Output

WOXCDrop Add

Drop Fiber

Drop Band

Drop waves

Fig. 2.1 Schma dtaill dun exemple de brasseur ` 3 niveaux. e e e a Dans un rseau tout optique, labsence de conversion de longueurs donde signie que si un e signal emprunte une longueur donde donne dans une bre du rseau, il devra utiliser cette mme e e e longueur donde sur tout le chemin emprunt. A chaque nud cette longueur donde sera simplement e commute dune bre vers une autre sans jamais changer de frquence optique. e e 2.1.4.6 Reprsentation des fonctionnalits des brasseurs e e

Lencapsulation dans dirents niveaux hirarchiques permet de regrouper des conteneurs dun e e niveau donn dans des conteneurs de plus haut niveau. Par exemple au niveau dun nud, huit e longueurs donde peuvent tre encapsules dans une bande et la bande dans une bre. Pour cela le e e brasseur quipant le nud doit possder les deux composantes w-oxc et b-oxc ` la fois. Un nud e e a peut aussi servir de point dentre ou de sortie ` des donnes sur le rseau (add /drop), il doit alors e a e e tre quip dun convertisseur optique/lectronique. e e e e La gure 2.1 prsente le mod`le dtaill du fonctionnement dun brasseur adopt dans le cadre e e e e e du projet rnrt porto [ABD+ 01] impliquant Alcatel, le projet Mascotte (i3s(cnrs/unsa)/inria) et France Tlcom. Les termes bers, bands, waves correspondent ` bres, bandes et longueurs ee a donde. La fonctionnalit add ou drop dun brasseur lui permet dinsrer ou de retirer un signal e e du rseau. On peut directement insrer une bre, une bande ou une longueur donde dans un des e e niveaux f-oxc, b-oxc ou w-oxc. Les capacits de multiplexage/dmultiplexage sont illustres par e e e les connexions entre les niveaux deux par deux et par les termes mux et demux. Notons aussi que ce schma introduit la notion de nombre de ports de multiplexage, cest-`-dire le nombre de e a conteneurs dun niveau pouvant tre envoys au niveau infrieur (et vice versa). Les quipements e e e e

Input fibers

Output fibers

FOXCDrop Add

Demux Fiber to Bands

Mux Bands to Fiber Output

Add Band Add waves

Add Fiber

14

CHAPITRE 2. LES RESEAUX IP/WDM

de brassage fournis par les quipementiers peuvent en eet varier suivant la taille, ` fonctionnalits e a e quivalentes. Il y a alors un lien troit entre la capacit dun quipement et son cot. e e e e u La gure 2.1 donne un exemple de brassage de deux bres entrantes, reprsentes en noir. On e e extrait de ces deux bres les bandes au niveau b-oxc, et si lon suppose que le nombre de bandes extraites nest pas suprieur ` la capacit dune bre, on peut alors les regrouper dans une mme e a e e bre avant de remonter au niveau f-oxc. La bre sortante (en noir) peut alors poursuivre son chemin vers un autre nud du rseau. e Dans la suite, nous utiliserons le terme wdm de faon gnrique. Dans la pratique on distingue c e e les technologies c-wdm, dwdm, udwdm qui sappliquent ` dirents types de rseau et ont des a e e proprits direntes, notamment en terme de capacit. Le nombre de longueurs donde par bre ee e e peut varier de 8 ` 1000 environ. La bande passante dune longueur donde est actuellement de a 10Go/s, elle devrait bientt voluer vers 40Go/s. En laboratoire elle atteint maintenant 160Go/s. o e

2.1.5

Architecture mpls

A lorigine mpls (Multi Protocol Label Switching) a t conu pour amliorer lecacit des ee c e e routeurs au niveau du traitement des paquets. Au lieu dtre analyss ` chaque routeur travers, les e e a e paquets sont analyss une seule fois ` lentre du rseau et achemins sur une route prdnie grce e a e e e e e a a ` un syst`me dtiquettes (labels). Ces tiquettes sont de petite taille par rapport aux informations e e e de contrle ajoutes par chaque couche dun rseau ip/atm/sdh/wdm. o e e mpls est une architecture de commutation multiniveaux qui contrairement ` ip permet de sparer a e les fonctions de routage et dacheminement des paquets, et ainsi prote de la rapidit dacheminee ment des ux de la commutation et de la dynamicit du routage. mpls sinspire de technologies e comme le Tag Switching de Cisco ou de aris pour Aggregate Route-Based IP Switching dIBM, et datm [Tan01] dont il gnralise certains principes comme par exemple les notions de circuits e e virtuels et de pile de label. Grce aux volutions technologiques, notamment lunication des plans de contrle entre tous a e o les niveaux du rseau, mpls comporte aujourdhui une composante dingnierie de trac (te pour e e Trac Engineering) qui permet entre autres le maintient de la qualit de service (qos pour Quality e of Service). mpls permet galement le dploiement facile de rseaux privs virtuels (vpn pour e e e e Virtual Private Network ). Larchitecture mpls est compose dun certain nombre de protocoles qui peuvent varier et e voluer suivant son domaine dapplication. Toutefois les protocoles utiliss ninuent ni sur le prine e cipe gnral de mpls ni sur les probl`mes tudis dans cette th`se, cest pourquoi il nen sera pas e e e e e e fait mention. Grce ` ses extensions, mps (Muli Protocol Lamdba Switching) et gmpls (Generalized-mpls), a a mpls peut tre utilis sur plusieurs technologies de rseaux et en particulier sur les rseaux wdm e e e e pour mettre en oeuvre des rseaux de type ip/wdm. Une description dtaille sur les aspects de e e e mpls abords dans la suite se trouve dans [RVC01, Liu02, Ml01]. e e 2.1.5.1 Le principe de mpls

Le principe de mpls est bas sur le regroupement de paquets partageant des caractristiques e e semblables pour leur acheminement au sein de fec (Forwarding Equivalence Class). Ces classes peuvent tre formes selon plusieurs crit`res : mme prxe dadresse de destination comme pour e e e e e le routage ip, paquets dune mme application, paquets issus dun mme prxe dadresses sources e e e (utilis pour la mise en oeuvre de rseaux privs virtuels ou vpn), qualit de service demande, etc. e e e e e

2.1. DESCRIPTION DES RESEAUX IP/WDM

15

LER IN OUT

IP data

9

3LER

routage IP dataLSR IN OUT

3 IP data 2 IP dataLSR IN OUT

IN OUT

9 IP data 4 IP dataLER

2

OUT

routage

3

2

4IN OUT

9LSR

IP

4

IN OUT

routage

Fig. 2.2 Acheminement dun paquet dans un rseau mpls. e

Dautre part, contrairement au routage traditionnel dcrit en section 2.1.3 o` chaque paquet est e u analys ` chaque routeur quil traverse pour dterminer la prochaine tape de son parcours, avec ea e e mpls le paquet est analys une seule fois ` son entre dans le rseau mpls et est immdiatement e a e e e assign ` une fec par le routeur dentre (ler pour Label Edge Router ou encore Ingress Router ). ea e Une fois quun paquet est aect ` une fec le ler lui ajoute une tiquette ou label et lexpdie ea e e au routeur mpls (lsr pour Label Switched Router) suivant indiqu dans sa table de transmission e de labels ou table de forwarding de labels pour cette fec. Le lsr suivant na plus qu` lire ltiquette des paquets qui lui arrivent et ` consulter la table de a e a transmission de labels pour conna le lsr suivant. Avant de rexpdier le paquet il doit cependant tre e e changer son label dapr`s les informations fournies par la table de transmission de labels. En eet e les labels sont locaux ` chaque lsr et un lsr doit par consquent traduire le label pour quil ait un a e sens pour le lsr suivant. Par exemple sur la gure 2.2 le paquet entre dans le domaine mpls par un ler qui utilise un algorithme de routage pour dcider vers quel lsr lenvoyer et avec quel label, e ici le label 4. Le lsr suivant qui le reoit change le label 4 contre le label 9 apr`s avoir consult c e e e sa table de transmission de label et rexpdie le paquet au lsr suivant. e e Notons que la table de transmission de labels poss`de beaucoup moins dentres quune table e e de routage ip habituelle puisquelle contient les routeurs voisins dun lsr au lieu de contenir un nombre potentiellement grand dadresses de sous-parties du rseau. e Lorsquun paquet arrive ` un ler (ou Egress Router) pour ressortir du sous-rseau mpls quil a e vient de traverser, le ler lit dans la table que le paquet doit sortir du rseau et lui enl`ve son e e tiquette sans la remplacer, ensuite le paquet est rout de mani`re classique. e e e La succession de labels reus par un paquet entre les deux ler est un lsp ou Label Switched c Path.

16 2.1.5.2 Empilement de labels

CHAPITRE 2. LES RESEAUX IP/WDM

mpls est une architecture de commutation multiniveaux, or jusque l` un seul niveau a t voqu. a e ee e En fait mpls met en uvre la notion de pile de labels qui consiste ` agrger plusieurs lsp de faibles a e dbits en un seul lsp de dbit suprieur en empilant un label supplmentaire commun en en-tte des e e e e e paquets appartenant aux lsp de faibles dbits. Ce nouveau lsp peut ensuite lui mme tre agrg e e e e e avec dautres lsp sur une partie de sa route par lempilement dun autre label commun. Les lsr ne tiennent compte que du label de dessus de pile pour traiter les paquets qui sont achemins comme e dcrit en 2.1.5.1. Le principe de la pile de label dans mpls est en fait comparable ` la hirarchie e a e de conteneurs de wdm. Les conteneurs ne sont plus des bres, des bandes ou des longueurs donde mais tous des lsp distingus non par des caractristiques physiques mais par des niveaux de labels. e e Ce principe tait dj` utilis dans atm mais restreint ` deux niveaux. Avec mpls il ny a pas de e ea e a limite conceptuelle sur la taille de la pile de label. Lempilement et le dpilement des labels en en-tte des paquets sont eectus par les lsr et e e e ler du rseau mpls grce aux informations contenues dans leurs tables de transmission des labels. e a Elles contiennent, en plus du lsr suivant, lopration ` eectuer sur la pile de label dun paquet e a dun lsp donn, empiler ou dpiler, et aussi le label ` empiler suivant lopration. e e a e La gure 2.3 illustre une pile de label avec deux niveaux. Loprateur 1 dispose de deux domaines e de rseau mpls distants et pour les connecter il passe un accord avec loprateur 2 qui lui fournit e e un chemin entre les deux domaines. Tous les ux allant de lun des sites vers lautre sont agrgs e e dans divers lsp, mais la traverse du domaine de lautre oprateur se fait par lencapsulation de e e tous ces lsp en un lsp de niveau hirarchique suprieur. Pour cela un label (label 1) est empil ` e e ea la sortie du site 1 et dpil (label 3) ` lentre du site 2. e e a e La granularit dun ux dsigne le niveau hirarchique du ux. Un ux de granularit ne est un e e e e ux de dbit peu lev, cest-`-dire un lsp de niveau haut, alors quun ux de granularit grossi`re e e e a e e est un ux de dbit lev correspondant ` un lsp de bas niveau. e e e a 2.1.5.3 Les composants de mpls, terminologie

Lobjectif de cette section est de prciser les dnitions et les fonctions des lments de mpls e e ee voqus jusque l`. e e a Label Switched Router (lsr) : quipement de type routeur, ou commutateur, capable de e commuter des paquets, en fonction des labels quils contiennent. Dans le coeur du rseau, les lsr e lisent uniquement les labels, et non les adresses ip. Label Edge Router (ler) : routeur situ ` la fronti`re du rseau mpls, galement appel e a e e e e routeur dextrmit (Ingress et Egress router). Les ler sont responsables de lassignation et la e e suppression des labels au moment o` les paquets entrent sur le rseau ou en sortent. u e Label mpls : petit en-tte (4 octets) ajout aux paquets ` leurs entres dans le rseau. Il est e e a e e utilis par les lsr lors des dcisions dacheminement des paquets pour lire la table de transmission e e des labels. Les labels sont locaux entre deux lsr. Un lsr doit traduire les labels reus en labels c dont la signication est commune aux lsr suivants et ` lui mme. Le format ou la nature du label a e dpend de la nature du rseau sous-jacent. Par exemple avec mps, le label peut tre la longueur e e e donde sur laquelle arrivent les donnes 2.1.5.5. e

2.1. DESCRIPTION DES RESEAUX IP/WDM@AA A@A @A @AA@ A@@ @A@

17

3 8

LSR LER

LERDE DE DE DE

LSR

4 2

4 8

LSP niveau 1 LSP niveau 2

Fig. 2.3 Empilement de lsp. Label Switched Path (lsp) Un lsp est un chemin dni entre deux ler dun rseau mpls, il e e est dni par la succession de labels locaux assigns par les lsr ` un ux transitant entre les deux e e a ler. Dans lexemple de la gure 2.2, le paquet reprsent suit le lsp dni par la succession de e e e labels 4-9-3-2. Les lsp correspondent aux circuits virtuels datm. Il existe deux sortes de lsp, les lsp statiques ou er-lsp pour Explicitly Routed-lsp , tablis e explicitement par un oprateur par exemple pour un client lui-mme oprateur, et les lsp dynae e e miques, tablis automatiquement grce ` des protocoles de routage classiques (ospf, rip, bgp etc e a a [Puj02]) et un protocole de distribution de labels (ldp).

Table de transmission de labels Une entre de la table de transmission de labels correspond e a ` un label et contient dune part le routeur ` qui transmettre les donnes arrivant avec ce label, a e dautre part lopration ` eectuer sur la pile de labels. Cette opration peut tre soit de remplacer e a e e le label en dessus de pile par un label spci comme illustr ` la gure 2.2, soit de supprimer e e e a le label de dessus de pile, ou encore de remplacer le label de dessus de pile et dempiler un label spci supplmentaire (Figure 2.3). e e e

Label Distribution Protocol (ldp) Ce protocole distribue les labels et leurs signications entre les lsr et assure leur cohrence. Il assigne les labels dans les quipements situs aussi bien dans e e e le cur du domaine mpls qu` sa priphrie. Pour cela il sappuie sur des protocoles de routage a e e classiques comme le fait le protocole ip.

22 2323 3 3

00 10 01 10011001 11 0 1

()() () ()

5 2 5 8

LSR

7 2 7 8

5 445 4545 $ $ % $%$%$%$% $ $% $%$%$%$% %%

5

1 2 1 8

LER LSR LSR&'&' & &' &'&'&'&' &''

LSR

FGFG FGFG FG FG

7

8

6767 67 67

LSR

LER

Domaine MPLS Oprateur 2 e !! !! """ "# ! " ! ""##""## ## ## #"#" #"

3 2

8 8 99 88998 9898 9 898989 8989

LSR

2

9

LER

6

LER

C C C CC B BBBBBB BCCCC BBCC C BBBBBB

3

4H I HI IIHI H IH HIHI HIH

LER

4

LER

8

Domaine MPLS Oprateur 1 e Site 1 Domaine MPLS Oprateur 1 e Site 2

LSR

LER

18 2.1.5.4 Les applications de mpls

CHAPITRE 2. LES RESEAUX IP/WDM

Lunication des plans de contrle entre tous les niveaux dun rseau mpls permet de tenir o e compte pour le routage de toutes les informations disponibles sur le rseau, ce qui est partie culi`rement important pour une bonne gestion de la qualit de service et des pannes pouvant e e survenir, et plus gnralement pour mettre en uvre lingnierie de trac. Les rseaux privs vire e e e e tuels reprsentent une autre application importante de mpls. e Ingnierie de Trac - Trac Engineering (te) Lingnierie de tracs correspond ` lassignae e a tion des ux de trac sur une topologie physique, selon dirents crit`res. Les applications les plus e e courantes concernent le routage des ux autour de points de congestion connus dans le rseau et le e contrle prcis du reroutage de trac aect par un incident sur le rseau. Dune mani`re gnrale, o e e e e e e le te a pour objectif lusage optimal de lensemble des liens physiques du rseau en vitant la e e surcharge de certains liens et la sous-utilisation dautres. Pour ce faire les er-lsp constituent un outil essentiel qui permet lutilisation de routes peu intressantes pour le protocole de routage ` e a luvre dans le rseau et donc peu utilises. e e Qualit de service - Quality of Service (qos) Transmettre du son, des donnes ou des images e e sur un mme rseau implique des caractristiques direntes, voire opposes. Ainsi le transport du e e e e e son peut saccompagner de quelques erreurs de transmission, matrialises par exemple par des e e grsillements ou une voix lg`rement mtallique. Loreille humaine est en mesure de corriger ces e e e e ` erreurs, mais elle est en revanche sensible ` des variations de dbit de transmission. A linverse, a e les syst`mes informatiques sont plus tolrants ` des variations de dbit, mais saccommodent mal e e a e derreurs de transmission. Il est alors ncessaire que le rseau propose dirents param`tres de e e e e transmission en fonction des besoins propres ` chaque fonction. a La qualit de service dun rseau dsigne sa capacit ` transporter dans de bonnes conditions les e e e ea ux issus de direntes applications. Ceci se traduit par trois caractristiques techniques essentielles. e e Le service dacheminement du rseau doit tre able et disponible (reliability) et doit proposer e e susamment de bande passante (bandwidth) pour absorber les tracs gnrs par les utilisateurs. e ee De plus il doit permettre aux tracs utilisateur qui le dsirent un service dacheminement rapide e (latence ou delay) et/ou rgulier (gigue ou jitter ) en particulier pour les applications voix. Enn e le service dacheminement doit assurer aux tracs utilisateur qui le dsirent un service sans perte e (loss ratio). mpls propose deux mises en uvre possibles de la qos. Sur un mme lsp les tracs peuvent e tre traits diremment par les lsr suivant la qos quils requi`rent. Il est aussi possible de crer e e e e e plusieurs lsp entre deux ler avec des crit`res dacheminement dirents, par exemple un lsp peut e e acheminer des tracs prioritaires avec une garantie de bande passante et de performance pendant quun autre lsp achemine des tracs moins prioritaires avec des garanties moins fortes. Support des rseaux privs virtuels - Virtual Private Network (vpn) Un rseau priv e e e e virtuel simule le fonctionnement dun rseau tendu (wan pour Wide Area Network ) priv sur un e e e rseau public comme lInternet. An dorir un service vpn able ` ses clients, un oprateur doit e a e alors rsoudre deux problmatiques essentielles, dune part assurer la condentialit des donnes e e e e transportes, dautre part prendre en charge des plans dadressage privs pouvant tre identiques e e e entre des rseaux privs distincts. e e Grce au principe des lsp, mpls rpond parfaitement aux probl`mes de gestion des adresses. Un a e e ensemble de lsp est tabli pour chaque vpn et lacheminement des ux ne se faisant pas en fonction e

2.2. ARCHITECTURE DES POP DUN OPERATEUR

19

TDM 1 Flux Paquets 2 1 2 1 Fibre Cble a Fibre

slot slot

Type Fibre Type longueur donde Type TDM Type Paquet

Fig. 2.4 Hirarchie de lsp avec gmpls. e des adresses mais des labels, plusieurs vpn peuvent utiliser les mmes adresses de sous-rseaux sans e e interfrences. e 2.1.5.5 Extension - gmpls, mps

Larchitecture mpls a t conue pour grer des ux de type de paquets. Un label est reprsent ee c e e e par un en-tte de paquet et doit donc tre toujours analys au niveau lectronique pour tre e e e e e achemin. Un objectif de la premi`re extension, mps, de mpls est justement de permettre la mise e e en place de lsp tout optique. Avec mps, un lsp peut tre reprsent par la longueur donde e e e portant le ux. Un tel lsp nest pas mis en place par la mise ` jour dune table de transmission de a label mais par la conguration physique de commutateurs optiques au niveau des lsr. Par exemple sur la gure 2.3, tout le trac allant du site 1 de loprateur 1 vers le site 2 emprunte e un mme lsp symbolis par la succession de labels 1-5-4-7-3 pour traverser le domaine de loprateur e e e 2. En admettant que le dbit utilis sur ce lsp soit comparable ` celui dune longueur donde (pour e e a viter le gaspillage), il est possible grce ` mps de mettre en uvre un lsp optique reprsent par e a a e e une longueur donde pour remplacer ce lsp traditionnel entre les deux ler de loprateur 2. e La deuxi`me extension, gmpls pour Generalized-mpls [Man04, KR05], va encore plus loin e puisquelle autorise des lsp dune autre nature fonds sur le multiplexage temporel (tdm pour e Time Division Multiplexing, Avec le multiplexage temporel un lsp peut tre reprsent par un slot e e e temporel sur une certaine longueur donde. Ces ex-tentions ncessitent une volution de tous les protocoles composant mpls, en particulier e e les protocoles de signalisation et de distribution de label. La gure 2.4 rsume la hirarchie des dirents types de lsp prvus par gmpls : type paquet, e e e e type tdm, type longueur donde et type bre.

2.2

Architecture des pop dun oprateur e

Les rseaux des fournisseurs dacc`s sont en gnral composs de plusieurs pop interconnects e e e e e e par des liens ` tr`s haut dbit, comme reprsent par la gure 2.5. Chaque point de prsence a e e e e e

20

CHAPITRE 2. LES RESEAUX IP/WDM

est constitu de plusieurs routeurs proches gographiquement. Le cur du rseau du founisseur e e e relie les dirents points de prsence. Chaque point de prsence fournit par le biais de routeurs e e e dacc`s une connexion ` des utilisateurs divers tels que des fournisseurs locaux, des entreprises, des e a serveurs web, etc. Les points de prsence de dirents fournisseurs sont en gnral interconnects e e e e e par des liens de peering priv ou par des points dacc`s (nap pour Network Access Point). Les e e liens de peering priv sont des connexions entre deux fournisseurs exclusivement alors que les nap e interconnectent plusieurs oprateurs prsents sur un mme site gographique. e e e eclients

serveur ISP local rseau dentreprise e

POP POP POP rseau de coeur ISP 1 e POP

POP

POP

rseau de coeur ISP 2 e

Fig. 2.5 Architecture dun rseau de fournisseur dacc`s compos de plusieurs pop interconnects e e e e par un rseau ` tr`s haut dbit. e a e e

serveur

routeur dacc`s erouteur routeur

routeur de coeurrouteur

autre ISP

routeur

routeur

routeur

autre ISP

routeur

routeur de coeur

routeur de coeur

routeur de coeurrouteur

rseau de coeur e

Fig. 2.6 Architecture dun point de prsence compos de routeurs dacc`s et de routeurs de cur. e e e En rsum, larchitecture gnrale dun point de prsence peut tre reprsente par une structure e e e e e e e e

2.3. MODELISATION DES RESEAUX IP/WDM

21

hirarchique ` deux niveaux comme indiqu sur la gure 2.6. Au niveau infrieur, les utilisateurs e a e e sont connects au point de prsence par des routeurs dacc`s eux-mmes connects au cur du e e e e e rseau via des routeurs de cur, le rseau de cur permettant linterconnexion avec les autres e e points de prsence. e

2.3

Modlisation des Rseaux ip/wdm e e

En gnral les rseaux sont modliss par des graphes, les nuds et les connexions, ou liens, du e e e e e rseaux sont reprsents par les sommets et les artes dun graphe. Cependant les rseaux ip/wdm e e e e e comportent des connexions de niveaux hirarchiques dirents du fait de lempilement des labels et e e de lencapsulation des longueurs donde dans des bandes ou des bres. Un tel rseau ne sera donc e pas modlis par un seul graphe mais par lempilement de plusieurs graphes chacun reprsentant e e e un niveau du rseau. e

2.3.1

Rseaux multiniveaux e

Un rseau ip/wdm peut se dcomposer en plusieurs rseaux empils correspondant aux niveaux e e e e hirarchiques des lsp. La gure 2.7 illustre un domaine mpls travers par cinq lsp de mme niveau e e e interconnectant quatre autres domaines. Les lsp sont reprsents par des `ches parall`les aux e e e e bres optiques1 connectant les lsr et ler du domaine E sur lesquelles ils sont routs. Le sous e rseau ne poss`de que deux niveaux, le niveau des bres optiques et le niveau des lsp. e e Chacun de ces niveaux peut tre reprsent par un graphe indpendamment de lautre. Pour le e e e e niveau bre la modlisation est immdiate, chaque lsr ou ler correspond ` un sommet du graphe, e e a et deux sommets du graphe sont adjacents si et seulement si une bre connecte les deux lsr/ler associs. Le domaine E de la gure 2.7 donne alors le niveau bre de la gure 2.8. e De la mme faon le niveau lsp de la gure 2.8 est obtenu en associant ` chaque lsr/ler e c a du domaine E de la gure 2.7 un sommet et en ajoutant un arc dun sommet vers un autre sils correspondent respectivement au dpart et ` larrive dun lsp. Les sommets des deux graphes e a e reprsentent les mmes lsr/ler ce qui permet de les superposer. e e Cette reprsentation du rseau par plusieurs graphes empils se gnralise trivialement ` des e e e e e a rseaux comportant un nombre quelconque de niveaux de lsp. Avec cette reprsentation du rseau e e e les routes empruntes par les lsp dun niveau sur le niveau immdiatement au dessous nappae e raissent pas. Cependant pour dcrire certains probl`mes doptimisation qui se posent dans les e e rseaux multiniveaux la modlisation en graphes empils est particuli`rement adapte. e e e e e

2.3.2

Rseaux ` deux niveaux e a

Les rseaux que nous considrons ne comportent que deux niveaux, cest-`-dire un rseau que e e a e nous appellerons physique sur lequel est rout un autre rseau que nous appellerons virtuel. e e Ces rseaux peuvent reprsenter dirents types de liens, des cbles, des bres, des longueurs e e e a donde ou plus gnralement des lsp, tant que lempilement des niveaux est cohrent par rapport ` e e e a la hirarchie prvue par gmpls. Par exemple un rseau dont le niveau virtuel reprsente des bres e e e e alors que le niveau physique reprsente des longueurs donde est ` exclure car ce sont les longueurs e a dondes qui sont agrges dans des bres et non le contraire. e eDans cet exemple nous parlons de bres optiques et de lsp pour viter toute confusion entre les niveaux, il serait e cependant plus gnral de ne parler que de niveaux de lsp, tant donn quavec gmpls les bres peuvent elles-mmes e e e e e tre considres comme des lsp (section 2.1.5.5). e e e1

22

CHAPITRE 2. LES RESEAUX IP/WDMDomaine B Domaine A 341 1 2

LER

b

LER

a

LSR

e

Domaine DLSR

f

LER LER

c

d

5 2 4

Domaine E 35fibre optique LSP

Domaine C

Fig. 2.7 Rseau ` deux niveaux. e a Nous modlisons ce rseau par deux graphes reprsentant chacun un niveau. Suivant le probl`me e e e e tudi, ils pourront tre orients (Chapitre 3) ou non (Chapitre 4), tre munis de capacits et/ou e e e e e e de cots sur les artes (ou arcs). Bien que dans mpls ltablissement dun lsp ne saccompagne u e e pas de rservation physique de capacit, lorsque du trac circule sur un lsp il faut quune capacit e e e susante soit disponible pour son coulement. Cest pour cela quon parlera dans cette th`se de e e capacit de lsp. On ne sintresse pas en eet ` laspect protocolaire du routage mais au calcul de e e a chemins sur lesquels la rservation de capacit sera possible. e e Dans les probl`mes qui sont tudis dans ces rseaux, des requtes de bande passante ` rserver e e e e e a e ou de trac ` couler sur le niveau virtuel doivent tre satisfaites. Un graphe, en gnral orient, perae e e e e met de reprsenter les requtes comme un troisi`me niveau de rseau empil sur les deux prcdents. e e e e e e e Lorigine dun arc de ce graphe correspond ` un nud par lequel une certaine quantit de trac a e entre dans le rseau, ce trac doit en ressortir au nud correspondant ` la pointe de larc. A chaque e a arc est associe une valeur exprimant la quantit de trac, ou la taille, qui reprsente le volume de e e e donnes ` acheminer de la source ` la destination de la requte correspondante. Lunit de la taille e a a e e dune requte est en gnral une unit de dbit (Ko/s, Mo/s etc). e e e e e Les requtes entre les nuds du rseau peuvent tre des ux de paquets ip ` acheminer, des e e e a longueurs donde ` rserver ou des lsp ` router sur un niveau hirarchique de lsp infrieur, suivant a e a e e a ` quel niveau se place ltude. Pour un oprateur louant de la bande passante ` des oprateurs e e a e concurrents cest en terme de longueur donde que sexprime la demande, alors que pour un fournisseur dacc`s ` Internet, la demande de trac ` couler provient directement de particuliers et e a ae pourra sexprimer en ux de paquets de dbit infrieur ` la longueur donde. e e a Enn, les requtes sont toujours routes sur le niveau virtuel, cest-`-dire le niveau le plus proche e e a

2.3. MODELISATION DES RESEAUX IP/WDMLPS 1

23b

a fniveau LSP

eLSP 4 LSP 3

LSP 2

c

LSP 5

d

a fniveau fibre

b e

c

d

Fig. 2.8 Reprsentation dun rseau ` deux niveaux par deux graphes superposs. e e a e des utilisateurs, quels que soient ces utilisateurs (oprateurs, particuliers etc). e

2.3.3

Modlisation des ux e

Dans les rseaux ip/wdm, deux types de ux doivent tre considrs : les ux ip constitus de e e ee e paquets indpendants et les ux agrgs au sein de lsp, longueurs donde, bre etc. Ces deux sortes e e e de ux prsentent des caractristiques tr`s direntes et ne peuvent pas se modliser de la mme e e e e e e faon. c

Flux de paquets Deux proprits du trac ip permettent de le modliser par un ot fractionee e naire, cest-`-dire un ot de taille requise pouvant tre rout sur plusieurs chemins distincts chacun a e e portant seulement une partie du ot. Dune part les paquets ip dun mme expditeur vers un mme e e e destinataire peuvent tre achemins sur des routes direntes suivant lalgorithme de routage et e e e ltat du rseau. Dautre part la taille dun paquet ip tant ngligeable par rapport au trac total e e e e circulant sur le rseau, aux dbits possibles des lsp, des longueurs donde ou des bres, le trac ip e e peut tre considr continu et non pas la somme de quantits discr`tes. e ee e e

Flux agrgs Les ux agrgs sont repr