CAP9-10

5/10/2018 CAP9-10 - slidepdf.com

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TRANSFERENC IA EN MODOAs iNC RO NO V R ETRA NSM IS IO N

DETRAMAS

C A P i T U L O

M ostra r e l e fec to de la m ultip le xac i6n de ce ldas A TM y la m ultip le xac i6n TD M en e l s igu ien te s is tem a (F i-

g ura 9 .1 ).

Figura 9.1. Esquema de multiplexor.

En este caso, la diferencia estriba en que TDM tiene asignados slots para los diferentes usuarios y

solo ellos pueden hacer uso de ellos. Sin embargo, los conmutadores ATM realizan multiplexacion

estadistica. La diferencia entre ambos tipos de multiplexaci6n se ilustra en el siguiente ejemplo (Fi-

gura 9.2).

1 3 2 1 3 2 1

T D M . l l l l nsuario 1

Usuario 2

Usuario 3 A T M

Figura 9.2. Cornparacion TDM(Multiplexacion estadfstica.

Se aprecia c1aramente la diferencia entre ambos tipos de multiplexacion, En el caso de TDM

se requiere que cada cornunicacion ocupe su slot temporal, mientras que con la multiplexacion es-

tadistica las comunicaciones pueden proseguir si el enlace esta libre.



98 Comunicaciones y redes de computadores. Problemas y ejercicios resueltos

U n m ensa je de m bytes se transm ite en una red de conm utac i6 n de ce ldas . C ada ce lda , de tam aiio fijo , tie -

ne un tam aiio de C bytes de cabece ra y D bytes de d atos , a iiad ien do bytes d e re llen o s i fu era necesa r io , Se

de fine la e fic ien cia com o la re la ci6n en tre 1 0 que se desea transm itir y 1 0 q ue re alm e nte se tra ns mite .

C alcu la r la exp re s i6n de la e fic ien c ia en func i6 n de m , C y D Y d ibu ja r la e fic ien cia co ns ide ra ndo que

m = 1 6 k b yt es (k = 0 ... 10 ) Y que estam os u tiliz ando ce lda s ATM .

En este caso, la eficiencia esta determinada por los bytes a transmitir por el usuario (m bytes) y el

mimero de total de bytes que se transmiten. Este ultimo corresponde a la suma de los bytes que tie-

nen todas las celdas que se transmiten (cabeceras mas datos). Por tanto, necesitamos conocer cuan-

tas celdas se transmiten. Este valor se puede calcular del siguiente modo N (Numero celdas

totales) = I bytes totales I tamafio de la celda en bytesl,donde I Xletermina el mayor entero maspr6ximo a x. Asi, tenemos que:

N=lm/(C+D)l

Entonces, el total de bytes transferidos resulta ser:

B (total bytes transferidos) = = N· tarnafio de la celda en bytes

B = N· (C + D)

Por tanto, la eficiencia se calcula como:

E (eficiencia) = m = mB (N(C + D»

m

Aplicando los datos del problema: C = 5 bytes, lJ = 48 bytes y m = 16 k (k = 0.. .40) se ob-

tiene la siguiente grafica (Figura 9.3).

r m l(C + D)

IC+D

0,9

0,8

c o'uc

0,7)

'u< +=w

0,6

0,5

0,4

5 10 15 20 25 30 35 40 45 50

k

Figura 9.3. Eficiencia de la transmisi6n con celdas.



Transferencia en modo asfncrono y retransmisi6n de tramas 99

En esta grafica se ve que la eficiencia para tamafios bajos oscila mucho debido a que son ne-

cesarias pocas celdas y si alguna va "medio" llena va a reducir en gran medida la eficiencia. A me-

dida que aumenta el tamafio de datos a transferir ocurre que la relaci6n entre celdas completas

frente a parcialmente ocupadas con datos va a aumentar y, por tanto, tambien la eficiencia.

La reducci6n de la eficiencia es muy clara para transferencias de pocos datos.

Nota: Transferir un paquete de tarnafio 1.500 bytes supone enviar 32 celdas: mientras que uno de 64 bytes

supone 2 celdas.

E s t u d ia r e l c o m p o r t a m i e n to d e u n c u b o c o n p e rm i s o s ( t o k e n b u c k e t) c u y a s c a r a c t e r is t ic a s s o n l a s s i g u ie n t e s : l o s

t a m a i i o s d e l a s c e l d a s s o n d e d o s u n id a d e s d e t i e m p o , a i l l e g a r s e a l m a c e n a n e n u n a c o l a i n fi n it a , l a c a p a c id a d

d e l c u b o e s d e d o s t o k e n s y l a t a s a a l a q u e s e r e c i b e e l t o k e n e s d e 1 t o k e n c a d a 3 u n i d a d e s d e t ie m p o .

EI cuba se llena a una tasa de I token cada 3 unidades de tiempo. Ese intervalo de tiempo es sufi-ciente, en este caso, como para que la mayor parte del tiempo la cola del sistema (buffer) este ocu-

pada por celdas que tienen que transmitirse.

cuba

Ilegadade paquetes Tiempa

IlmlOIITTllllllITTlllllllll1

Tiempa

b"I···~I

Tiempa

I ; » ' C o n s i d e ra r , c o m o e n e l c a s o a n te r i o r ( P r o b l e m a 9.3), q u e s e t i e n e u n c u b o c o n p e r m is o s , p e r o e s t a v e z s e t i e n e

q u e l a c o l a e s f i n it a y n o p u e d e a l m a c e n a r m a s d e d o s c e l d a s . D i b u ja r e l d ia g r a m a d e t r a n s m is i 6 n d e l a s c e l d a s .

Figura 9.4. Funcionamiento de un token bucket con buffer infinito.

En este caso, se ve que una celda alllegar no encuentra sitio en el buffery,por tanto, se elimina.Perder esta celda hace que las restantes celdas tengan un menor retardo extremo a extremo, pero

tambien va a exigir que se retransmita un conjunto de celdas si el contenido de esta era parte de un

paquete mayor.




I legada de paquetes

"CD,D,r)¢J

Tiempo

cuba

I [TT I I I I I

Tiempo

buffer

Tiempo

Figura9.5. Funcionamiento del token bucketcon buffer finito (2celdas).

D efin ir un p roceso que cue nte la lIeg ada de paq ue te s y de te rm ina r las cond ic ion es pa ra q ue sa tis faga un li-

m itad or de tipo cu ba con pe rm isos con pa ra me tres ( i T , p), donde o -e s la capac idad de l cuba y p la ta sa m e-

d ia a la q ue lIegan los to kens a l cubo .

" , , , 1 " ' 1 .EI proceso de cuenta de las Uegadas en tiempo continuo se puede definir como A(t) que acumula

las Uegadas que se van produciendo a 10 largo del tiempo. lnicialmente, A(O) =0 y evidenternen-

te es un proceso creciente A(s) :SA(t), para todo s :S t.

La condicion que se puede exigir a este proceso para satisfacer un cubo con permisos es la que

imponga que el conjunto de llegadas sea similar al proceso de salidas que produce un cubo con per-

misos. Sean s y t dos instantes de tiempo cualesquiera, entonces

A (t) - A (s ) :S P (s - t) + o, para todo 0 :S s :S t

Se dice que el proceso A (t) es to; p)-limitado.

S ea a ( t) = A ( t) - A ( t - 1) e l nu rne ro de lIegadas en un tiem po t de l p ro ce so d e lIegad as A. E s te p ro -

ceso de lIegadas se d ice que es pe ri6d ico con pe rfo do p > 0 s i a ( t + p ) = a ( t) p ara to do t > O . Deter-

m ina r s i es te p roceso es ( i T , p)- l imi tado.

rt - s 1 ( t - s ) A (p)

A (t) - A (s):S -p- A (p):S -p- + 1 A (P)= -p- (t - s) + A (p)

Sea A (p) el mimero total de llegadas en un periodo p. Asi,

donde rx l es la funcion que determina el mayor entero mas cercano al valor x.

EI resultado muestra que el proceso de llegadas periodico con periodo pes (rr, p)-limitado con

a=A(p) Y P=A(P)/ p.



C A P I T U L O

,

CONGEST ION EN REDES DE DATOS

Suponga un en lace ATM punto a pun to a 155 M bps y 500 m de long itud . D e te rm ine e l tam aiio m in im o de

buffe r necesa rio en e l transm iso r pa ra pode r ga ran tiza r una transrn is ion fiab le de in fo rm ac ion s i lo s erro -

res en e l m ed io son m uy peque iio s y nunca se rec iben dos paque tes erroneos segu idos .

lill,j",.

Si suponemos que el receptor detecta una celda n erronea 0 perdida tan pronto como se recibe la

siguiente n + Iy que entonces manda una celda de vuelta solicitando retransmisi6n tendremos

que tener en cuenta los bits en la red desde que se envia n hasta que se recibe n + ] en el origen.

Como el origen tiene que conservar la celda n hasta que recibe la celda de peticion de reenvfo,

el tiempo total que tendra que mantener la celda n suponiendo que se envia la celda n + 1 inme-diatamente despues sera el tiempo de transmision de la celda n + 1,mas el tiempo de propagaci6nde la celda n + 1 , mas el tiempo de propagacion de vuelta de la celda de petici6n de reenvfo:

t = ftx + fp rop + fp rop = 7,73 ]0-6 s

'« = 53·8/ ISS 106 = 2,73 10-6 s

fprop = 500/ 2 108 = 2,5 10-6 s

tamanobuffer.j, = t· R = 7,73 10-6.155106 = 1.198,15 --t 1.199 bits

tamafiobufferceldas= tamafiobuffer.j, / tamafioceldaq., = 1.199/ (53·8) = 2,82

--t 3 celdas aproximadamente

S i u n en lace pun to a pun to de 100 M bps y con un R T T (R ound T rip T im e) de 10 m s u tiliza un s is tem a de con -

tro l de conges tion basado en paque te de obs trucc ion (choke packe t), Lque tam aiio m in im o de bu ffe r es ne -cesa rio en e l re cep to r pa ra no pe rde r paque tes supon iendo que e l paque te de obs trucc ion se env ia cuando

e l recep to r tiene ocupado la m itad de l bu ffe r?




Si B es el tamafio del buffer en recepcion, BI2 ha de ser capaz de almacenar los paquetes que sigan

llegando en el tiempo que le cueste al paquete de obstruccion llegar al origen.

B RTT2 2R

10 10-3

2 100 106 = 500 103 bits = 62,5 103 bytes

Por tanto:

B = 125 103 bytes = 122 Kbytes

Para aseguramos que el ultimo paquete se pudiera recibir habrfa que sumar a este tamafio de buffer

un margen de seguridad que sena el tamafio del paquete de longitud maxima posible en esa red.

Suponga un m ed io de tra nsrn is ion a 10 M bps com partido po r va rias rnaqu inas en e l que e l con tro l d e ac -

ce so a l m ed ia se rea liza por d ete cc i6 n riP ro lis io ne s F c;tim p rllril c ;p rr i 1 "1p fp rto rie la co ng estio n e n e sa re d

Al ser una red con colisiones sobre un medio compartido, el periodo de congestion moderado se

alcanzara antes (en torno al 60-80% de utilizacion de la red) que con una red de medio no com-

partido. Por tanto, los retardos medios seran mayores durante estos periodos de congestion de 1 0

que 1 0 serian en una red con un medio no compartido.

Suponga la red de la fig u ra que posee una sena l i zadon pa r conge stion exp lic ita basad a en tasa . T odos lo s

en laces son de 1 M bps , se supone que e l repa rto e s p ropo rc iona l a su tasa deseada de tra nsm is ion y en e l

in sta nte in ic ia l s e in te nta n e sta ble ce r lo s s ig uie nte s flu jo s:

• f B D = 1 Mbp s

• fA D = 1 M bps

• f e D = " i0 0 M h pc ;

L Cu al S era la ta sa fin al d e e sto s flu jo s?

Figura 10.1. Red con senalizacion por congestion.

El flujo fBDno comparte el enlace, por 1 0 que obtendra todo el ancho de banda deseado:

fBD= 1 Mbps



Congestion en redes de datos 103

Los flujos fAD y fCD comparten el enlace CD, por 1 0 que este sera el cuello de botella. El an-

cho de banda de este enlace debera ser compartido proporcionalmente entre todos los flujos que pa-

sen por el, En este caso son los dos flujos, con 1 0 que:

fAD= I Mbps / 1,5 Mbps . I Mbps = 666 Kbps

fCD= 0,5 Mbps / 1,5 Mbps . I Mbps = 333 Kbps

I n~1I Sea un en lace ATM punto a pun to de 1 55 M bps en tre dos nodos A y B . E I n od o A tra ns mite 2 c eld as p or rn i-

l i segundo y e l nodo B consum e 1 ce lda po r m ilisegundo . LC uanto tiem po ta rda ra e l nodo B en conges tio -

n arse s i n o e xis te n in gun m eca nism o de con tro l d e co ng es tio n y supon iendo que e l nodo B posee un bu ffe r

d e 1 0 ce ld as d e cap ac ida d?

Suponiendo el tiempo de propagacion despreciable, cada milisegundo el nodo B ira llenando en unacelda su buffer (2 celdas / ms - I celda / ms). Como el buffer del nodo B tiene capacidad para

10 celdas, B se congestionara en 10 milisegundos:

10 celdas------- = 10 ms(2 - 1) celdas / ms

A partir del milisegundo 10,5 el nodo B empezara a tirar celdas.

Se d ispone de un en lace de 500 Kbps y una fuen te de tra fico que transm ite ra fagas de 1 s de du rac ion a

1 M bps cad a 2 se gu nd os . D ete rm in e:

0) La m ejo r te cn ica de con tro l de conges tion que se puede ap lica r.

b) E I re ta rdo que es ta in troduc ira en e l peo r caso .

c) S i se qu ie re garan tiza r un re ta rdo m ax im o a iiad ido de 0,5 s , L q ue te c nic a a p lic a ria ?

' J , " I " ' . * ,a) Si cada 2 s tenemos una rafaga de I Mbps, tendremos una tasa media de:

1 Mb / 2 s = 500 Kbps

Por tanto, la capacidad del enlace es suficiente y el mecanismo de control de congestion

mas adecuado sera un traffic shaping (conformado de trafico) a 500 Kbps.

b) El peor caso correspondera al retardo sufrido por el ultimo bit de cada rafaga que se retrasara I s:

tretardo = tTXrataga - tsalida ultimo bit = I Mb / 500 Kbps - I = 1 s

c) El traffic shaping a 500 Kbps, que es el maximo que permite el enlace, se descarta porque in-

troduce un retardo maximo como hemos visto de 1 s. Esto supone que la iinica manera para re-

ducir el retardo consiste en tirar ciertos paquetes dentro de cada rafaga. En concreto, si deseamos0,5 s de retardo para el peor caso, que es el del ultimo bit (que se transmite en el instante I s

de cada rafaga), supondra que disponemos de un tTXrataga = I + 0,5 = 1,5 s.




Por tanto, se podran transmitir con exito a la maxima tasa del enlace:

bitsTXexito= r· tTXrrifaga =500 Kbps . 1,5 s =750 Kbits

y, por tanto, sera necesario descartar:

bitsTXdescartadosbitsrafaga- bitsTXexito= I Mbit - 750 Kbits = 250 Kbits

Dete rm in e la ta sa m ed ia , ta sa d e pico , tam aiio d e ra fag a, m in im a y m axim o re ta rd o para u n to k en b u ck et

(cu bo d e perm iso s) co n lo s sig uien te s pa ram etre s m ed id os en ce ld as:

T a s a to k e n s = p

Capac id ad d el cu ba en to ken s = (3

Capa cid a d d e l b u ffe r = K

V e lo cid ad d el e nla ce d e s alid a = R

LCu an to s pa qu ete s s e tra nsm itiria n e n t segun do s s i h ab la en ese m om en ta g token s en e l cub o? Di-

b uje la tasa in stan tan ea d e sa lid a para ese caso .

Supongamos cierto instante to en el que tenemos a tokens, con a :::;(3 . En el instante to + t, el

cuba acumula p t tokens mas.

El mimero total de tokens en to + t es: a + p t (con a + p t :::;(3 + p t)

Tasa media = tasa tokens = p

Tasa de pico = velocidad de enlace de salida = R

Tamafio de rafaga: trMaga = __ (3 _R-p

Mfnimo retardo: hay token, con 10 que la celda sale inmediatamente, tmfn = 0

Maximo retardo: que el buffer este lleno K y el cuba vacio. Entonces la celda nueva se transmitira

Ken tmax = p

Si habia 'Y tokens al comenzar la transmisi6n, en t segundos se transmitirfan: 'Y + p t celdas. Estaexpresi6n se corresponde con la siguiente figura:

Tasa

instantanea

Figura 10.2. Tasa instantanea frente al tiempo.




S uponga un to k e n b u c k e t (cubo de pe rm isos) con tokens de 1 00 b ytes y ca pa cid ad p ara 1 .000 b yte s d e to -

kens y tasa de 4 tokens/so

a) L Pu ed e es te re gu la do r m ane ja r p aq ue te s d e 2.000 bytes?

b) S i e l paque te es de 500 bytes y lIega cuando e l cuba tiene 300 bytes y no hay o tro paque te espe -

ra ndo p ara se rv ic io , «u al e s e l re ta rdo m ed io q ue su frira a ntes de tra nsm itir lo?

1 " " j i " ' I { '

a) No, el maximo tamafio de rafaga es de 1.000 bytes, que es la capacidad en tokens del regulador.

b) Depende de cuando llegue el paquete respecto al token siguiente. Si llega justo antes del to-

ken, como necesitamos 2 tokens mas para Uegar a los 500 bytes (300 + 100 + 100) y solo hayque esperar por el segundo token:

t = 0 + 0,25 sltoken = 0,25 s

Si llega justo despues del ultimo token, necesita esperar 2 tokens completos:

t = 0,25 s/token + 0,25 s/token = 0,5 s

Por tanto, el tiempo medio sera:

. = 0,25 + 0,5 =0375t medio 2 ' s

S ea u n to k en b u ck e t (cu bo de p erm isos) d e ta ma rio f 3 bytes, p bytes/s y con una tasa de sa lida m ax im a de

R bytes /so C alcu le la m ax im a tasa de ra taga y la long itud de la ra taga a tasa m ax im a.

La maxima tasa de rafaga es R bytes/so

Para la longitud de la rafaga a tasa maxima, en t segundos se transmiten R . t bytes. Si una

rafaga vacia el token en ese perfodo: f 3 + p t = R t y despejando:

f 3t=---

(R - p)

Suponga un to k en b u ck e t (cubo de pe rm isos) con una capac idad de 2.000 bytes , to kens (pe rm isos) de

1 00 bytes , una tasa de 5 tokens / s y un cana l de sa lida de 128 Kbps .

a) LC ua l es la tasa de p ico , tasa m ed ia y ra faga m as g rande de es te regu lador?

b) S i un paque te de 1 .000 b yte s lIe ga c ua nd o la c es ta c on tie ne 400 b yte s y n o h ay p aq ue te s e sp era nd o

serv ic io, « u a l es e l re ta rdo m ed io que su fre?

c ) LP uede es te regu lado r sopo rta r e l m ane jo de paque tes de 3.000 bytes?




a) La tasa de pica esta acotada porque rafagas del tamafio maximo pueden enviarse tan rapido como

el canal 10 permita. Par tanto, en nuestro caso la tasa de pica sera 128 Kbps.

tasa media: p = 5 tokens/s . 100 bytes/token = 4 Kbps

tamafio maximo de rafaga = capacidad token bucket = 2.000 bytes

b) El retraso depende de cuando llegue el paquete. Se necesitan tokens equivalentes a

1.000 - 400 = 600 bytes, es decir, 6 tokens.

Si llega justa antes del token, deb era esperar s610 a 5 tokens completos:

ftaken = lI5 = 0,2 s

t = 5 . t token = I s

S i llega justa despues de cuando llega el token:

t = 6 . ttoken = 1,2 s

En media, el retraso sera:

1 + 1,2tmedia = 2 = 1 , 1 s

c) No puede soportar el manejo de paquetes de 3.000 bytes porque el tamafio de rafaga esta li-

mitado a 2.000 bytes. Par tanto, nunca habra suficientes tokens para enviar el paquete.

'MI ' U n aspec to d is tin tivo de ATM es e l t amano fijo de ce lda . D em ues tre e l por que de es te va lo r con tes tando

la s s ig u ie n te s c u es tio n es :

0) C alcu le la e fic ienc ia de una red ATM supon iendo una transm is i6n con tinua en la que la red es ta

com ple tam en te ocupada de ce ldas , en func i6n de l tam alio de da tos por ce lda D y cons ide rando

la cabece ra po r ce lda cons tan te de 5 bytes.

b) C alc ule e l re ta rd o de pa que tiza ci6n in tro duc id o p or la n ece sid ad d e a lm ace na r e n u n bu ffe r los b its

de da tos has ta com ple ta r una ce lda y m anda rla por la red a una tasa R .

c ) Ten iendo en cuen ta que la voz es ta tlp icam en te cod ificada a 64 K bps y que A TM op tim iza la trans-

fe renc ia de es te tipo de tra fico , ju s tif iq ue la e lecc i6n de ce ldas de 48 bytes de da tos ten iendo en

cue nta lo s re su lta do s d e 0) y b).

a) EI tamafio de una celda vendra dado par D + 5, de 10que D representa el tamafio de datos uti-

les. Este D en ATM es de 48 bytes. Par tanto, la eficiencia para una red can trafico para trans-

mitir sera dependiente de Ia sobrecarga introducida par la cabecera de la celda:

D

Y J = D+5

b) EI retardo de paquetizaci6n sera:




c) Si se grafican las expresiones de los apartados a) y b) en funcion de D (la Grafica b) con va-

lores pequefios de tiempo en la parte superior del eje de ordenadas y con R = 64 Kbps, vemosque el punto de compromiso entre eficiencia y tiempo de paquetizaci6n anda en torno a los

48 bytes que es el punto elegido por ATM.

0,9

0,8

0,7

<U 0,6'uc

0,5)

'utt 0,4

0,3

0,2

0,1

0

0

0,002c'0

'u<U

0,004.~

::J

tr<U

0,006.

(;a.0

0,008" 2SIII

c c

0,01

0,012

I ! I lIi l I ! ! \ II!

% % t I ! ! \ TI I I

! I Ir--

i j

I !

i ! I I

I I i I I

10 20 30 40 50 60 70 80 90 100

Tarnano datos por celda

I !

I Ii

Ii" " I

ffi;

I iI f; I!

---,-

I '"

i! I

I I i I

10 20 30 40 50 60 70 80 90 100

Tarnano datos por celda

Figura 10.3. Graficas de las expresiones de los apartados a) y b),

I ( : n : S ea una transm is i6n A TM q ue tiene una tasa de erro r por b it (B ER ) d e P y c ad a c eld a tie ne C b its . C a lc ula r

la ta sa d e c eld as e rr6 ne as (T C E).

La probabilidad de que no haya error en una celda sera la probabilidad de que no haya ningun bit

erroneo. Como la probabilidad de que un bit no sea erroneo es (1 - P ), tendremos que la probabi-

lidad de que no haya error en una celda es igual a que los C bits no sean erroneos:




Por tanto, la probabilidad de que haya un error en la celda sent:

TCE = 1 - (1 - P )C

U n a c o n e x i o n A T M s e c a r a c te r i z a p o r s u t a s a d e p ic o ( P C R ) c u y o i n v e r s o e s u n t i e m p o T , u n 0 q u e e s e l t i e m -

p o n e c e sa r i o p a r a m a n d a r u n a c e l d a d e 53 b y t e s , y u n f a c to r d e t o l e ra n c ia T q u e e s e l t i e m p o q u e s e a d -

m i t e d e ant idpadon d e q u e u n a c e l d a p u e d e l I e g a r a n t e s d e 1 0 e sp e r a d o . S i T > T - 0 , m a s d e u n a c e ld a

e s t a d e n t r o d e l a t a s a c o n t r a t a d a . D e te rm i n a r c u a n t a s c e l d a s s e a d m i t e n c o n d e te rm i n a d o P C R s i e l e n l a -

c e e s t a t r a b a j a n d o a t a s a m a x im a .

' ' ' ' ' 1 1 1 ' 1 0En el algoritmo de gesti6n de tasa de trafico utilizado por ATM, temporalmente se pueden cursar

mas celdas que las que se indican en la tasa sostenida contratada (SCR), pero no se puede exceder

la tasa de pico en ningun momento. Sin embargo, si una celda mandada consume un tiempo T, tras

ella deja un slot de tiempo de T - 8 durante el cual se puede seguir enviando celdas, siempre que

el parametro T 10 permita.

Si se considera Ty T medidos en unidades de 8, el mimero de intervalos T permitidos por ade-

lantado depende de T I (T - 8), luego el mimero de celdas consecutivas a tasa de pico PCR sera:

N = entero (l + T )

(T - 8)

CAP9-10

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