CN101227369A - 一种弹性分组环上节点带宽公平分配的方法及系统 - Google Patents

Abstract

一种弹性分组环上节点实现带宽公平分配的方法，其步骤为：弹性分组环RPR根据本地节点的拥塞状态，统计到达阻塞节点的业务流总数目k，根据k依次确认到达阻塞节点的各业务流的公平速率值，并根据确认的公平速率值从系统当前剩余带宽中为各业务流分配带宽，阻塞节点将确认的业务流公平速率值封装在多阻塞点公平帧MCFF中向其上游节点发送。本发明提高系统抵抗外部干扰的能力，降低系统对其内部参数变化的敏感度，实现带宽动态地公平分配，使所有节点按照本地节点的权重值公平地占用带宽，同时使带宽利用率最大化。

Description

一种弹性分组环上节点带宽公平分配的方法及系统

技术领域

本发明涉及城域网络的弹性分组环(RPR，Resilient Packet Ring)网络资源的公平分配技术，尤其涉及RPR上对各节点实现带宽的公平分配方法。

背景技术

RPR是一种新型的城域网络技术，能够优化当前城域网络上分组数据业务传输。弹性分组环网技术融合了千兆以太网的经济性、灵活性及可扩展性等特点，同时也吸收了同步数字体系(SDH，Synchronous Digital Hierarchy)或同步光网络(SONET，Synchronous Optical Network)50ms快速保护的优点。

弹性分组环研究了一种为城域网络数据传输而优化的新的介质存取控制(MAC，Media Access Control)协议，具有共享介质传输、自动拓扑发现、空间重用以及公平的动态带宽管理等特性，能够实现网络故障保护时的弹性功能。弹性分组环采用双纤反向光纤传输环的拓扑结构，两根光纤上可以分别以顺、逆时针方向同时传输数据或控制分组。弹性分组环运行时在一条光纤上既可以发送数据，同时也可以传输同向控制信号而不依赖于反向光纤，因此弹性分组环的内外两根光纤都可以同时传输数据或控制信号，使利用率有所提高。弹性分组环中采用的空间重用技术可以提高整个环网的利用效率，而公平性与动态带宽分配特性能够保证弹性分组环中的节点公平地共享整个环网的带宽资源。通过自动拓扑发现、环网带宽的公平分配以及可靠地保护倒换技术的协同作用，弹性分组环能够智能化地自动调整网络运行状态，确保环网中分组数据业务的正常传输。

在任何网络中，只要存在不同用户对网络资源(如节点缓存器容量、节点处理能力及链路带宽等)的共享，就会存在对资源的竞争，因此，也就存在资源占用的公平性问题。公平性是和网络节点拥塞联系在一起的：在低负载情况下，任何用户的需求都能得到满足，所以不需要考虑资源的公平分配。当不同的用户共享同一资源而又不能满足需求时，公平性问题也就随之出现了。

针对用户的不同需求，RPR协议中提供了三个优先级等级，即等级A、B和C。对于等级A和等级B的未超额流量业务，网络为其分配足够大的节点缓存器容量、保证节点对其的处理、并采用预留的方式保证其对链路带宽的占用。因此，公平性算法只针对等级C和等级B超额流量的业务，其目的是当该等级流量从不同源节点同时接入网络时，为它们提供“公平”接入的机会；或者说，调整MAC层的接入，为该等级的流量或接入该等级流量的源节点，按比例或者加权地分配网络资源，同时使带宽利用率最大化，避免某些节点无限制接入数据而使得其它节点处于“饥饿”状态。

IEEE 802.17工作组在制定RPR MAC协议标准的过程中，提出了多种公平性算法，如DPT、Gandalf、Aladdin、Darwin和DVJ等提案中所采用的公平性算法，IKN、DVSR公平性算法等。经审定，在RPR协议草案D3.0中，除对公平性算法的基本功能进行规定之外，还给出了两种RPR MAC协议公平性算法：AM算法和CM算法。

现有的这些算法大都是基于单阻塞点机制的公平算法，所谓单阻塞点机制是指：如果一个拥塞节点的下游节点中有多个节点发生了拥塞，公平算法只考虑其中最拥塞节点的影响，即用最拥塞节点的公平速率来调整本地插入的流和经过最拥塞节点的业务速率；等到该拥塞节点不再拥塞后，再用下一个最拥塞节点的公平速率来调整本地插入的并经过新的最拥塞节点的业务，直到环路拥塞消失。如图1所示，假设有三个阻塞点分别为节点2、4、6，而发生阻塞时节点1要向节点5传送数据业务流。如果阻塞点6的公平速率在三个阻塞点中为最小，即节点6最阻塞，那么在单阻塞点机制下，即使流(1，5)不经过阻塞点6，但它的速率仍然会受到节点6所发出的公平速率的影响而受到限制，这显然对流(1，5)来说是不公平的。

显然，基于单阻塞点机制的公平算法进行带宽的公平分配方式会使得RPR内某些节点业务受到了限制，浪费了链路带宽而影响实现带宽的公平分配。

发明内容

本发明所要解决的技术问题是提供一种弹性分组环上节点实现带宽公平分配的方法，能够克服现有的RPR节点带宽分配公平算法的不足，有效地解决环网中带宽的公平分配问题。

为了解决上述技术问题，本发明提供了一种弹性分组环上节点实现带宽公平分配的方法，其步骤为：弹性分组环根据本地节点的拥塞状态，统计到达阻塞节点的业务流总数目k，根据k依次确认到达阻塞节点的各业务流的公平速率值，并根据确认的公平速率值从系统当前剩余带宽中为各业务流分配带宽，阻塞节点将确认的业务流公平速率值封装在多阻塞点公平帧MCFF中向其上游节点发送。

进一步地，若本地节点为阻塞节点，则针对到达该节点的所有k条业务流，计算当前第i条业务流的公平速率值；根据下游节点发送的业务流的相应的MCFF[i]调整确认业务流的公平速率值，并将确认的公平速率值向其上游节点发送；同时，为下一条业务流带宽的公平分配调整系统当前剩余带宽值，直至所有业务流的公平速率值均得到确认并分配。

进一步地，若本地节点不为阻塞节点，则针对到达阻塞节点的每一条业务流，确认当前第i条业务流的公平速率值，若当前业务流被分配了公平速率，即下游节点发送的业务流相应的MCFF[i]不为0，则以MCFF[i]作为当前业务流的公平速率值；若当前业务流未被分配了公平速率，则计算当前业务流的公平速率值，等于系统当前剩余带宽占该业务流分配权值的权重；同时，根据确认的所述公平速率值为下一条业务流的公平分配调整系统当前带宽值，直至所有业务流的公平速率值均得到确认并分配。

进一步地，节点的拥塞状态是根据对节点缓存器次发送队列STQ的长度及本地接入和转发的业务速率的监测判断，若缓存器STQ的长度大于STQ的低门限值，或者本地接入和转发的业务速率大于环路非预留带宽，则该节点为阻塞节点；若缓存器STQ的长度小于STQ的低门限值，且本地接入和转发的业务速率小于等于环路非预留带宽，则该节点不为阻塞节点。

进一步地，本发明方法包括步骤：

(a)计算第i条业务流的公平速率值，等于系统当前的剩余带宽乘以业务流的权重，该业务流的权重等于业务流的分配权值除以流经阻塞节点的所有业务流的总权值；

(b)将计算出的第i条业务流的公平速率值与业务流相应的MCFF[i]进行比较，取二者中较小值作为确认的公平速率值分配；

(c)计算下一状态的剩余带宽，等于当前状态的剩余带宽减去确认的公平速率值，同时将业务流的总数目减1，且业务流序号移动到下一业务流，返回步骤(a)执行，直至业务流的总数目减至0。

进一步地，步骤(a)业务流的分配权值等于对阻塞节点产生影响的节点的权值与到阻塞节点的业务流的权值的乘积；流经阻塞节点的所有业务流的总权值等于所有业务流的分配权值的和。

进一步地，阻塞节点向其上游节点发送公平速率值前，需将公平速率值归一化处理为速率控制因子RCF后发送，即RCF等于公平速率值除以一个衰减系数；当上游节点接收到MCFF后，将MCFF中的RCF乘以衰减系数还原成下一个流量更新周期内允许插入的经过阻塞节点的带宽。

本发明所要解决的技术问题是提供一种弹性分组环上节点实现带宽公平分配的系统，包括依次连接的控制部分、被控对象以及反馈部分，其中：

控制部分，用于根据反馈部分反馈的被控对象多个本地节点及其业务流确定的公平速率值，对流向阻塞节点的各节点业务流的速率值进行调节；同时，根据反馈部分反馈的阻塞节点序号，指示被控对象中的阻塞节点；

被控对象，用于在控制部分的控制下，以调节的业务流的速率值向弹性分组环上发送业务数据，阻塞节点根据控制部分的指示，将确认的业务流公平速率值封装在多阻塞点公平帧MCFF中向其上游节点发送；

反馈部分，用于监测被控对象中本地节点的拥塞状态，统计到达阻塞节点的业务流总数目k，根据k依次确认到达阻塞节点的各业务流的公平速率值，根据确认的公平速率值从系统当前剩余带宽中为各业务流分配带宽，并将分配的带宽反馈给控制部分，同时，指示控制部分阻塞节点的序号。

进一步地，反馈部分进一步包括相互连接的拥塞监测单元、计算单元以及调整单元，其中：

拥塞监测单元，用于进行拥塞状态的监测和业务流总数目的统计，并指示出阻塞节点的序号；

计算单元，用于依次为到达阻塞节点的各业务流计算其公平速率值，等于系统当前的剩余带宽乘以业务流的权重，该业务流的权重等于业务流的分配权值除以流经所述阻塞节点的所有业务流的总权值；

调整单元，用于将计算单元计算出的业务流的公平速率值与下游节点发送的该业务流的相应的MCFF[i]进行比较，若MCFF[i]小于计算的业务流的公平速率值，则将MCFF[i]调整确认为该业务流的公平速率值；同时，为下一条业务流带宽的公平分配调整系统当前剩余带宽值，等于当前状态的剩余带宽减去确认的业务流的公平速率值。

进一步地，拥塞监测单元根据对节点缓存器次发送队列STQ的长度及本地接入和转发的业务速率的监测，若缓存器STQ的长度大于STQ的低门限值，或者本地接入和转发的业务速率大于环路非预留带宽，则判断该节点处于拥塞状态，为阻塞节点；若缓存器STQ的长度小于STQ的低门限值，且本地接入和转发的业务速率小于等于环路非预留带宽，则判断该节点不为阻塞节点。

本发明基于反馈控制的多阻塞点机制的RPR上节点实现带宽公平分配方法，可以提高系统抵抗外部干扰的能力，降低系统对其内部参数变化的敏感度，实现带宽的动态公平分配，使所有节点按照本地节点的权重值公平地占用带宽，同时使带宽利用率最大化，避免了某些节点无限制接入数据而使得下游节点处于资源饥饿状态。并且，由于采用了反馈控制方法及模块化设计，使得本发明的RPR上节点实现带宽公平分配的方法具有良好的稳定性和可扩展性。

附图说明

图1用于说明RPR网中发生多个阻塞点时采用单阻塞机制的公平算法的局限性以及采用多阻塞机制的公平算法的原理；

图2所示为RPR网中只有一个阻塞点的场景模型；

图3所示为RPR网中两个出口停车场场景模型；

图4所示为RPR网中多阻塞点公平算法实现空间重用的场景；

图5所示为本发明的弹性分组环上节点带宽公平分配方法实施例流程图；

图6本发明的弹性分组环上节点带宽公平分配系统的结构框图。

具体实施方式

本发明的弹性分组环上节点实现带宽公平分配的方法，其步骤为：

弹性分组环上节点根据拥塞状态，统计到达阻塞节点的业务流数目，根据该数目依次确认到达阻塞节点的各业务流的公平速率值，并据此为各业务流从系统当前剩余带宽中公平分配带宽，阻塞节点还需将确认的公平速率值封装在多阻塞点公平帧(MCFF，Multi-Choke Fair Frame)中向其上游节点发送。

若本节点为阻塞节点，则针对到达阻塞节点的每一条业务流，计算当前业务流的公平速率值，等于系统当前剩余带宽占该业务流分配权值的权重；根据下游节点发送的该业务流的MCFF的控制值的内容进一步确认该业务流的公平速率值，等于计算出的当前业务流的公平速率值与MCFF[i](特指封装到多阻塞点公平帧中的第i条业务流的公平速率值)中最小值，并将确认的该业务流的公平速率值向其上游节点发送；同时，为下一条业务流的公平分配调整系统当前剩余带宽值，直至所有到达阻塞节点的业务流的公平速率值均得到确认并分配；

若本节点不为阻塞节点，则针对到达阻塞节点的每一条业务流，确认当前业务流的公平速率值，即查询当前业务流是否分配了公平速率(相应的MCFF[i]不为0，MCFF为0：特指该业务流未流经下游的阻塞节点)，若分配了则以MCFF[i]作为当前业务流的公平速率值，若未分配则计算当前业务流的公平速率值，等于系统当前剩余带宽占该业务流的权重；根据确认的当前业务流的公平速率值调整系统当前带宽值，直至所有到达阻塞节点的业务流的公平速率值均得到确认并分配。

本发明通过采用基于多阻塞点机制的公平算法，能有效地解决前述现有的基于单阻塞点机制的公平算法所带来的问题，只要某个节点数据发送速率不大于源节点和目的节点之间所有拥塞点的公平速率，就允许源节点以此速率向目的节点发送数据。采用多阻塞公平算法能避免业务流受到排头阻塞的影响，且能实现环网带宽的空间重用。

下面结合图示举例说明本发明采用多阻塞点机制带宽公平控制的原理。

仍如图1所示，假设有三个阻塞点分别在节点2、4、6，而节点1要向节点5传送数据业务流。在多阻塞点机制控制下，首先将针对阻塞点2的允许速率allow_rate，对通往目的节点3，4，5，...的整个上环速率add_rate相比较，如果测试通过，即节点2的allow_rate小于节点3，4，5，....的add_rate(如果allow_rate不小于add_rate，就降低节点2的allow_rate)，将继续针对节点4的allow_rate，对通往目的节点5，6，...的整个add_rate相比较，以确保节点4的allow_rate小于节点5，6，...的add_rate。随后，将所有节点的速率与最大速率max_rate相比较，以确保链路有带宽剩余。当所有的测试通过后，节点1即允许发送业务至节点5。可以看出，多阻塞点机制下业务流(1，5)并不受阻塞点6的影响。

为了消除非平衡流的问题，本发明采用了阻塞判断函数IsCongested()进行阻塞监测，是以节点缓存器次发送队列(STQ，Subordinate TransmittingQueue)的长度为监测对象，判定条件为：

(1)如果STQ缓存器的队列长度大于STQ的低门限值，或者，本地接入和转发的业务速率大于环路非预留带宽，则判断节点发生阻塞，处于阻塞状态，函数返回值1；

(2)如果STQ缓存器的队列长度小于STQ的低门限值，且本地接入和转发的业务速率小于等于环路非预留带宽，则阻塞解除，处于非阻塞状态，函数返回值0。

当使用IsCongested()函数检测到RPR环网发生阻塞后，计算公平分配链路的剩余带宽是实现本发明多阻塞点机制带宽公平分配的关键。

下面先讨论环网中只有一个阻塞点的情况下，公平带宽的分配方式，后述分析的多阻塞点情况，正是基于此分析拓展而来。以图2所示环网中只有一个阻塞点的场景模型为例，在n+1个节点(S₀～S_n)的RPR环网中，分析阻塞点S_n的带宽分配方法。

设S_n为阻塞节点，即节点S_n和S₀间的链路发生了阻塞，链路剩余带宽为1，节点S₀，S₁，S₂...到节点S_m(0＜m≤n)的业务流如图2中flow(0，m)，flow(1，m)，flow(2，m)，...除了节点S₀外，其它每个节点都有业务流通过节点S_n；即节点S₀最多有0条业务流经过节点S_n，节点S₁最多有1条业务流经过阻塞节点S_n，......节点S_m最多有m条业务流经过阻塞节点S_n，......节点S_n-1最多有n-1条业务流经过阻塞节点S_n；假设节点S₀，S₁，...S_n的权值为a₀，a₁，a₂，...a_n，令：

m＝a₀+a₁+a₂+...+a_n    (1)

阻塞节点S_n计算得到的每条聚合流实际分配到的带宽分配矩阵为：

$A_1=(\frac{a_1}{m},\frac{a_2}{m},...,\frac{a_n}{m})---\left(2\right)$

也就是说阻塞节点S_n预留给节点S_m的最大带宽为a_m/m，与a_m有密切关系，a_m的数值越大，此值就越大。

设b_ij为每一条业务流的权值，即：节点i发往节点j的一条业务流的权值。那么，总的权值矩阵为：

$A_2=\left(\begin{array}{ccccc}{b}_{00}& b_{01}& b_{02}& ...& 0\\ b_{10}& b_{11}& b_{12}& ...& 0\\ b_{20}& b_{21}& b_{22}& ...& 0\\ .& .& .& .& \\ .& .& .& .& 0\\ .& .& .& .& \\ b_{n0}& b_{n1}& b_{n2}& ...& b_{\mathrm{nn}}\end{array}\right)---\left(3\right)$

实际上，b₀₀＝b₁₁＝...b_nn＝0，而且公式(3)中的上半角系数都为0(不通过阻塞节点的业务流不参与带宽分配)，但根据阻塞节点位置的不同，其流加权的系数矩阵都为A₂经过初等变换(主要包括初等行变换与初等列变换)后的子集(经过该初等变换后，矩阵变换为类阶梯形式，上半角或下半角全为0，而并不改变矩阵行列的相关性，包括矩阵的值、秩等重要参数)。

进一步设：

$B_i=\underset{j}{\mathrm{\Σ}}{b}_{\mathrm{ij}}---\left(4\right)$

所有业务流在对应的聚合流内所占用的带宽比例为：

$A_3=\left(\begin{array}{ccccc}\frac{b_{00}}{B_0}& \frac{b_{01}}{B_0}& \frac{b_{02}}{B_0}& ...& 0\\ \frac{b_{10}}{B_1}& \frac{b_{11}}{B_1}& \frac{b_{12}}{B_1}& ...& 0\\ \frac{b_{20}}{B_2}& \frac{b_{21}}{B_2}& \frac{b_{22}}{B_2}& ...& 0\\ .& .& .& .& .\\ .& .& .& .& .\\ .& .& .& .& .\\ \frac{b_{n0}}{B_n}& \frac{b_{n1}}{B_n}& \frac{b_{n2}}{B_n}& ...& \frac{b_{\mathrm{nn}}}{B_n}\end{array}\right)---\left(5\right)$

那么，在节点加权和流加权下的带宽分配矩阵为：

$A_4=A_1\×A_3=\left(\begin{array}{ccccc}\frac{a_0{b}_{00}}{{\mathrm{mB}}_0}& \frac{{a_{0}b}_{01}}{{\mathrm{mB}}_0}& \frac{{a_{0}b}_{02}}{{\mathrm{mB}}_0}& ...& 0\\ \frac{a_1{b}_{10}}{{\mathrm{mB}}_1}& \frac{{a_{1}b}_{11}}{{\mathrm{mB}}_1}& \frac{{a_{1}b}_{12}}{{\mathrm{mB}}_1}& ...& 0\\ \frac{a_2{b}_{20}}{{\mathrm{mB}}_2}& \frac{{a_{2}b}_{21}}{{\mathrm{mB}}_2}& \frac{{a_{2}b}_{22}}{{\mathrm{mB}}_2}& ...& 0\\ .& .& .& .& .\\ .& .& .& .& .\\ .& .& .& .& .\\ \frac{{a_{n}b}_{n0}}{{\mathrm{mB}}_n}& \frac{{a_{n}b}_{n1}}{{\mathrm{mB}}_n}& \frac{{a_{n}b}_{n2}}{{\mathrm{mB}}_n}& ...& \frac{{a_{n}b}_{\mathrm{nn}}}{{\mathrm{mB}}_n}\end{array}\right)---\left(6\right)$

从公式(6)很容易得出在理想状态下，每一条业务流实际分配的带宽大小：

$c^{,}=\frac{a_i{b}_{\mathrm{ij}}}{m{B}_i}---\left(7\right)$

为了表述的一般化，进而假设环路总的链路带宽为C，环上共有n个站点(即节点)，如果第i个节点预留的A类业务和B-CIR(承诺速率)类业务的带宽m_i，其剩余的C类和B-EIR(额外速率)类的某一业务流的分配权值为w_ij(区别于节点权值a_i和业务流的权值b_ij)，由式(1)和式(4)有：

$m{B}_i=(a_0+a_1+...a_n)\×B_i=\underset{l}{\mathrm{\Σ}}{a}_l\×\underset{j}{\mathrm{\Σ}}{b}_{\mathrm{ij}}---\left(8\right)$

$=\underset{l}{\mathrm{\Σ}}(a_l{b}_{i0}+a_l{b}_{i1}+...+a_l{b}_{\mathrm{in}})$

$=\underset{l}{\mathrm{\Σ}}\underset{j}{\mathrm{\Σ}}{a}_l{b}_{\mathrm{ij}}$ (其中：0≤l，i，j≤n)

a_l也称为活跃节点(即对阻塞节点产生影响的节点)的权值。

由式(8)可见l与i，j无关，因此计算flow(i，j)公平值的复杂度为O(n+i)。实际算法实现中，可设3个指针：pr1、pr2及pr3，其中，pr1指向a_l，pr2、pr3分别指向b_ij行与列。当pr2指到第i行后，pr1对a_l的所有值求和，pr3对第i行的所有列的值求和，然后把两个和相乘，即可求出mB_i的值。为了方便描述，简化公式表示，令w_ij＝a_lb_ij；

那么每一业务流的本地公平带宽C_flow(i，j)可以表示为：

$C_{\mathrm{flow}(i,j)}=(C-\underset{i=0}{\overset{n}{\mathrm{\Σ}}}{m}_i)\frac{w_{\mathrm{ij}}}{\underset{l=0}{\overset{n}{\mathrm{\Σ}}}\underset{j=0}{\overset{n}{\mathrm{\Σ}}}{w}_{\mathrm{ij}}}$ (当且仅当l＝i时)(9)

即：第i个节点中，分配权值为w_ij的一条业务流的本地公平速率值(即本地公平带宽)C_flow(i，j)，等于环路给C类和B-EIR额外速率类剩余的带宽占分配权值w_ij在总权值下的比例。

显然，当节点发生阻塞后，除了要对本地插入的业务带宽进行调整外，还要将本地公平带宽C_flow(i，j)以速率控制因子(RCF，Rate Control Factor)的形式向环上各节点发送，以调整其它节点发向该节点的业务。本地公平带宽C_flow(i，j)经过归一化处理(即把需要处理的数据通过某种算法处理后限制在需要的一定范围内，既保证了运算的便捷，又能凸现出物理量的本质含义)后即为RCF：

RCF＝C_flow(i，j)/A    (10)

其中A为衰减系数。根据实际情况设定，如1000，10000等。

当上游源节点接收到反馈回来的公平控制消息帧后，通过速率调节模块调节速率控制器，得到在下一个流量更新周期内允许插入的经过阻塞节点的C类和B-EIR类的带宽C_cb为：

C_cb＝RCF×A    (11)

公式(10)和公式(11)的意义在于：公平帧中控制值的实际大小只有16位，最大只能表示64KB的速率。为了能表示大于64KB的速率，需要除以一个系数A，使RCF在0～64KB范围内。接收端接收到RCF后，需要乘以系数A，才能得到实际计算到的公平速率值。

以图3所示的两个出口停车场场景为例(所谓停车场，RPR定义了多种场景--停车场场景，每一种场景都至少说明了一种与性能相关的问题。两个出口停车场场景即意味着存在一个节点，譬如图3所示的节点4，它有2条发往不同目的地的业务流)，考察同一源节点的不同业务流如何受到业务流权值b_ij的影响。具体分析如下：

假设节点S₄和S₅间的链路发生了拥塞，节点S₁、S₂、S₃的权值都是1，节点S₄的权值为2，流(1，5)、流(2，5)、流(3，5)的权值都为1，流(4，5)的权值为2，流(4，6)的权值为4，剩余带宽为1，则根据公式(9)可如下求解业务流flow(4，6)的公平值：

在i＝4时，只有b₄₅和b₄₆的值不为0(分别为2和4)，所以l＝i时的值为4，分子的值为a₄×b₄₆＝2×4＝8，分母中∑a_l＝a₁+a₂+a₃+a₄＝5；有：

$C_{\mathrm{flow}\left(\mathrm{4,6}\right)}=8/\underset{l=1}{\overset{4}{\mathrm{\Σ}}}{a}_l(b_{45}+b_{46})=8/(5\×6)=0.2667$

即R₄₆＝0.2667，同理得出矩阵A₅中其它元素的值(其它业务流的公平值)：

$A_5=\left(\begin{array}{cccccc}0& 0& 0& 0& 0.2& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0.2& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0.2& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0.1333& 0.2667\end{array}\right)---\left(12\right)$

即：R₁₅＝0.2；R₂₅＝0.2；R₃₅＝0.2；R₄₅＝0.1333；R₄₆＝0.2667。

在上述的计算中，由于节点S₆没有业务流通过阻塞节点S₄，所以不考虑节点S₆的权值。

可见，上述算法满足了RIAS(Ring Ingress Aggregated with Spatial Reuse)评价准则，同时实现了拥塞链路的剩余带宽的最大分配，即在矩阵A5中不为0的公平带宽之和等于1∶0.2+0.2+0.2+0.1333+0.2667＝1，此值与假设的剩余带宽1相同，故实现了剩余带宽的最大分配。所谓RIAS准则是RPRMAC协议中一种针对流传送速率的公平性评价准则，其基本思想是：在给出网络链路带宽和流量需求的前提下，首先针对每条链路，以节点为分配对象，按照最大最小公平性(所谓最大最小公平性是在有着各自资源需求的多个相互竞争的实体间分配资源的一种策略。此策略试图为当前接受最少资源的实体提供更多资源，并保证没有实体获得超过其需求的资源。同时，剩下的任何资源则在所有需求尚未满足的实体间平均共享，一是根据每个实体的需求超出最少资源多少，二是根据在每个实体收到其最少资源后，还剩下多少有效资源这两个数据来实现这种资源的平均共享)分配带宽资源；其次，对于具有同一源节点的不同流，根据不同的目的节点，对前一步分配得到的带宽进行调整；然后，对经上两步之后来分配的带宽资源进行声明并重复上述处理过程，最后实现公平的再分配。

现在，将RPR网络的阻塞情况拓展到更一般情况，即多阻塞点情况。

当环上有多个节点阻塞，而同一条业务流在各个阻塞节点分配到的公平带宽不一样，因此为了确保某一业务流分配到的公平带宽不大于源节点和目的节点之间所有拥塞点的公平速率，需要进一步修改公式(9)。

对于某一阻塞点来说，它对接收到的下游阻塞节点广播的公平信息帧的内容和自己计算的本地公平速率进行比较，选择其中较小的速率作为本地公平速率，广播给上游节点。因而，假设某一业务流经过调整后已分配到的公平带宽为v_f，g为RPR环网中阻塞点的个数，那么本地的公平带宽v_f：

v_f＝min(C_flow(i，j)1，C_flow(i，j)2，...C_flow(i，j)g)(16)

式中，C_flow(i，j)g表示业务流flow(i，j)在第g个阻塞节点时期待的公平速率。

显然，经过公式(16)调节后，确保了某一业务流本地的公平带宽不大于源节点和目的节点之间所有拥塞点的公平速率，这样会使链路有多的带宽空闲，为了最大限度地利用链路带宽，实现空间重用，本地阻塞节点经公式(16)计算后，剩下的业务流应该分配到的带宽也需要进一步调整，如图4所示。

从图4观察可知，仅有业务流flow(2，7)和flow(3，7)通过两阻塞链路[S₃，S₄]、[S₆，S₇]，所以需调整这2条业务流，得到它们的最小值公平速率，确保它们被分配到的公平带宽不大于源节点和目的节点之间所有拥塞点的公平速率。那么flow(1，4)、flow(2，4)要共享剩余的带宽(不小于公式(9)得到的分配带宽)。具体实现过程如下分析。

目前，没有有效的办法根据实际情况解决节点权值与业务流权值分配，其难点在于系统没办法智能地识别随时间而改变的实际情况，动态分配节点与业务流的权值。假设节点1发送1条A等级的业务流，节点3发送3条C等级的业务流，如果在某个时间段内按业务流的高低等级(A＞B＞C)判断，那么节点1分配的权值相对要大，从而限制了节点3获得的带宽，显然节点3无法长时间忍受这样的分配方式；如果在某个时间段内按业务流的多寡判断，节点3将获得更多的带宽，便限制了节点1对带宽的渴望，节点1也不能长时间忍受这样的分配方式(节点1发送的业务流为A等级的，重要性要比节点3的业务流高)。因此在具体实现时，一般默认节点的权值与业务流的权值分别相等，以确保算法能够实现，并降低开发成本，这里也同样如此设定。对于公式(9)，令a_l＝a，b_ij＝b，则： $\underset{l=0}{\overset{n}{\mathrm{\Σ}}}\underset{j=0}{\overset{n}{\mathrm{\Σ}}}{w}_{\mathrm{ij}}=\underset{l=0}{\overset{n}{\mathrm{\Σ}}}\underset{j=0}{\overset{n}{\mathrm{\Σ}}}\mathrm{ab}=\underset{j=0}{\overset{{(n+1)}^2}{\mathrm{\Σ}}}\mathrm{ab},$ (n+1)²为通过某一节点的业务流的最大总数(包括自身发送和转发的业务流)。又令w_k为某一业务流的分配权值：显然w_k＝ab。所以本地阻塞节点经公式(16)调节后，剩余的业务流分配到的带宽C_flow(i，j)”：

${C_{\mathrm{flow}(i,j)}}^{,,}=(C-\underset{i=0}{\overset{n}{\mathrm{\Σ}}}{m}_i-\underset{f=0}{\overset{m}{\mathrm{\Σ}}}{v}_f)\frac{w_k}{\underset{l=0}{\overset{p}{\mathrm{\Σ}}}\underset{j=0}{\overset{q}{\mathrm{\Σ}}}{w}_k}---\left(17\right)$

其中：

m为在某一阻塞节点上经过公式(16)调节(通过本地阻塞节点而未流经下游的阻塞节点的业务流，在本地节点中不需要调节)的业务流总数，即首先经过式(9)算出本地节点公平速率，再经式(16)调节；

w_k为业务流的分配权值；

q为第i行中b_ij不等于0的业务流的个数，其中不包含经公式(16)调整过的业务流；

p为产生未经过公式(16)调节的业务流的节点总数。由于 $\underset{l=0}{\overset{p}{\mathrm{\Σ}}}\underset{j=0}{\overset{q}{\mathrm{\Σ}}}{w}_k=\underset{l=0}{\overset{p}{\mathrm{\Σ}}}\underset{j=0}{\overset{q}{\mathrm{\Σ}}}\mathrm{ab}=\underset{l=0}{\overset{p}{\mathrm{\Σ}}}a\underset{j=0}{\overset{q}{\mathrm{\Σ}}}b(0\≤p,q\≤n),$ l与i，j无关，同时，公式(17)与f相关，因此公式(17)的算法复杂度为O(n+i+f)(第i行中，b是随机分布的，所以算法复杂度是O(n+i+f)，而不是O(q+i+f))。

令 $\mathrm{Cpt}=C-\underset{i=0}{\overset{n}{\mathrm{\Σ}}}{m}_i,$ 则公式(9)、(16)、(17)可进一步转换为：

其中：w_f(m)＝0特指flow(i，j)没有流经下游的阻塞节点。

公式(18)由自上而下的顺序计算，主要意思为：

(1)通过式(D)求出业务流flow(i，j)的当前本地节点估算的公平速率值(也称为分配给业务流flow(i，j)的带宽)C_flow(i，j)⁰，等于当前状态的剩余带宽Cpt⁰占分配权值w_ij在总权值下的权重；

(2)通过式(G)计算下一个状态(指环上业务流经过一次分配带宽后，再将剩余带宽分配给其他业务流)的剩余带宽Cpt¹，同时业务流的总数目mun自动减1(当前已经计算出了一条业务流flow(i，j)的公平速率值)；

(3)v_f ⁰把C_flow(i，j)⁰和v_f(m)中的最小值作为业务流flow(i，j)的公平速率值封装到多阻塞点公平帧(MCFF，Multi-Choke Fair Frame)中，发送给上游节点。

其中：

mun：当前流经阻塞节点的业务流的总数目，每计算处理一个业务流，mun自动减1(mun--)；

C_flow(i，j)⁰：当前计算的公平速率值；

Cpt¹：下一状态的剩余带宽；

Cpt⁰：当前状态的剩余带宽；

v_f ⁰：当前节点向上游节点发送的MCFF的公平速率；

v_f(m)：当前节点接收到下游阻塞节点发送的公平速率。

上面描述意味着，本发明的RPR上节点带宽公平分配方法不再靠统计业务流公平帧的总数目进行分配，而是在本地节点一发生阻塞或接收到公平帧，就将经过该节点的所有业务流都按公式(18)处理一次，式(18)计算的是所有经过该阻塞节点的业务流，所有k值的范围是[0，mun]。通过式(18)的处理后，系统的实时性获得较大提高，即减少了统计公平帧总数目所带来的时延，由此降低了硬件实现的难度和开发成本，同时算法计算某一业务流的复杂度为O(1)，即公式(18)只与mun相关，与i，j无关(公式(18)中的式(D)可简化成： ${C_{\mathrm{flow}(i,j)}}^0={\mathrm{Cpt}}^0\frac{1}{\mathrm{mun}}).$

而mun由系统记录的公式(3)得出，但与公式(9)、公式(16)和式(17)相结合的算法比较，公式(18)牺牲了某些业务流的公平性(参考下文的方案1与方案2的比较)。

根据公式(16)得到的公平速率值的控制因子RCF’为：

RCF’＝v_f/A’(19)

根据公式(17)得到的本地公平速率C_flow(i，j)”的速率控制因子RCF’为：

RCF”＝C_flow(i，j)”/B    (20)

根据公式(18)得到的MCFF的公平速率v_f ⁰的速率控制因子RCF”为：

RCF＝v_f ⁰/C    (21)

A’、B、C：衰减系数，如1000，10000等。

相对应地，在下一个流量更新周期内允许插入的经过阻塞节点的C类和B-EIR额外速率类的带宽C_cb’、C_cb”和C_cb为：

C_cb’＝RCF’×A’    (22)

C_cb”＝RCF”×B    (23)

C_cb＝RCF×C    (24)

(22、23、24)式的计算与(11)式是一致的，即接收端接收到RCF后，需要乘以系数A，才能得到实际计算到的公平速率值。

如图4所示，设剩余带宽为1，每条业务流的分配权值为1，节点S₃和节点S₆为阻塞节点。

方案1：由公式(9)、公式(16)和公式(17)获取多阻塞点的业务流的公平速率值

通过式(9)，得到节点S₆的带宽公平分配矩阵为：

${A_6}^{,}=\left(\begin{array}{ccccccc}0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0.2\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0.2\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0.2\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0.2\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0.2\end{array}\right)---\left(25\right)$

因此，R₂₇＝R₃₇＝R₄₇＝R₅₇＝R₆₇＝0.2。

节点S₃最初的带宽公平分配矩阵为：

以flow(2，4)为例：

当i＝2时，只有b₂₄，b₂₇的值不为0，所有分子的值：a₂×b₂₄＝1，分母中 $\underset{l}{\mathrm{\Σ}}\underset{j}{\mathrm{\Σ}}{a}_l{b}_{\mathrm{ij}}=(a_1+a_2+a_3)(b_{24}+b_{27})=6$ (仅有节点S₁、S₂和S₃的业务流对阻塞节点S₃产生影响，所以 $\underset{l}{\mathrm{\Σ}}{a}_l=a_1+a_2+a_3=3$

所以R₂₄’＝1/6，其他业务流的值同理，求得如下速率分配矩阵：

${A_3}^{,}=\left(\begin{array}{ccccccc}0& 0& 0& 1/3& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 1/6& 0& 0& 1/6\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 1/3\end{array}\right)---\left(26\right)$

则，R₁₄’＝R₃₇’＝1/3，R₂₄’＝R₂₇’＝1/6。

当节点S₆的公平帧反馈回到节点S₃后，经过比较，得知R₂₇＞R₂₇’；R₃₇＜R₃₇’，依据公式(16)，R₂₇’和R₃₇’调整为：

R₂₇’＝R₂₇＝1/6；R₃₇’＝R₃₇＝0.2(27)

为了最大限度地利用剩余带宽，根据公式(17)，R₁₄’、R₂₄’重新计算为：

其中：p＝2(flow(1，4)，flow(2，4)分别由节点S₁，S₂产生)，w_k＝1×1＝1。

第1行中，剩余的未经过公式(16)调节的业务流只有flow(1，4)，所以此时q＝1，则：

${R_{14}}^{,}=(1-0.2-1/6)\×1/\underset{e=1}{\overset{2}{\mathrm{\Σ}}}\underset{j=1}{\overset{1}{\mathrm{\Σ}}}1=19/60---\left(28\right)$

同理：R₂₄’＝19/60

所以，系统构建新的矩阵A₃”为：

${A_3}^{,,}=\left(\begin{array}{ccccccc}0& 0& 0& 19/60& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 19/60& 0& 0& 1/6\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0.2\end{array}\right)---\left(29\right)$

则最终的公平速率：

R₁₄＝R₂₄＝19/60≈0.3167，R₂₇＝1/6≈0.167，R₃₇＝R₄₇＝R₅₇＝R₆₇＝0.2(30)

方案2：由公式(18)获取多阻塞点的公平速率值

观察图4可知，w_k＝ab＝1，经过阻塞节点S₆的业务流总数为5。那么由公式(18)得到：R₂₇＝R₃₇＝R₄₇＝R₅₇＝R₆₇＝0.2。

当阻塞节点S₆将flow(2，7)的公平速率值0.2反馈回到阻塞节点S₃后，阻塞节点S₃由公式(18)中的式(D)得到公平速率估算值为：

${R_{27}}^{,}=w_k/\underset{k=1}{\overset{4}{\mathrm{\Σ}}}{w}_k=1/4=0.25---\left(31\right)$

经比较0.2＜0.25，节点S₃将0.2封装到MCFF中，发送给上游节点，即R₂₇’最终的公平速率值：R₂₇’＝0.2

此时的剩余带宽1-0.2＝0.8，经过阻塞节点S₃的业务流的总数目变为3。

同理，又当阻塞节点S₆将flow(3，7)的公平速率值0.2反馈回到阻塞节点S₃后，阻塞节点S₃通过计算，得到公平速率的估算值为：

${R_{37}}^{,}=(0.8\×w_k)/\underset{k=1}{\overset{3}{\mathrm{\Σ}}}{w}_k=0.2667---\left(32\right)$

经比较得出R₃₇’最终的公平速率值：R₃₇’＝0.2

此时的剩余带宽0.8-0.2＝0.6，经过阻塞节点S₃的业务流的总数目变为2。

由于flow(1，4)、flow(2，4)没流经阻塞节点S₆，对节点S₆不产生影响，所以它们的公平速率值由公式(18)求得：

R₁₄’＝R₂₄’＝0.3(33)

则最终的公平速率：

R₁₄＝R₂₄＝0.3，R₂₇＝0.2，R₃₇＝R₄₇＝R₅₇＝R₆₇＝0.2(34)

通过方案1与方案2的比较可以看出：2个方案的算法都实现了多阻塞点剩余带宽的公平分配，且实现了阻塞链路的剩余带宽的最大分配(流经阻塞节点S₃、S₆的业务流公平速率和为1)。但方案1需要对flow(2，7)、flow(3，7)调节完成后，才能求出flow(1，4)、flow(2，4)的最终公平速率值。方案2则没有方案1的要求，所以方案2中的算法复杂度低，但方案2却牺牲了某些业务流的公平性(如比较式(30)和式(34)可知，flow(1，4)、flow(2，4)渴望的公平速率值为方案1中速率0.3167，但实际只分配了0.3)；也放大了某些业务流的公平带宽值(如flow(2，7)，它期待的公平速率为方案1中的速率0.167，实际上却放大到了0.2)。

总体上看，由于方案2的算法复杂度低，因此该算法具有更好的实时性，能减少网络因计算公平速率而带来的时延，对快速解决网络中的阻塞状态具有更大的优势。

图5给出了本发明的方法一实施例流程图，该流程包括以下步骤：

步骤501：判断本节点是否发生拥塞，若是执行步骤502，若否则执行步骤511；

步骤502：统计到达本阻塞节点的业务流数目m；

步骤503：计算第i条业务流的公平速率值，等于系统当前的剩余带宽乘以业务流的权重，该业务流的权重等于该业务流的分配权值除以流经本阻塞节点的所有业务流的总权值；

步骤504：判断计算出的公平速率值是否小于来自下游节点的MCFF[i]，若是执行步骤505，若否则执行步骤506；

步骤505：将计算出的公平速率值确认为该业务流的公平速率值分配，然后执行步骤507；

步骤506：将MCFF[i]确认为该业务流的公平速率值分配；

步骤507：将该业务流的公平速率值封装到MCFF[i]，并向上游节点发送；

步骤508：调整链路的剩余带宽，且将业务流数目m-1；

步骤509：判断是否所有的业务流都经过处理，若是结束流程，若否则执行步骤510；

步骤510：将业务流序号i移动(加1)后，返回步骤503执行；

步骤511：非阻塞节点统计到达阻塞节点的业务流数目k；

步骤512：判断k是否为0，若是结束流程，若否则执行步骤513；

步骤513：查询是否已为当前第i条业务流分配了公平速率，即反馈回的业务流i相应的MCFF[i]是否为0，若是说明未分配，执行步骤514；若否说明已分配，则执行步骤515；

步骤514：计算到阻塞节点业务流i的公平速率值，然后调整链路剩余带宽，且将k-1，然后执行步骤516；

步骤515：将MCFF[i]作为到阻塞节点业务流i的公平速率值，调整链路剩余带宽，且将k-1；

步骤516：判断是否所有的业务流都经过处理，若是结束流程，若否则执行步骤517；

步骤517：将业务流序号i移动(加1)后，返回步骤512执行。

如图6所示，为本发明的弹性分组环上节点带宽公平分配系统的结构框图，该系统600包括依次连接的控制部分610、被控对象620以及反馈部分630，其中：

控制部分610，用于根据反馈部分反馈的被控对象多个节点及其业务流确定的公平速率值对流向阻塞节点的各节点业务流的速率值进行调节；同时，根据反馈部分反馈的阻塞节点序号，指示被控对象中的阻塞节点；

被控对象620，用于在控制部分510的控制下，以调节的业务流的公平速率值向弹性分组环上发送业务数据，阻塞节点控制部分610的指示将确认的所述业务流公平速率值封装在多阻塞点公平帧MCFF中向其上游节点发送；

反馈部分630，用于对被控对象中节点的拥塞状态进行监测，统计到达阻塞节点的业务流总数目，根据该业务流总数目依次确认到达阻塞节点的各业务流的公平速率值，根据确认的公平速率值从系统当前剩余带宽中为各业务流分配带宽，并将分配的带宽反馈给控制部分610，同时，指示控制部分610阻塞节点的序号。

反馈部分630进一步包括相互连接的拥塞监测单元、计算单元以及调整单元，其中：

拥塞监测单元，用于进行拥塞状态监测和业务流总数目的统计，并指示出阻塞节点的序号；

计算单元，用于依次为到达阻塞节点的各业务流计算其公平速率值，等于系统当前的剩余带宽乘以该业务流的权重，该业务流的权重等于该业务流的分配权值除以流经阻塞节点的所有业务流的总权值；

调整单元，用于将计算单元计算出的业务流的公平速率值与下游节点发送的该业务流的相应的MCFF[i]进行比较，若MCFF[i]小于计算的业务流的公平速率值，则将MCFF[i]调整确认为该业务流的公平速率值；同时，为下一条业务流带宽的公平分配调整系统当前剩余带宽值。

图6中的“时延”是指RPR上各业务流的传输时间延迟。

本发明基于反馈控制机制多阻塞点的环上节点带宽公平分配方法，提高了系统抵抗外部干扰的能力，实现了带宽的动态公平分配，使所有节点按照本地节点的权重值公平地占用带宽，同时使带宽利用率最大化，避免了某些节点无限制地接入数据而使得下游节点处于资源饥饿状态。由于采用了反馈控制方法及模块化设计，使得本发明的RPR上节点实现带宽公平分配的方法具有良好的稳定性和可扩展性。

本发明设计的弹性分组环网多阻塞点公平算法，根据弹性分组环的特点，对算法进行了阐述和理论说明，解决了环网中带宽的公平分配问题。并且采用了控制理论的反馈控制方法，采用模块化设计，使得该算法具有良好的稳定性和可扩展性。

Claims (10)

1.一种弹性分组环上节点实现带宽公平分配的方法，其特征在于，所述弹性分组环根据本地节点的拥塞状态，统计到达阻塞节点的业务流总数目k，根据所述k依次确认到达阻塞节点的各业务流的公平速率值，并根据确认的所述公平速率值从系统当前剩余带宽中为各业务流分配带宽，阻塞节点将确认的所述业务流公平速率值封装在多阻塞点公平帧MCFF中向其上游节点发送。

2.按照权利要求1所述的方法，其特征在于，若所述本地节点为阻塞节点，则针对到达该节点的所有k条业务流，计算当前第i条业务流的公平速率值；根据下游节点发送的所述业务流的相应的MCFF[i]调整确认所述业务流的公平速率值，并将确认的所述公平速率值向其上游节点发送；同时，为下一条业务流带宽的公平分配调整系统当前剩余带宽值，直至所有所述业务流的公平速率值均得到确认并分配。

3.按照权利要求1所述的方法，其特征在于，若所述本地节点不为阻塞节点，则针对到达所述阻塞节点的每一条业务流，确认当前第i条业务流的公平速率值，若当前业务流被分配了公平速率，即下游节点发送的所述业务流相应的MCFF[i]不为0，则以所述MCFF[i]作为当前业务流的公平速率值；若当前业务流未被分配了公平速率，则计算所述当前业务流的公平速率值，等于系统当前剩余带宽占该业务流分配权值的权重；同时，根据确认的所述公平速率值为下一条业务流的公平分配调整系统当前带宽值，直至所有所述业务流的公平速率值均得到确认并分配。

4.按照权利要求1或2所述的方法，其特征在于，所述节点的拥塞状态是根据对节点缓存器次发送队列STQ的长度及本地接入和转发的业务速率的监测判断，若所述缓存器STQ的长度大于STQ的低门限值，或者所述本地接入和转发的业务速率大于环路非预留带宽，则所述节点为阻塞节点；若所述缓存器STQ的长度小于所述STQ的低门限值，且所述本地接入和转发的业务速率小于等于所述环路非预留带宽，则所述节点不为阻塞节点。

5.按照权利要求2所述的方法，其特征在于，所述方法包括步骤：

(a)计算所述第i条业务流的公平速率值，等于所述系统当前的剩余带宽乘以所述业务流的权重，所述业务流的权重等于所述业务流的分配权值除以流经所述阻塞节点的所有业务流的总权值；

(b)将计算出的所述第i条业务流的公平速率值与所述业务流相应的MCFF[i]进行比较，取二者中较小值作为所述确认的公平速率值分配；

(c)计算下一状态的剩余带宽，等于当前状态的剩余带宽减去所述确认的公平速率值，同时将所述业务流的总数目减1，且业务流序号移动到下一业务流，返回步骤(a)执行，直至所述业务流的总数目减至0。

6.按照权利要求5所述的方法，其特征在于，步骤(a)所述业务流的分配权值等于对所述阻塞节点产生影响的节点的权值与到所述阻塞节点的所述业务流的权值的乘积；所述流经阻塞节点的所有业务流的总权值等于所有所述业务流的分配权值的和。

7.按照权利要求1或2所述的方法，其特征在于，所述阻塞节点向其上游节点发送所述公平速率值前，需将所述公平速率值归一化处理为速率控制因子RCF后发送，即所述RCF等于所述公平速率值除以一个衰减系数；当所述上游节点接收到所述MCFF后，将所述MCFF中的所述RCF乘以所述衰减系数还原成下一个流量更新周期内允许插入的经过阻塞节点的带宽。

8.一种弹性分组环上节点实现带宽公平分配的系统，包括依次连接的控制部分、被控对象以及反馈部分，其中：

所述控制部分，用于根据所述反馈部分反馈的所述被控对象多个本地节点及其业务流确定的公平速率值，对流向阻塞节点的各节点业务流的速率值进行调节；同时，根据所述反馈部分反馈的阻塞节点序号，指示所述被控对象中的所述阻塞节点；

所述被控对象，用于在控制部分的控制下，以调节的所述业务流的速率值向所述弹性分组环上发送业务数据，所述阻塞节点根据所述控制部分的所述指示，将确认的所述业务流公平速率值封装在多阻塞点公平帧MCFF中向其上游节点发送；

所述反馈部分，用于监测被控对象中本地节点的拥塞状态，统计到达阻塞节点的业务流总数目k，根据所述k依次确认到达所述阻塞节点的各业务流的公平速率值，根据确认的所述公平速率值从系统当前剩余带宽中为各业务流分配带宽，并将分配的所述带宽反馈给控制部分，同时，指示所述控制部分所述阻塞节点的序号。

9.按照权利要求8所述的系统，其特征在于，所述反馈部分进一步包括相互连接的拥塞监测单元、计算单元以及调整单元，其中：

所述拥塞监测单元，用于进行所述拥塞状态的监测和所述业务流总数目的统计，并指示出所述阻塞节点的序号；

所述计算单元，用于依次为到达阻塞节点的各业务流计算其公平速率值，等于系统当前的剩余带宽乘以所述业务流的权重，所述业务流的权重等于所述业务流的分配权值除以流经所述阻塞节点的所有业务流的总权值；

所述调整单元，用于将计算单元计算出的所述业务流的公平速率值与下游节点发送的该业务流的相应的MCFF[i]进行比较，若MCFF[i]小于计算的业务流的公平速率值，则将MCFF[i]调整确认为该业务流的公平速率值；同时，为下一条业务流带宽的公平分配调整系统当前剩余带宽值，等于当前状态的剩余带宽减去确认的所述业务流的公平速率值。

10.按照权利要求9所述的系统，其特征在于，所述拥塞监测单元根据对节点缓存器次发送队列STQ的长度及本地接入和转发的业务速率的监测，若所述缓存器STQ的长度大于STQ的低门限值，或者所述本地接入和转发的业务速率大于环路非预留带宽，则判断所述节点处于拥塞状态，为阻塞节点；若所述缓存器STQ的长度小于所述STQ的低门限值，且所述本地接入和转发的业务速率小于等于所述环路非预留带宽，则判断所述节点不为阻塞节点。

Images