CN101459566A - 一种时隙环网的时隙调度方法和网络设备 - Google Patents

Abstract

本发明实施例公开了一种时隙环网中的时隙调度方法，时隙环网的第一节点接收来自第一节点的上游节点的与当前时隙唯一对应的时隙控制信息，所述时隙控制信息携带当前时隙是否为空闲时隙的指示，以及是否存在饿死节点的指示；第一节点根据所述时隙控制信息判断当前时隙为空闲时隙，则进一步根据所述时隙控制信息判断是否时隙环网上存在处于饿死状态的第二节点，若是，则第一节点根据时隙控制信息中携带的饿死节点的标识，确定不经过第二节点的路径，并通过所述路径发送业务数据。本发明实施例还公开了一种用于时隙环网的网络设备。本发明方案能够保证时隙环网的时隙调度的公平性。

Description

一种时隙环网的时隙调度方法和网络设备

技术领域

本发明涉及环网技术领域，特别涉及一种时隙环网的时隙调度方法和网络设备。

背景技术

环形网络结构具有较强的保护恢复性能，因此广泛应用于互联网中。环形网络的形式多样。按信道复用方式分，可分为基于时分复用的时隙环网和基于统计复用的分组环网；按节点占用信道的时间分，分为基于源节点剥离的环网和基于目的节点剥离的环网；按信道数目分，分为单信道环网和多信道环网，如波分复用(wavelength division multiplex，WDM)环网就是一种典型的多信道环网。由于环的对称结构，节点在环上的位置不同，则接入机会不同，引入公平性问题，体现在两个方面：吞吐量和平均时延。以下将重点讨论基于目的节点剥离的时隙环网公平性问题。

在基于目的节点剥离的时隙环网中，每个信道都划分成多个时隙，各节点对时隙边界都有共同的认可，设计合理的节点结构使节点可以占用任意时隙来发送数据和接收数据。所有节点共享环上时隙，但有共享就会出现公平性问题。这是因为：当网络中业务负载不均衡时，就会导致时隙环上上游节点持续占用时隙，而下游节点无空闲时隙可用，长时间无法发送数据，这些下游节点通常被称为“饿死”节点。因此时隙环网的公平性问题是基于节点来实现长期公平性，即保证在一段时间内各个节点接入环网的业务量相对均等。

Metaring时隙环网是IBM T.J.Watson研究中心提出的一种高速局域网(LAN)技术，它是双向时隙环网，基于目的节点剥离可实现空间重用，吞吐量可达到环网容量的数倍。Metaring接入协议包含一个简单的全局公平机制来防止“饿死”节点的出现。

Metaring的公平性算法基于信誉窗口，该算法为环网的每个节点都分配一个窗口，称为信誉窗口。节点每成功占用一个时隙，它的信誉窗口计数减1。当信誉窗口的计数减到零时，该节点不能再占用时隙。实现方式如下：正向时隙环传输数据，反向环传输满足(Satisfied，SAT)信令。每个节点拥有一个本地计数器，该计数器的计数值C在0和门限K之间变化。节点每占用一个时隙，计数值C加1，如果C达到K则不能再发送数据，必须等到SAT信令到达才可将C值清零。该算法的具体实现方式如下：

1)正向数据环上，为每个节点设置相同的发送门限K，当计数器值C小于K时，该节点可以占用时隙发送数据，每使用一个时隙发数据，计数器值C都要加1；如果计数值C等于K，则该节点没有权限发送数据。

2)反向控制环上，传送SAT信令，为每个节点设置相同的信令门限L(L<＝K)，节点从反向环上收到SAT信令，考查本节点计数值C是否大于L，如果大于就将SAT转发给下游节点，并清零计数值C；如果C小于L，节点保持该SAT信令直到C增加到L，再将SAT信令转发给下游节点，并清零计数值C。

3)反向环上可以有一个或多个SAT信令。多个SAT信令可以缩短各节点达到公平的时间，但会出现一个SAT还没有被发送，下一个SAT又到来的情况，这时就将后到达的SAT删除。最终网络中只剩下一个SAT，这时再重新生成一些新的SAT。Metaring协议又扩展到多信道环网架构，其公平性算法也被用于全光WDM时隙环网。

发明人在发明过程中发现，现有的Metaring时隙环网的公平性调度方案存在如下问题：

基于信誉窗口的公平算法虽然可以保证公平性，但带宽利用率不高。给各个节点分配固定的发送门限，要等到所有节点状态都变为非活动状态时才能再次重置窗口，这样当网络中只有少数几个互不影响的数据流时，该机制也对它们进行了限制，无谓地浪费了环网的带宽，增加了它们的接入时延；另外如果某个节点的业务到达速率比较低，或者说它的窗口递减比较慢，就会使其它节点要等待很长的时间才能被重置，同样会增加接入时延，浪费环网带宽。

发明内容

有鉴于此，本发明实施例提出一种时隙环网中的时隙调度方法和网络设备，能够公平调度时隙，并充分利用资源。

所述时隙调度方法包括：

时隙环网的第一节点接收来自第一节点的上游节点的与当前时隙唯一对应的时隙控制信息，所述时隙控制信息携带当前时隙是否为空闲时隙的指示，以及是否存在饿死节点的指示；

第一节点根据所述时隙控制信息判断当前时隙为空闲时隙，则进一步根据所述时隙控制信息判断是否时隙环网上存在处于饿死状态的第二节点，若是，则第一节点根据时隙控制信息中携带的饿死节点的标识，确定不经过第二节点的路径，并通过所述路径发送业务数据。

所述网络设备包括：

收发模块，用于接收来自本网络设备的上游节点的时隙控制信息；

判断模块，用于根据所述收发模块收到的时隙控制信息判断该时隙是否为空闲时隙，并根据所述时隙控制信息判断时隙环网上本网络设备之外的节点中是否存在饿死节点；

业务发送模块，用于当所述判断模块的判断结果为该时隙为空闲时隙且存在本网络设备之外的饿死节点，将本网络设备的业务数据通过不经过所述饿死节点的路径发送。

从以上技术方案可以看出，通过时隙控制信息实现环上饿死节点信息的动态收集，在发现环上有饿死节点后，利用时隙环网空间重用的特性，节点可以向不经过饿死节点的任意节点发数据，充分利用了环网资源。

附图说明

图1为本发明实施例所应用的时隙环网的结构示意图；

图2为本发明实施例所应用的示例性时隙环网示意图；

图3为本发明实施例的节点修改FCD信息的具体操作流程图；

图4为本发明第一实施例的TCH的数据格式示意图；

图5为根据图4所示TCH数据格式，节点进行的主要操作步骤示意图；

图6为本发明实施例的时隙环网节点示意图。

具体实施方式

本发明实施例提出的公平性调度方案适用于时隙环网。参看图1，环网含有N个节点，节点之间通过单向单信道或多信道进行通信；每个信道划分为首尾相接的多个时隙(timeslot)，时隙长度等于固定长度的分组(或突发)的传输时间，每个时隙都有一个与之唯一对应的时隙控制头(TimeslotControl Header，TCH)。在TCH内设定一个公平控制域(Fairness ControlDomain，FCD)，用于携带进行公平性调度的公平信息。TCH有“带内”和“带外”两种形式，所谓“带内”是指TCH与对应的时隙在同一波长上，没有专用控制信道，反之，“带外”则是TCH可单独占用一个信道。但无论哪种形式，TCH都要先于对应的时隙到达节点，便于节点及时地使用时隙收发数据。每个信道上的时隙都为环上所有或部分节点共享，这些节点可以占用时隙向其它节点发数据，也可以在时隙中接收来自其它节点的数据；该时隙环网基于目的节点剥离机制，即目的节点接收数据后清空时隙，该时隙可供下游节点继续使用。

以下以图2所示的示例性时隙环网对本发明实施例方案的原理进行阐述。如图2所示，网络包含七个连接成环形的节点1-7，其中时隙在顺时针方向上流动。环网中的每个时隙对应着一个TCH。环网上有“饿死”倾向的节点将自身信息写入TCH的FCD中，通知环上其他节点为其“让路”。这使各节点发送的数据量在一定时间内相对均衡，实现各节点的长期公平性。应当注意到，尽管网络包括7个节点1-7，但一般的时隙环网中可以有更多或更少的节点。此外，这里描述的原理适用用于所有划分时隙的环网，例如基于WDM的光突发交换(Optical Burst Switch，OBS)时隙环网及其他变型。

具体地说，FCD记录“饿死”节点ID及其业务等待时间(Waiting Time，WT)。环上节点可以有条件地修改TCH中的FCD信息为本节点信息，这样做的目的是找出环上具有“饿死”倾向的节点，并将其信息通告环上其它节点。节点如果发现本地缓存队列的等待时间超过一个事先规定好的门限Tw，说明本节点可能处于“饿死”状态，因此它要将这一消息告知环上其它节点。节点修改FCD信息的具体操作流程如图3所示，包括如下步骤：

步骤301：节点接收一个TCH；

步骤302：判断所收到的TCH的FCD是否为空，若是，则执行步骤303，否则转至步骤304；

步骤303：节点将本节点ID与等待时间填入的FCD，并转至步骤306。

步骤304：节点判断是否同时满足下述条件：(1)FCD中记录的节点ID处于TCH中源节点和目的节点的路径之内，但不包含源节点或目的节点；(2)本节点的等待时间大于FCD中记录的等待时间；若是，则执行步骤305，否则转至执行步骤306；

步骤305：节点将FCD的内容修改为本节点ID和等待时间；

步骤306：节点将所述TCH发送到下游节点。

上述条件(1)保证了FCD信息的有效性，处于TCH中源节点和目的节点的路径之外的节点就不能修改FCD，环上节点在若干个时隙内有公认的“饿死”节点，其它节点则不能占用这些时隙，防止由于频繁修改FCD信息无法生效，算法进入死循环。条件(2)保证选出的是“饥饿度”最高的节点。

以图2为例对上述描述进行说明，图中节点1有发往节点6的数据流，节点2、3、4、5可根据条件(1)和条件(2)修改FCD为本节点信息。假如此时1-6TCH的FCD中已记录节点2的信息，如果2位于源目的节点1和6之间，而且节点3的等待时间大于节点2的等待时间，则节点3可以用本节点信息覆盖FCD。类似的，节点4和5也满足两个条件，从而可以修改FCD为本节点的信息。假如到目的节点6时，FCD中记录的是节点4的ID和等待时间，说明当前节点4是“饿死”现象最严重的节点。节点6只能向不经过4的任意节点发数据，使到达节点4的空闲时隙增加，从而缓解4的“饿死”现象。假如节点6向节点3发数据，需要经过节点7、1、2，由于节点4不在6-3的路径中，故节点7、1、2不能修改FCD的信息，保证了一段时间内环上有公认的“饥饿”节点，此时为4，环上其它节点不能占用该时隙，为节点4“让路”。如果允许7、1、2修改FCD为本节点信息的话，FCD信息被频繁修改，环上节点没有公认的“饥饿”节点，也就无法实现为“饿死”节点“让路”。

需要注意的是，具有“饿死”倾向的节点不应无限制的连续修改多个TCH的FCD，因为这样可能会使环上其它处于“饿死”状态的节点长时间得不到空闲的时隙资源，使全网各个节点达到公平性的周期变长。节点可以根据本地缓存队列的积压量来决定修改多少TCH的FCD，积压量越多，节点修改TCH的数目也相应越多，环上其他节点为其“让路”的时间越长；反之亦反。积压量与可修改TCH数目的定量可根据实际需要进行设定。

图4示出了本发明第一实施例的TCH的数据格式，其中，

PRE为帧前导，实现同步和帧定界；

SLOT ID为时隙标识，在同一信道中的各个时隙具有不同的标识，可为连续整数；

I为时隙占用指示比特，置为1表示忙状态，置为0表示闲状态；

H-CRC为TCH头校验，不仅用于头部纠错和检错，还用于TCH的定界；

Channel ID为所在信道编号，用于标识发送和接收数据的信道；

LEN为时隙长度；

OT为时隙头与时隙的位置的偏移量(Offset Time，OT)；

SRC为源节点地址(Source address)；

DST为目的节点地址(Destination Address)；

FFlag为公平占用指示比特；置为1表示有饿死节点，称FCD非空；置为0表示没有饿死节点，称FCD为空；

FID为“饿死”节点ID；

FWT为“饿死”节点等待时间长度；

CRC为循环冗余校验码，用于TCH本身的比特差错控制。

其中，FFlag、FID和FWT组成FCD。

时隙占用指示比特I为0，表明其对应时隙空闲，如果FCD为空(FFlag＝0)则直接占用该TCH对应的空闲时隙，节点可以使用该时隙向任意节点发数据。

如果节点收到的TCH中I为0且FCD非空(FFlag＝1)，则表明环上已经出现“饿死”节点。

i)如果FID中记录的是本节点ID，则可以占用该时隙向任意节点发数据；节点根据“饿死”现象的缓解状况决定是否将FCD清空。“饿死”现象缓解状况的判定细节不视为本发明的内容。一个实际的例子是根据本地缓存队列的积压量减少状况来判定。

ii)如果FID中记录的不是本节点，则节点发送数据是有限制的：可以向在FID中记录节点之前的任何节点发数据；如果有满足条件的数据就占用该空闲时隙，否则不占用。

节点收到一个I等于1的TCH，表明TCH对应的时隙被占用。如果FCD为空(FFlag＝0)且本节点为“饿死”节点，则将本节点信息(包括FID和FWT)填入FCD，并设置FCD为非空。

节点收到一个I等于1的TCH，如果FCD非空(FFlag＝1)，判断本节点是否为“饿死”节点，

i)如果不是“饿死”节点，将其对应的时隙直接转发；

ii)如果是“饿死”节点，查看FID中记录的节点ID是否在TCH的源目的节点路径之内，如果是，比较本节点等待时间与FCD记录的FWT，如果大于其值就用本节点信息(包括FID和FWT)覆盖FCD，并设置FCD为非空。

时隙环网中的每个节点接收来自各个接入网发送来的IP业务，根据业务的目的节点、服务类别等信息，使所述IP业务进入相应的待发队列。节点对TCH的操作除了通常的源节点和目的节点地址检查、信道标识检查及CRC外增加一个步骤，就是对FCD的读写。节点根据FCD的记录来决定是否向环上注入数据和向哪些目的节点发数据。根据图4所示的TCH数据格式，节点进行的主要操作步骤如图5所示：

步骤501：节点收到一个TCH。

步骤502：节点根据自身的等待时间和TCH的内容，对所收到的TCH的FCD进行修改。具体包括：

节点进行如下两个判断：

该TCH的时隙占用比特I是否表示空闲？

该TCH中的FFlag是否为空？

如果上述A、B两个判断结果均为是，则进入分支流程a：

a01：节点得出如下结论：本节点可以占用该TCH所对应的时隙向环网上的任意节点发送数据。

然后执行步骤503。

如果上述A判断结果为是，B判断结果为否，则进入分支流程b：

步骤b01：判断该TCH中的FID是否为本节点的标识，若是，则执行步骤b02，否则转至步骤b05。

步骤b02：节点得出如下结论：本节点可以占用该TCH所对应的时隙向环网上的任意节点发送数据。

步骤b03：判断本节点的“饿死”现象是否缓解？若是执行步骤b04，否则转至步骤503。节点可以根据本地缓存队列的积压量减少状况来判定“饿死”现象是否缓解。

步骤b04：清空所述TCH中的FCD的内容。然后转至步骤503。

步骤b05：判断本节点到待发送数据的目的节点的路径是否经过FCD中记录的FID对应的节点，若是，则执行步骤b06，否则执行步骤b07。

步骤b06：节点得出如下结论：不占用该时隙，并转至步骤503。

步骤b07：节点占用该时隙向目的节点发送数据，并转至步骤503。

如果上述A判断结果为否，B判断结果为是，则进入分支流程c：

步骤c01：判断本节点的等待时间是否超过预先设定的等待门限，若是，则执行步骤c02；否则转至步骤503。

步骤c02：节点将本节点ID和等待时间分别写入该TCH的FCD中的FID和FWT，并将FFlag设置为非空。然后转至步骤503。

如果上述A和B判断结果均为否，则进入分支流程d：

步骤d01：判断本节点的等待时间是否超过预先设定的等待门限，若是，则执行步骤d02；否则转至步骤503。

步骤d02：判断FID是否在TCH中源节点和目的节点的路径上，若是，则执行步骤d03，否则执行步骤503。

步骤d03：判断本节点的等待时间是否大于FCD中FWT记录的时间，若是则执行步骤d04，否则转至步骤503。

步骤d04：将本节点的ID和等待时间覆盖TCH的FCD中的FID和FWT，然后转至步骤503。

步骤503：节点将该TCH发送至环网上的下游节点。

通过以上的实施方式的描述，本领域的技术人员可以清楚地了解到本发明可借助软件加必需的硬件平台的方式来实现，当然也可以全部通过硬件来实施，但很多情况下前者是更佳的实施方式。基于这样的理解，本发明的技术方案对背景技术做出贡献的全部或者部分可以以软件产品的形式体现出来，该计算机软件产品可以存储在存储介质中，如ROM/RAM、磁碟、光盘等，包括若干指令用以使得一台计算机设备(可以是个人计算机，服务器，或者网络设备等)执行本发明各个实施例或者实施例的某些部分所述的方法。

本发明实施例还提出一种时隙环网上的网络设备，如图6所示，包括如下模块：

收发模块610，用于接收来自上游节点的时隙控制信息，并将时隙控制信息发送至下游节点；

判断模块620，用于根据所述收发模块610所收到的时隙控制信息判断当前时隙是否为空闲时隙，并根据所述时隙控制信息判断当前是否存在饿死节点，若存在饿死节点，还判断饿死节点的标识与本节点标识是否相同；

业务发送模块630，用于当所述判断模块判断结果为当前时隙为空闲时隙，且当前存在饿死节点，并且饿死节点的标识与本节点标识不同时，将本节点的业务数据通过不经过所述饿死节点的路径发送。

所述判断模块620包括：

空闲判断单元621，用于根据所述时隙控制信息判断当前时隙是否为空闲时隙，并输出判断结果。

饿死节点判断单元622，用于根据所述时隙控制信息判断是否存在饿死节点；若存在饿死节点，还判断饿死节点的标识与本节点标识是否相同，并输出判断结果。

等待时间判断单元623，用于当饿死节点判断单元的判断结果为存在饿死节点，且饿死节点的标识与本节点标识不同时，判断本节点的业务等待时间是否大于饿死节点的业务等待时间，并输出判断结果；

路径判断单元624，用于判断饿死节点是否在所述时隙控制信息携带的路径信息所对应的路径上，并输出判断结果；

所述时隙环网节点进一步包括修改模块640，用于当所述等待时间判断单元和路径判断单元的判断结果均为是，将第一节点的标识和业务等待时间写入所述时隙控制信息。

所述等待时间判断单元623还用于当饿死节点判断单元的判断结果为不存在饿死节点时，判断本节点的业务等待时间是否超过预先设置的等待门限，向所述修改模块640发送修改指示；

所述修改模块640用于根据所述修改指示，将第一节点的标识和业务等待时间写入所述时隙控制信息。

当空闲判断单元621判断当前时隙为空闲时隙，且饿死节点判断单元622判断当前不存在饿死节点或者存在的饿死节点为本节点时，所述业务发送模块630还用于占用当前时隙向任意节点发送数据。

所述判断模块620进一步包括缓解判断单元624，当饿死节点判断单元判断饿死节点为本节点时，所述缓解判断单元用于判断本节点的饿死现象是否缓解，若是，则通知所述修改模块640；

所述修改模块640用于根据来自缓解判断单元624的通知，将所述时隙控制信息的是否存在饿死节点的指示设置为否，并清空饿死节点的标识和饿死节点的业务等待时间。

所述修改模块640进一步包括：修改次数判断单元641，用于根据本地缓存队列的积压量确定所能修改时隙控制信息的最大次数，并判断连续将本节点的标识和业务等待时间写入时隙控制信息的次数是否达到所述最大次数，若否，则修改模块将本节点的标识和业务等待时间写入时隙控制信息。

本发明实施例方案通过在单向信道上循环的时隙控制信息的头域内增加饿死节点信息的指示，实现对环上“饿死”节点信息的动态收集，协调各个节点占用资源的时间，确保各节点的公平性；在发现环上有“饿死”节点后，利用时隙环网空间重用的特性，节点可以向不经过“饿死”节点的任意节点发数据，充分利用了环网资源。不会像传统基于信誉的公平算法那样为了保证节点间公平性而放置空闲时隙不用；不会出现业务负载较轻或业务流互不影响时，对源进行无谓限制，资源利用率高同时算法有良好的收敛性。由于节点可以随时利用对其他节点没有影响的时隙而不是必须等待某个重置周期之类的时间，所以其接入时延传统算法要短。

以上所述仅为本发明的具体实施例而已，并不用以限制本发明，凡在本发明原则之内所作的任何修改、等同替换和改进等，均应包含在本发明的保护范围之内。

Claims (15)

1、一种时隙环网中的时隙调度方法，其特征在于，包括：

时隙环网的第一节点接收来自第一节点的上游节点的与当前时隙唯一对应的时隙控制信息，所述时隙控制信息携带当前时隙是否为空闲时隙的指示，以及是否存在饿死节点的指示；

第一节点根据所述时隙控制信息判断当前时隙为空闲时隙，则进一步根据所述时隙控制信息判断是否时隙环网上存在处于饿死状态的第二节点，若是，则第一节点根据时隙控制信息中携带的饿死节点的标识，确定不经过第二节点的路径，并通过所述路径发送业务数据。

2、根据权利要求1所述的时隙调度方法，其特征在于，所述时隙控制信息还携带路径信息；

所述第一节点根据所述时隙控制信息判断当前时隙不是空闲时隙，则进一步包括：

根据所述时隙控制信息判断存在处于饿死状态的第二节点，则进一步判断是否同时满足如下条件：

第一节点的业务等待时间大于第二节点的业务等待时间；

第二节点在所述时隙控制信息携带的路径信息所对应的路径上；

若是，则将第一节点的标识和业务等待时间写入所述时隙控制信息，作为饿死节点的标识和业务等待时间。

3、根据权利要求2所述的方法，其特征在于，所述第一节点根据所述时隙控制信息判断当前时隙不是空闲时隙，且不存在处于饿死状态的第二节点，则进一步包括：

判断第一节点的业务等待时间是否超过预先设置的等待门限，若是，则将第一节点的标识和业务等待时间写入所述时隙控制信息，作为饿死节点的标识和业务等待时间；否则，第一节点将所述时隙控制信息发送至第一节点的下游节点。

4、根据权利要求1所述的方法，其特征在于，所述根据所述时隙控制信息判断时隙环网上不存在处于饿死状态的第二节点，则包括：

第一节点占用当前时隙向任意节点发送数据。

5、根据权利要求1所述的方法，其特征在于，所述根据所述时隙控制信息判断时隙环网上存在处于饿死状态的第二节点为：所述时隙控制信息中携带存在饿死节点的指示，并且所述时隙控制信息中携带的饿死节点标识与第一节点标识不同。

6、根据权利要求4所述的方法，其特征在于，若所述根据所述时隙控制信息判断时隙环网上不存在处于饿死状态的第二节点为：所述时隙控制信息中携带存在饿死节点的指示，且所述时隙控制信息中携带的饿死节点标识为第一节点标识，则进一步包括：

判断第一节点的饿死现象是否缓解，若是，则将所述时隙控制信息的是否存在饿死节点的指示设置为否，并清空饿死节点的标识和饿死节点的业务等待时间。

7、根据权利要求4所述的方法，其特征在于，若所述根据所述时隙控制信息判断时隙环网上不存在处于饿死状态的第二节点为：所述时隙控制信息中携带不存在饿死节点的指示，则进一步包括：判断第一节点的业务等待时间是否大于预先设置的等待门限，若是，则将第一节点的标识和业务等待时间写入所述时隙控制信息，作为饿死节点的标识和业务等待时间，并将所述时隙控制信息中的是否存在饿死节点的指示设置为是。

8、根据权利要求2或7所述的方法，其特征在于，所述将第一节点的标识和业务等待时间写入所述时隙控制信息，作为饿死节点的标识和业务等待时间之前，进一步包括：判断连续将第一节点的标识和业务等待时间写入所述时隙控制信息的次数是否达到最大次数，所述最大次数为根据本地缓存队列的积压量所确定的所能修改时隙控制信息的最大次数，若否，则执行所述将第一节点的标识和业务等待时间写入所述时隙控制信息，作为饿死节点的标识和业务等待时间的步骤。

9、一种网络设备，其特征在于，包括：

收发模块，用于接收来自时隙环网上本网络设备的上游节点的时隙控制信息；

判断模块，用于根据所述收发模块收到的时隙控制信息判断该时隙是否为空闲时隙，并根据所述时隙控制信息判断时隙环网上本网络设备之外的节点中是否存在饿死节点；

业务发送模块，用于当所述判断模块的判断结果为该时隙为空闲时隙且存在本网络设备之外的饿死节点，根据时隙控制信息中的饿死节点标识，将本网络设备的业务数据通过不经过所述饿死节点的路径发送。

10、根据权利要求9所述的网络设备，其特征在于，所述判断模块包括：

空闲判断单元，用于根据所述时隙控制信息判断该时隙是否为空闲时隙，并输出判断结果；

饿死节点判断单元，用于根据所述时隙控制信息判断是否存在饿死节点；若存在饿死节点，还判断所述饿死节点的标识与本节点标识是否相同，并输出判断结果。

11、根据权利要求10所述的网络设备，其特征在于，所述判断模块还包括：

等待时间判断单元，用于当所述饿死节点判断单元的判断结果为存在饿死节点，且所述饿死节点的标识与本节点标识不同时，判断本节点的业务等待时间是否大于所述饿死节点的业务等待时间，并输出判断结果；

路径判断单元，用于判断所述饿死节点是否在所述时隙控制信息携带的路径信息所对应的路径上，并输出判断结果；

所述网络设备进一步包括修改模块，用于当所述等待时间判断单元和所述路径判断单元的判断结果均为是，将本网络设备的标识和业务等待时间写入所述时隙控制信息。

12、根据权利要求11所述的网络设备，其特征在于，当所述空闲判断单元输出的判断结果为该时隙不是空闲时隙时，所述等待时间判断单元还用于当所述饿死节点判断单元的判断结果为不存在饿死节点时，确定本节点的业务等待时间超过预先设置的等待门限，向所述修改单元发送修改指示；

所述修改模块用于根据所述修改指示，将本网络设备的标识和业务等待时间写入所述时隙控制信息。

13、根据权利要求9所述的网络设备，其特征在于，当所述空闲判断单元的判断结果是该时隙为空闲时隙，且所述饿死节点判断单元的判断结果是不存在饿死节点或者存在的饿死节点为本节点时，所述业务发送模块还用于占用该时隙向任意节点发送数据。

14、根据权利要求11所述的网络设备，其特征在于，所述判断模块进一步包括缓解判断单元，当所述饿死节点判断单元的判断结果是饿死节点为本节点时，所述缓解判断单元用于判断本节点的饿死现象是否缓解，若是，则通知所述修改模块；

所述修改模块用于根据来自所述缓解判断单元的通知，将所述时隙控制信息的是否存在饿死节点的指示设置为否，并清空饿死节点的标识和饿死节点的业务等待时间。

15、根据权利要求11或12所述的网络设备，其特征在于，所述修改模块进一步包括：修改次数判断单元，用于根据本地缓存队列的积压量确定所能修改时隙控制信息的最大次数，并判断连续将本节点的标识和业务等待时间写入时隙控制信息的次数是否达到所述最大次数，若否，则将本节点的标识和业务等待时间写入时隙控制信息。

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