CN106357555A - 一种基于业务均衡的cicq结构分组调度算法 - Google Patents

Abstract

本发明公布了一种基于业务均衡的CICQ结构分组调度算法，属于高性能分组交换机控制技术领域。本发明算法以最大程度使得交换机工作于work‑conserving状态为核心，在分组到达之后进入输入端口之前进行业务均衡。基于使得交换机工作于work‑conserving状态的需要，调整新到达分组进入的输入端口，在输入调度中采用空交叉缓存队列优先的策略，以尽可能实现work‑conserving，在保证通过率的同时降低平均分组时延。对于交叉缓存为一个分组的CICQ交换机的仿真结果显示，本发明算法在通过率和平均分组时延方面优于已有的主流算法，在大规模高性能CICQ交换机中具有良好实用价值。

Description

一种基于业务均衡的CICQ结构分组调度算法

技术领域

本发明属于高性能分组交换机控制技术领域。

背景技术

到目前为止，人们对高性能联合输入交叉节点排队(Combined Input-Crosspoint-Queued，CICQ)结构的分组调度进行了大量研究，主流算法分为基于轮询RR(Round-Robin)的算法和最大权重匹配法。基于RR的算法主要有RR-RR、DRR(DifferentialRound-Robin)、TFQA(Tracking Fair Quota Allocation)、RR-LQD(Longest QueueDetecting)等。基于权重的最大匹配法主要包括以队长、交叉缓存占用率、阻塞时间为权重的最大权重匹配法，例如LQF-RR(Longest Queue First and RR)、MCBF(Most CriticalBuffer First)、SCBF(Shortest Crosspoint Buffer First)、SBF-GWF(the Shortestbuffer First and the Greatest Weight buffer First)、HOPS(Hybrid OptimizationPacket Scheduling)、MCQF(Most Critical Queue First)等。RR及其改进算法实现简单，复杂度一般为O(1)，且大多数算法对可接入均匀业务可获得近100％的通过率，但平均分组时延较大。最大权重匹配法以复杂度增大为代价来获取分组时延的下降。例如代表性的MCBF算法以特定输出和输入端口对应的crossbar中缓存的分组数目为权重，充分利用crossbar资源，但没有考虑VOQ的队列长度。而近来提出的SBF-GWF算法，在MCBF的基础上，进一步地，输出调度采用VOQ队长为权重，相比MCBF及其它算法，时延性能有显著提高。

在已有的CICQ调度算法中，即使是性能突出的SBF-GWF算法，相比采用最简单的FIFO(First In First Out)算法的输出排队(OQ)结构，其时延性能依然有较大差距。根本原因在于OQ结构交换机能够工作于work-conserving状态，确保获得100％的通过率，从而使得时延下降。但是OQ结构的加速比使得其可扩展性受限，在大规模高速交换中不具有实用价值。

基于这个思路，不同于已有的算法，本发明以最大程度实现交换机工作于work-conserving状态为核心，提出了一种业务均衡的方法，并基于业务均衡提出了CICQ结构中的一种新的分组调度算法，即基于业务均衡的空交叉缓存队列优先(Empty-crossbuffer-queue First with Traffic Balance,EFTB)算法。本发明提供的EFTB算法整体考虑业务均衡和输入调度，利用业务均衡调整到达分组进入到相应的输入端口，为输入调度实现交换机逼近work-conserving状态提供便利，从而降低平均分组时延。

发明内容

本发明的目的是针对crossbuffer缓存容量为一个分组的CICQ结构交换机，通过将业务均衡与输入调度相结合，提供使交换机最大程度工作于work-conserving状态并具有良好的通过率和平均分组时延性能的分组调度算法。为实现上述目的，本发明采用的技术路线为：

第一步初始化

在时隙开始时根据业务到达矩阵、VOQ状态矩阵、交叉缓存状态矩阵，计算得到下面调度过程中需要使用到的输入和输出端口集合。

第二步work-conserving匹配

对于无业务到达、有传输需求、且交叉缓存队列为空的输出端口集合进行work-conserving匹配。对于一个VOQ队列，若其非空且其对应的交叉缓存为空，则称其为可调度VOQ队列。在work-conserving匹配中，优先选择对应可调度VOQ队列数最少的输出端口进行匹配。匹配原则是优先选择无业务到达且可调度的非空队列数最少的输入端口与该输出端口进行匹配。后续的端口匹配中可调度队列的计算将不包括已匹配的输出端口和输入端口对应的所有VOQ队列。

第三步加入业务均衡的work-conserving匹配

对于有业务到达、有传输需求、且交叉缓存队列为空的输出端口集合进行加入业务均衡的work-conserving匹配。与第一步work-conserving匹配相似，优先选择可调度VOQ队列数最少的输出端口，选择有业务到达、可调度、非空VOQ队列数最少的输入端口与其匹配。不同的是，如果找不到这样的输入端口与所选输出端口进分组行匹配，则选择去往该输出端口有业务到达的队长最长的VOQ，将新到达的原本进入该VOQ队列的分组调整至其它输入端口去往该输出端口队长最短的VOQ队列，并将该输出端口与存入新分组的输入端口匹配。一次输入调度中，每个输入端口最多只有一次调离分组以及接受分组的机会。

第四步冗余匹配

在第一和第二两步work-conserving匹配结束后，对于每个尚未匹配的输入端口，选择去往该输出端口的非空VOQ队列数最小的输出端口与其匹配。

第五步业务均衡的补全

对于同时包含在业务均衡中被调整过和未被调整过的新到达分组的输入端口集合，从中任选一个输入端口并将其从该集合中剔除，将选出的输入端口未被调整过的新到达分组调整至任意不包含新到达分组的输入端口。重复上述操作直至该输入端口集合为空。

本发明的有益效果：本发明针对crossbuffer容量为单个分组的CICQ结构交换机，提供了一种使交换机最大程度工作于work-conserving状态的输入调度算法，在输出端采用经典的LQF算法，两者组合得到EFTB-LQF算法。仿真结果显示其能够有效提高交换机通过率，同时对于常见的均匀/非均匀，Bernoulli/ON-OFF业务，其具有与OQ结构几乎相同的平均分组时延。相比已有的代表性的主流算法，本发明提供的算法在交换机通过率及平均分组时延性能方面具有明显的优势。因此本发明提供的算法在大规模高性能CICQ交换机中具有良好实用价值。

附图说明

图1是联合输入交叉节点排队(CICQ)结构交换机框图；

图2是加入业务均衡模块的联合输入交叉节点排队(CICQ)结构交换机框图；

图3是work-conserving匹配流程图；

图4是加入业务均衡的work-conserving匹配流程图；

图5是冗余匹配流程图；

图6是EFTB算法总流程图。

具体实施方式

图1给出了CICQ结构分组交换机框图，图2给出了本发明提出的带有业务均衡模块的CICQ结构框图。本发明根据输入调度的work-conserving需求，通过业务均衡来调整新到达分组进入的输入端口，在输入调度中采用空交叉缓存队列优先的策略，以尽可能实现交换机工作于work-conserving状态，在保证通过率的同时降低平均分组时延。

第一步初始化

首先，时隙开始时根据交换机的业务到达矩阵A、VOQ队列状态矩阵Q、交叉缓存状态矩阵X，按照下述方法计算出相应的输出和输入端口集合以及可调度状态矩阵。

假设某8×8交换机(即N＝8)，时隙开始时矩阵A_N×N＝{a_ij}_N×N，Q_N×N＝{q_ij}_N×N，X_N×N＝{x_ij}_N×N如下：

$A_{8\×8}=\left[\begin{array}{cccccccc}1& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 1& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 1& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 1& 0& 0& 0\\ 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\end{array}\right],Q_{8\×8}=\left[\begin{array}{cccccccc}1& 1& 0& 0& 0& 1& 0& 0\\ 0& 1& 1& 0& 0& 0& 1& 0\\ 0& 1& 1& 1& 0& 1& 1& 1\\ 0& 0& 1& 1& 1& 1& 0& 0\\ 0& 0& 0& 1& 1& 0& 0& 0\\ 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 1\end{array}\right],$

$X_{8\×8}=\left[\begin{array}{cccccccc}0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 1\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\end{array}\right]$

其中a_ij＝1表示输入端口i本时隙有去往输出端口j的新分组到达，否则a_ij＝0；q_ij＝1表示其对应的VOQ非空，否则q_ij＝0；x_ij＝1表示其对应的交叉缓存非空，否则x_ij＝0。

然后，根据以上三个矩阵初始化相应的输入输出端口集合如下：

O^A＝{1,2,3,4,5},O^N＝{6,7,8},Y＝{2,3,4,5,6,7},Y^A＝{2,3,4,5},Y^N＝{6,7},I＝{1,2,3,4,5,6,7,8}

其中O^A为输出端口j的集合，O^A＝{1≤j≤N|本时隙有去往输出端口j的分组进入交换机，即O^N为O^A在所有输出端口集合中的补集；Y为输出端口j的集合，Y＝{1≤j≤N|B_j＝0且Y^A为输出端口j的集合，Y^A＝Y∩O^A；Y^N为输出端口j的集合，Y^N＝Y∩O^N；I为未被匹配的输入端口i的集合。

根据上述输出端口的集合，初始化与其相对应的可调度状态矩阵如下：

$E_{8\×8}=\left[\begin{array}{cccccccc}1& 1& 0& 0& 0& 1& 0& 0\\ 0& 1& 1& 0& 0& 0& 1& 0\\ 0& 1& 1& 1& 0& 1& 1& 0\\ 0& 0& 1& 1& 1& 1& 0& 0\\ 0& 0& 0& 1& 1& 0& 0& 0\\ 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 1\end{array}\right],E_{8\×6}^Y=\left[\begin{array}{cccccc}1& 0& 0& 0& 1& 0\\ 1& 1& 0& 0& 0& 1\\ 1& 1& 1& 0& 1& 1\\ 0& 1& 1& 1& 1& 0\\ 0& 0& 1& 1& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0\end{array}\right],$

$E_{8\×2}^N=\left[\begin{array}{cc}1& 0\\ 0& 1\\ 1& 1\\ 1& 0\\ 0& 0\\ 0& 0\\ 0& 0\\ 0& 0\end{array}\right],E_{8\×4}^A=\left[\begin{array}{cccc}1& 0& 0& 0\\ 1& 1& 0& 0\\ 1& 1& 1& 0\\ 0& 1& 1& 1\\ 0& 0& 1& 1\\ 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0\end{array}\right]$

其中矩阵E_N×N＝{e_ij}_N×N，为输入调度的可调度状态矩阵，若x_ij＝0且q_ij＝1则e_ij＝1；否则e_ij＝0。矩阵E^Y、E^N、E^A分别为集合Y、Y^N、Y^A中的输出端口在矩阵E中对应的列组成的子矩阵。

最后，初始化业务均衡矩阵D和输入调度矩阵S为零阵。

第二步集合Y^N的work-conserving匹配

Y^N＝{6,7}，c^E ₆＝3>c^E ₇＝2，则选择输出端口7先进行匹配。r^N ₂＝1<r^N ₃＝2，故选择输入端口2与其匹配，置s₂₇＝1，在I中剔除输入端口2。同样地，选择输入端口1与输出端口6进行匹配，置s₁₆＝1，在I中剔除输入端口1。至此集合Y^N的work-conserving匹配结束。

其中为输出端口j的剩余可调度队列数，即 为输入端口i的无业务输出端口可调度队列数，即

第三步集合Y^A加入业务均衡的work-conserving匹配

Y^A＝{2,3,4,5}，其中c^E ₅＝2最小，故选择输出端口5先进行匹配。r^A ₅＝2<r^A ₄＝3，故选择输入端口5与其匹配，置s₅₅＝1，在I中剔除输入端口5。同样地，置s₄₄＝1，s₃₃＝1，在I中剔除输入端口3和4。此时Y^A中还剩输出端口2尚未匹配，但输入端口1、2、3均已被匹配，无法在I中找到未被匹配的输入端口与输出端口2匹配。而a₂₂＝1，则将输入端口2的属于V₂₂的新到达分组调整至输入端口6的V₆₂中，置d₆₂＝1，s₆₂＝1，在I中剔除输入端口6。至此集合Y^A加入业务均衡的work-conserving匹配结束。

其中r_i ^A为输入端口i的有业务输出端口可调度队列数，即V_ij为输入端口i和输出端口j对应的虚拟输出队列(VOQ)。

第四步冗余匹配

此时I＝{7,8}，即还剩输入端口7、8尚未匹配。输入端口7无业务不予匹配，对于输入端口8，由于c^Q ₁＝3>c^Q ₈＝2，则选择输出端口8与输入端口8匹配，置s₈₈＝1。

其中为输出端口j的非空VOQ队列数，即

第五步业务均衡的补全

之前已确定d₆₂＝1，由于输入端口6同时包含了未被调整的去往输出端口1的新到达分组以及由输入端口2调整而来的去往输出端口2的新到达分组，需要将其未被调整的新到达分组调整至不包含新到达分组的输入端口2或7，这里任意选择输入端口2，置d₂₆＝1。输入端口1,3,4,5,8的新到达分组均未被调整，则置d₁₁,d₃₃,d₄₄,d₅₅,d₈₈分别为1。输入端口7无新到达分组且未接收其他端口的新到达分组，为补全矩阵D为置换矩阵，置d₇₇为1。

最终业务均衡矩阵为：

$D_{8\&times;8}=\left[\begin{array}{cccccccc}1& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 1& 0& 0\\ 0& 0& 1& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 1& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 1& 0& 0& 0\\ 0& 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 1& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 1\end{array}\right],$

均衡后的业务到达矩阵和VOQ队列状态矩阵分别为：

${A^{\&prime;}}_{8\&times;8}=DA=\left[\begin{array}{cccccccc}1& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 1& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 1& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 1& 0& 0& 0\\ 0& 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\end{array}\right],{Q^{\&prime;}}_{8\&times;8}=\left[\begin{array}{cccccccc}1& 1& 0& 0& 0& 1& 0& 0\\ 1& 1& 1& 0& 0& 0& 1& 0\\ 0& 1& 1& 1& 0& 1& 1& 1\\ 0& 0& 1& 1& 1& 1& 0& 0\\ 0& 0& 0& 1& 1& 0& 0& 0\\ 1& 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 1\end{array}\right]$

输入调度矩阵和输入调度后的交叉缓存状态矩阵分别为：

$S_{8\&times;8}=\left[\begin{array}{cccccccc}0& 0& 0& 0& 0& 1& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 1& 0\\ 0& 0& 1& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 1& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 1& 0& 0& 0\\ 0& 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 1\end{array}\right],{X^{\&prime;}}_{8\&times;8}=\left[\begin{array}{cccccccc}0& 0& 0& 0& 0& 1& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 1& 0\\ 0& 0& 1& 0& 0& 0& 0& 1\\ 0& 0& 0& 1& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 1& 0& 0& 0\\ 0& 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 0\\ 1& 0& 0& 0& 0& 0& 0& 1\end{array}\right]$

Claims (1)

1.一种基于业务均衡的CICQ结构分组调度算法，其特征是：

第1步初始化基本变量：

令V_ij为输入端口i和输出端口j对应的虚拟输出队列(VOQ)，N为交换机端口数，X_ij为输入端口i和输出端口j对应的交叉缓存；初始化x_ij，若X_ij为空置x_ij＝0，否则x_ij＝1，得到交叉缓存的状态矩阵X_N×N＝{x_ij}_N×N；令l_ij表示V_ij的队长，得到VOQ队长矩阵L_N×N＝{l_ij}_N×N；令所有去往输出端口j的交叉缓存中排队分组的队长之和初始化q_ij，若l_ij＝0则令q_ij＝0，否则q_ij＝1，得到VOQ的队列状态矩阵Q_N×N＝{q_ij}_N×N；初始化a_ij，若本时隙输入端口i有去往输出端口j的分组到达，则置a_ij＝1，否则a_ij＝0，得到业务到达矩阵A_N×N＝{a_ij}_N×N；定义输出端口j相应的集合Y、O^A、O^N分别为Y＝{1≤j≤N|B_j＝0且}，O^A＝{1≤j≤N|本时隙有去往输出端口j的分组进入交换机，即}，以及O^N为O^A在所有输出端口集合中的补集；初始化e_ij，若x_ij＝0且q_ij＝1则令e_ij＝1，否则e_ij＝0，则输入调度的可调度状态矩阵E_N×N＝{e_ij}_N×N；定义C为有业务到达，且新到达分组未被业务均衡调整过的输入端口i的集合，R为未接收过由业务均衡调整而来的分组的输入端口i的集合，I为未匹配的输入端口i的集合；定义矩阵D_N×N＝{d_ij}_N×N为业务均衡矩阵，其为一置换矩阵，d_ij＝1表示将本时隙输入端口j到达的分组调整至输入端口i对应的VOQ进行缓存，否则d_ij＝0；定义矩阵S_N×N＝{s_ij}_N×N为输入调度裁决中得到的输入调度矩阵，s_ij＝1表示本时隙将V_ij中的分组调度至X_ij中，否则s_ij＝0；

第2步输出端口j的集合Y^N的work-conserving匹配，其中Y^N＝Y∩O^N：

(2.1)若Y^N为空，第2步结束，进到第3步；

(2.2)令为输出端口j剩余的可调度队列数，即从Y^N中选择最小的输出端口j，若转到(2.5)；

(2.3)令r_i ^N为输入端口i的无新业务空交叉缓存队列输出端口可调度队列数，即若I中不存在满足e_ij＝1的输入端口i，则转到(2.5)；否则从I中所有满足e_ij＝1的输入端口中选择r_i ^N最小的输入端口i，置s_ij＝1；

(2.4)从I中剔除输入端口i，并对所有的输出端口j^*∈Y，更新

(2.5)从Y^N中剔除输出端口j，并对所有的输入端口i^*∈I，更新回到(2.1)；

第3步输出端口j的集合Y¹的加入业务均衡的work-conserving匹配，其中Y^A＝Y∩O^A：

(3.1)若Y^A为空，第3步结束，进到第4步；

(3.2)从Y^A中选择最小的输出端口j；

(3.3)令r_i ^A为输入端口i的有新业务空交叉缓存队列输出端口可调度队列数，即若I中不存在满足e_ij＝1的输入端口i，转到(3.5)；否则从I中所有满足e_ij＝1的输入端口中，选择r_i ^A最小的输入端口i；

(3.4)判断V_ij的头分组是否是本时隙新到达的分组，若是，则从C和R中均剔除输入端口i，令矩阵D中的元素d_ii为1；否则不做任何操作；不论上述判断结果如何，转到(3.6)；

(3.5)从I中选择l_ij最小的输入端口i，从C中满足a_i’j＝1的输入端口中选择l_i’j最大的输入端口i’，置矩阵D中的元素d_ii’为1，从R中剔除输入端口i，从C中剔除输入端口i’；

(3.6)令s_ij＝1；从I中剔除输入端口i，从Y^A中剔除输出端口j，并对所有的输入端口i^*∈I，更新回到(3.1)；

第4步I的冗余匹配：

(4.1)若I为空，第4步结束，进到第5步；

(4.2)令为输出端口j的非空VOQ队列数，即从I中任选一输入端口i，如果不存在满足e_ij＝1的输出端口j，则转到(4.4)；否则在所有满足e_ij＝1的输出端口中选择最小的输出端口j；

(4.3)令s_ij＝1，判断V_ij的头分组是否是本时隙新到达的分组，若是，则从C和R中均剔除输入端口i，置矩阵D中的元素d_ii为1；否则不做任何操作；

(4.4)从I中剔除输入端口i，回到(4.1)；

第5步在矩阵D中任意挑选一个满足的元素d_ij，将其置为1，重复此过程直至没有这样的d_ij，至此矩阵D为一置换矩阵；

第6步按照业务均衡矩阵D对到达业务进行业务均衡，然后根据输入调度矩阵S进行输入调度。