CN113424500B - 用于在时间敏感的网络中路由的方法 - Google Patents
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Abstract
本发明涉及一种用于在网络中路由的方法。在此，网络包括多个网络节点。网络为此可以具有一个网络节点到另一个网络节点的不同的互连和连接。因此获得了网络的实际的拓扑。按照本发明，现在分两个阶段执行路由。首先，在简化阶段减少到网络节点的可能链路的数量。因此获得了简化的拓扑，在该简化的拓扑中，舍弃不需要路线搜寻的网络节点或到网络节点的链路。然后在随后的路由和时间规划阶段中计算出简化的拓扑中的网络节点的经优化的路线。
Description
技术领域
本发明涉及一种用于在时间敏感的网络中路由的方法。
背景技术
在典型的IT网络中的实时通信现今极为罕见，但它却是许多工业网络场景中无处不在的话题，例如用于车辆中的部件或生产设备中的机器之间的通信。这些系统具有高实时性要求，因为这些系统中的故障经常会导致高昂的经济损失，如在生产流水线中机械臂相撞，或者甚至在用于安全应用——诸如安全气囊或紧急断路开关之类——的使用时导致人员的伤亡。工业自动化尤其极易受到通信内部的延迟和延迟变化的影响，因为装配线的机器和机器人需要精确的控制和同步，以便确保准确的制造过程。当前为许多这些应用使用专有的解决方案和专用网络，以便确保遵守预定的最大的延迟。
针对这些现场总线的例子有CAN、Sercos III、Profibus或EtherCat。Sercos III、Profinet和EtherCat基于以太网，但它们由于实现了实时性保证的专有扩展而不兼容。因此，在借助不同的现场总线连接的设备之间的通信需要网关。网关导致了阻碍互操作性或者说互用性的通信孤岛。
由此产生的结果是现在有一种趋势是协调不同的通信标准并将关键的和非关键的流量合并到一个网络中。这个趋势导致了IEEE时间敏感网络(TSN)任务组(TG)的建立。TSN TG提出了一系列机制，它们统称为TSN。这些机制定义了符合IEEE 802的、可以提供实时性保证的以太网。以太网是IT领域内实际上的通信标准。TSN中的一个关键机制是IEEEStd.802.1Qbv，它实现了高确定性的通信。其中指定了针对以太网的基于类别的时分法(英文“Time Division Multiple Access”(TDMA)，即，时分多址)。这个标准主要针对交换机的扩展，但也可以在终端主机上实施。
在每个输出端口上，IEEE Std.802.1Qbv在每个流量类别(Verkehrsklasse)的队列前引入一个时控门。这个门控制是否释放用于传输的相应队列中的帧。每个端口均有时间规划，该时间规划定义针对各个门的打开时间和关闭时间。尽管队列并且因此门也是基于类别的，但通过相应的规划也实现了基于流的控制。由此能单独规划两个主机之间的每个通信流。
IEEE标准定义了控制机制(时控的队列)，但它没有指定用于计算这些满足应用的实时性要求和带宽要求的时间规划的算法。原则上必须为每个实时流相应地规划在所述流的源和所述流的目的地之间的路线上在每个交换机处的门的配置。这些时间规划的计算通常是一个NP困难问题(NP-Hard问题)。
在本申请中提及了用于TSN的时间规划和路线的有效计算。基于优化方法、如“可满足性模块理论”(SMT)和整数线性规划(ILP)的不同的解决方案以及用于优化传播时间以解决问题的启发式算法被证实适用于计算时间规划。然而这些解决方案中的大多数均忽略了不仅在时间上通过时间规划而且也在空间上通过路由来隔离通信流的可能性。由现有技术已知基本的时间和路线规划解决方案。然而当人们把这两个问题放在一起看时，针对本来就已经极为复杂的规划问题的解的搜索空间还会进一步扩大。
在多种解决方案中研究具有预定的路线的时控(TDMA)的时间规划的计算、特别是针对当今主要基于实时以太网技术的现场总线。在Steiner等人发表的出版物“AnEvaluation of SMT-Based Schedule Synthesis for Time-Triggered Multi-hopNetworks”(Wilfried Steiner；2010)中提出，借助“可满足性模块理论”(SMT)将TTEthernet中的调度问题建模为能用标准SMT求解器求解的“约束满足”问题。
为了确保发送器应用将有待发送的消息及时提供给网络，在“SMT-based Task-and Network-Ievel Static Schedule Generation for Time-Triggered NetworkSystems”(Craciunas/Oliver，2016年)以及“Combined task-and network-levelscheduling for distributed time-triggered Systems”(Craciunas/Oliver，2014)中同样也基于SMT提出了通用的过程和网络规划问题的公式。
整数线性规划(ILP)是另一种众所周知的旨在在考虑到优化目标的情况下公式表达规划问题的方法。在“Profinet IO IRT Message Scheduling”(Hanzalek/Burget/Sucha，2009年)中，提出了针对优化的规划问题的ILP公式，它们最小化了用于为ProfibusIRT或TSN建立时间规划的计算时间。
然而旨在准确解决规划问题的SMT和ILP解决方案经受基本NP-Hard优化问题的高度复杂性。因此提出了多种启发式算法来加快时间规划计算。为此提出了一种基于禁忌搜索的启发式算法，它减少了优化TSN规划问题的传播时间。
所有上述解决方案均仅专注于实时流的时间隔离，而没有考虑到也在空间上通过沿不同路径的路由来隔离流的可能性。规划工具因此只能沿着预定路线的边寻找解，由此限制了解空间。
共同的路由和时间规划解决方案考虑到了流的空间上的和时间上的隔离。已知一种用于扩展软件定义网络(SDN)的解决方案，以便在有限的消息传播时间和消息传播时间散播方面达到实时能力。为了这个目的，已知用于通过路由和规划实现实时流的时间分离和空间分离的三个系统。三个所提出的系统中的其中两个系统是启发式的并且通过排除解来限制搜索空间。第三种解决方案使用ILP模型，以便在一个步骤中计算路线和时间规划。所提出的ILP模型的路由部分类似于基础模型。但取代优化ILP模型而提出启发式算法，其减少了路线选项的数量并且在此忽略了有效的解。在本申请中，有意消除对解空间的限制。
此外，可以扩展所述解决方案以实现流分配的迭代添加。在这种扩展方案中，移除了没有将所参与的终端主机连接到网络上的边。这是用于减少模型大小的极为简单的解决方案，但拓扑的包含了无效解的大多数部分都保持未被涉及。与该解决方案相反的是，现在我们在本申请中排除所有不是用于特定流的非环路路线的部分的边和节点。为此，我们为每个源-目的地节点组合计算专用的简化的拓扑，以便大幅减小难题程度。
此外，已知用于混合关键汽车网络的形式为0-1 ILP的共同的路线和时间规划的解决方案。其说明了专门针对一个应用场景定制的模型。因此所提出的解决方案在ILP公式中有一定的局限性，例如时间规划粒度与变量的数量直接相关。与此相反的是，在本申请中考虑了通用的模型。此外还可以使用当前的优化来优化前述解决方案。
同样由现有技术已知用于TSN网络的公共路由和调度的ILP模型。这两种解决方案均呈现了耗费的规划模型，它们不是本申请的重点，但两者都没有考虑到优化拓扑以降低ILP的复杂性。但因为它们的路由模型与本申请中使用的基础路由模型非常相似，因此在本申请中追求的优化可以很容易地适应所提出的ILP。在下文中表明，即使与所使用的更为简单的规划模型相比，经优化的模型也具有更出色的表现。
最后还讨论了在特定条件如限期或有限的缓冲区大小(交换机的最大储备)下检查对特定时间规划的遵守的分析性解决方案。在现有技术中，例如由“Modelling innetwork calculus a TSN architecture mixing Time-Triggered,Credit Based Shaperand Best-Effort queues”(Daigmorte、Boyer、Zhao；2018)提出了正式网络演算框架的多个扩展，以便对时控的规划机制、如来自TSM的定时门控机制以及其它规划算法、如来自TSN的基于信用的整形器(CBS)建模，CBS主要用于音频/视频流量。这些分析性的解决方案对于分析收敛网络特别有用，在收敛网络中，同时实施不同的规划机制会导致不普通的效果。因此可以例如分析高优先级的、时控的流量对低优先级地推动的流量的影响。然而这种分析需要预定的时间规划作为输入并且因此不能替代本申请中力求的针对时控流量的时间规划和路线合成的算法。
发明内容
在本申请中提出的任务是，为共同的时间和路线规划问题提出优化的解决方案。该任务通过根据本发明的特征解决。本发明涉及一种用于在网络中路由和调度的方法，其中，所述网络包括多个网络节点并且所述网络具有实际的拓扑，其特征在于，首先在简化阶段中减少到网络节点的可能的链路的数量，并且因此计算简化的拓扑，其中，在简化阶段中，为由源和目的地构成的每个组合引入自己的拓扑并且为每个拓扑计算从源到目的地或网络节点的路线，之后在路由和时间规划阶段中在所述简化的拓扑中计算路由和调度的优化。
取代解决整个共同的时间和路线规划问题而提出预处理步骤，该预处理步骤在人们用ILP解决简化问题之前排除了不可能的解。预处理步骤大幅减少了ILP的条件和变量的数量，而不会排除可能的解，这就是说不影响解的质量。总而言之，达到了下列效果：引入预处理步骤以在不排除有效解的情况下明显减小ILP模型大小并且在与传播时间相关的可扩展性方面对所提出的解决方案进行评估。
交换式以太网网络典型地在全双工模式下工作。因此我们以全双工运行为出发点，但系统模型和所提出的优化转移到半双工运行只需很小的调整。按本发明的网络被建模为有向图其中/>和ε指的是拓扑的节点和边。边(ε)代表以太网连接并且每条边e由所连接的节点的元组定义，/>使用有向图允许了对全双工连接建模，这就是说，朝着两个方向的独立的通信。此外，主机被定义为带有仅一个全双工连接的节点/>并且所有其它的节点被定义为交换机/>由此得出了/>
IEEE Std 802.1Qbv所针对的时间关键的控制应用典型地循环运行并对在传感器、执行器和控制器之间的控制回路建模。对单向数据流(源主机到目的地主机)建模。因此双向通信被建模为两个流。一个流s被定义为源、目的地、大小(字节数)、最大容忍延迟和循环时间的元组：用/>定义所有流的集合。
当前模型中的交换机符合IEEE Std 802.1Q并且特别是实施“Enhancements forscheduled traffic(调度流量增强)”。在中，输入端口被建模为传入边并且输出端口被建模为传出边。尽管真实的交换机在一个物理端口中实施两个功能，但传入的和传出的帧的内部处理是严格分开的。因此当前的模型不违反一般有效性。
为了进一步构建对交换机模型的下列说明，现在说明一个帧在从它到达输入端口、经由处理和排队直到它在输出端口处再次发送的过程中是如何被处理的。为简单起见，转发过程分成四个阶段，即转发、排队、传输选择和传输。
在帧到达输入端口后，交换机会评估帧的以太网报头。交换机基于接收器地址和转发数据库的内容(转发数据库包含目的地MAC地址到输出端口的分配)来选择目的地输出端口。交换机在输出端口处提供一个或多个队列，因为传入的数据速率可能高于输出端口的传出的数据速率，因为帧可以从多个输入端口经由一个输出端口发送。“调度流量增强”使得能实施多达八个队列，以便分开处理不同类型的数据流量。交换机通过评估帧的VLAN标签中的“优先级代码点”(PCP)并将PCP值可配置地分配给硬件队列而将帧指派给其中一个队列。在当前的模型中，在高优先级的控制帧和尽力而为帧(Best effort frames)之间进行了区分。交换机与此对应地用两个逻辑队列建模。
在具有两个以上的硬件队列的交换机中，将其中一个逻辑队列指派给一个硬件队列并且将另一个硬件队列合并到第二逻辑队列中。在本申请中，没有考虑在第二队列中的进一步的优先化或流量整形的影响。要注意的是，在具有唯一一个队列的有收敛的数据流量的场景中，Qbv没有任何意义。
传输选择(transmission Selection，TS)的逻辑决定了下一步将处理哪个队列。这个决定基于针对每个队列所实施的“传输选择算法”(TSA)。TS按降序询问每个队列的TSA，以确认帧是否可用于传输。
尽管IEEE Std 802.1Q指定了多个TSA，但按照本发明，对严格的优先级建模并视其它TSA处在应用范围外。如果队列不为空，则具有严格优先级的TSA会预告一个可用的帧用于传输。因此TS选择非空队列开头的具有最高优先级的帧。然而，仅靠这种机制并不能给出关于有限的等待时间或抖动的硬实时保证。在最糟糕的情况下，具有高优先级的帧发生了延迟，延迟幅度为当前正在传输的MTU大小的尽力而为帧的传输时间。
因此IEEE Std 802.1Q指定了一种名为“门控”的附加机制，它使得能在特定时间内接通或关断对队列的处理。这种机制通过在每个队列后放置一个门实现。当队列的门关闭时，TS就忽略该队列。一个或多个队列由此可以专门使用输出端口。因此门控实现了高优先级的流量和尽力而为流量的时间分离。门的打开和关闭时间在门控列表(GCL)中加以配置。因此GCL是时间规划的实施，在该时间规划中，队列获得了对介质的访问权。为了满足流的等待请求，必须相应地计算所有经过的交换机的GCL。因此，在网络中对所有GCL的计算是一项全局的规划问题。
GCL是元组的列表，其将门的状态描述为二进制向量和状态的持续时间。交换机循环地执行GCL，这就是说，在最后一个状态之后，交换机从头开始处理GCL。GCL循环的持续时间在循环时间中定义。若所有GCL项的持续时间的总和小于循环时间，则保持最后的状态以关闭间隙。为了确保交换机上所有的GCL(每个输出端口一个)的同步实施，交换机维护一个全局时钟。TSN域的交换机通过“精确时间协议”(PTP)同步其时钟。通过交换机中的之前所说明的处理导致了帧的延迟。这些延迟被表达为涉及到中继过程的处理延迟dpr和等待时间dq，等待时间表达了帧在这个交换机的队列中所花费的时间。假定，处理延迟特定于每个交换机，但不发生改变，并且队列延迟为零，因为当前的解决方案防止了有高优先级的控制帧的等待。
除了交换机中的所述延迟外，帧在其从源主机到目的地主机的途中还经历了进一步的延迟，即传输延迟和传播时间延迟。传输延迟dtr表示根据连接速度(link speed)和帧大小(frame size)来调制电缆上的帧比特的时间。连接速度被建模为链路属性，基于此，当前的模型能够考虑到网络中的不同连接速度。如下来计算传输延迟：信号传播时间表征信号在传输介质中传播所需的时间。信号传播时间因此取决于描述信号传播速度的材料常数并且还取决于电缆长度。典型的材料是铜(同轴电缆)和空气(玻纤)。
在当前，传播速度和电缆长度被描述为链路属性并且因此在当前的模型中支持不同的电缆长度和传输介质。如下计算信号传播时间：dpg＝propagation_speed·cable_length。因为信号传播速度是特定于链路的，因此可以在一个预处理步骤中计算信号传播速度并且在当前的模型中使用恒定不变的特定于链路的值。所述延迟定义用于计算帧占用连接或者说链路多长时间并且用于计算帧到达下一个节点的时间。
为了在我们的模型中表达所讨论的延迟，我们提出了三个二元辅助关系和一个辅助函数(参看方程1)：
对用于基于流的规划的门控列表(GCL)的计算，针对每个流需要路线和用于这条路线的边的时间规划。大多数考虑到对实时通信的时间规划的计算的解决方案，都使用路由算法作为预处理步骤，以便为所有的流确定路线。在这些解决方案中，真正的规划问题通常被建模为ILP、SMT或其它优化问题。虽然优化问题的求解器完全搜索了所述搜索空间，但因为没有考虑问题的空间维度，可能无法找到存在的解。此外，纯粹的时间规划问题的解已经是NP-Hard的并且与此对应是耗时的。如果给定的时间规划问题被证实无解，那么就浪费了处理时间。找到找不到解的起因是一项挑战，因为起因可能是多方面的。因此可能例如无法区分网络容量不足以满足所需的流需求的情况和在预处理步骤中选择“错误的”路线的事实。由于有大量可用的路线组合并且由于时间规划问题的复杂性，所以不可能对所有的路线组合进行全面搜索。
以如下方式可以解决所排除的解的问题，即，扩展优化问题，以便共同解决路由问题和时间规划问题。之前提出了用于实现和评估此类优化问题的具有高度复杂性的解决方案。以这些结果为出发点，提出了如何能优化对路线和时间规划的联合计算的问题。启发式算法的实施又回到了所排除的解的初始问题。因此，只有没有先消除可能的解的优化才是可接受的。出于这个原因，提出了一种解决方案，该解决方案基于这样的构思，即，为每个源-目的地组合计算专用拓扑。这些用户定义的拓扑是实际的网络拓扑的子图，减去了不是源和目的地之间的有效路线的部分的边和节点。因为仅不可能实现的路线的边和节点被排除，所以没有消除任何解，只是减小了搜索空间。
在本段中，共同的路由和时间规划问题的表述是基于先前提出的系统模型所提出的(参看第3段)。出于易读性的原因，将对共同的路线规划和时间规划的问题的描述分为两个子问题，即路线规划和时间规划。虽然时间规划和路线的计算高度依赖于彼此，因为时间规划由于对于路线的边的时间分配而总是属于路线，所以我们单独说明了针对两个子问题的ILP条件。
以路由条件的表示开始。
如已经提出的那样，使用有向图来表示出于路由目的的网络拓扑。然后定义两个辅助关系，即in_edges和out_edges。这两个关系式针对每个节点包含传入边或传出边。
针对路由，引入了一个二元的决策变量xs，e∈{0，1}，其针对在中的每个流-边组合标识流s是否使用边e。如果xs，e＝1，那么将边e称为对流s而言是激活的。否则的话就称边是非激活的。
为了计算路线，为每个流使用五个基本条件：第一，源节点只发送信息(单向通信)，因此不应具有激活的传入边。因为xs，e不能为负，所以所述限制不会导致激活的传入边：
第二，源节点必须具有正好一个激活的传出边，因为它是路线的起点：
由于xs，e∈{0，1}，所以仅当满足下列条件：时，才满足限制。
第三，目的地节点不应具有激活的传出边，因为它是路线的终点：
第四，因为路线在目的地节点处必须恰好在一条路径上结束，所以我们将激活的传入边的数量限制为1：
最后，在说明了针对源节点和目的地节点的条件之后，我们必须确保，路线通过网络是连通的。因此我们定义，对每个流的既不是源节点也不是目的地节点的所有节点而言，激活的传入边的数量必须等于激活的传出边的数量：
所提出的路由条件提供了就边对每个流-边组合而言是否激活方面的信息。时间规划条件必须确保，没有多个流被这样规划，使得它们同时使用相同的边。原则上时间规划条件强迫了流在网络的边上的TDMA。为了这个目的，为每个流提出用于每条边的两个整数的变量，所述变量指的是在相应的边上的相应的流的分配的开始和结束：starts，e，ends，e∈[0，s.d]。
在当前的模型中，必须确保下列条件：第一，应当仅使用不会违反路由条件的边。第二，分配的长度必须足以传输流。为了计算所需的分配，使用所说明的延迟定义。第三，分配在相继的边上必须是相继的，这就是说，必须直接在通过交换机结束对帧的处理之后开始到下一条边上的传输。第四，多个流不应同时使用一条边(TDMA)。接下来提出了必要的条件。
首先，做出如下限制，即，一个流仅能将时间分配给不会违反路由条件的边。方程8确保了，当xs，e＝0时，ends.e＝0，否则的话ends，e仅受循环时间的限制。
此外，在一条边上的分配必需足以传输流的整个内容。因此针对分配持续时间的条件考虑到了传播时间延迟和传输延迟。
当边是不激活时，方程9设置了starts，e＝ends，e＝0，否则的话将分配的长度设置为传输的持续时间。此外，我们必需确保，完成到相继的流上的相继的分配。在此，我们考虑到了所经过的节点的处理延迟。
最后，我们通过确保分配不会相交或者说重合来定义一个条件，以便防止在相同的边上的多个同时的分配。为了表达必须选择所说明的分配中的正好其中一个，我们必需实施异或(XOR)。
ILP通常不支持布尔运算符，因为它们比线性条件更难表达。但视所使用的求解器而定，人们可以使用所谓的指示器条件用于对XOR建模。当求解器不支持指示器条件时，BigM约束就能够表达XOR运算。
为简单起见，我们在此设置Big M约束并且为每一对潜在可能发生冲突的流(s、s′)引入一个新的二元变量。此外，我们还需要一个常数M，它总是大于方程的左侧。但当所选择的常数过大时，可能会导致使解无效的数值问题。因此在我们的模型中，我们设置M：＝max(s.d，s‘.d)，因为两个流的期限的最大值必须大于这些流的所有边上的分配的结束end。
为了避免两个流相交或者说重合，我们实行两个条件，所述条件迫使流s先于流s′分配或者流s′先于流s指派：
在第一条件的右侧，我们添加了并且在第二条件的右侧我们添加了。因为/>是二元的，所以求解器可以要么指派/>(这导致了流s先于流s′分配)要么必须满足/>(这导致了流s′先于流s分配)。
在这个段落中提出的路由和时间规划问题的基本的ILP公式已经可以用标准ILP求解器求解。但通常由于多个条件和变量而要忍受可扩展性问题。正好在具有多个备选的路线的网络拓扑中，时间规划和路由问题的共同的解明显扩大了搜索空间。因此现在提出了一种办法来减小搜索空间，而不会妨碍结果的质量。
ILP基础模型的大小随着每个附加的流而强烈增长，因为每个流可以潜在地使用每条边。因此决策变量和条件的数量随每个附加的流而增加。许多这种附加的条件和变量限制了不是技术上可能实现的路线的部分的边。因此人们可以在不排除实际可行的解的情况下减少ILP模型的路由和规划。按照本发明，尤其仅考虑到了流在是有效路线的部分的边上的冲突。在基础模型中，用于避免重叠分配的耗费与流的数量成二次幂关系。
这种解决方案的基本构思在于，首先在一个预处理步骤中(拓扑简化阶段)减少了原始拓扑的边数。为此，我们为每个源-目的地节点组合计算专用的简化拓扑。在简化阶段，重要的是不限制解空间，而只是移除对相应的源-目的地节点组合而言不是实际可行的解的部分的边。要注意的是，这是与相近的解决方案的主要区别，相近的解决方案也使用预处理步骤在解决路由和规划问题之前限制路径。
这些解决方案典型地使用启发式算法来选择一系列有希望的路线，例如k条最短路径，而无需确保不排除任何实际可行的解。取而代之的是，本发明正好想要排除不是实际可行的解的部分的边。我们的优化建议由两部分组成，即拓扑简化和真正的路由和时间规划阶段。拓扑简化作为预处理步骤加以执行。为了在ILP中映射预处理步骤的结果，相应地调整ILP模型。
首先解释对简化的拓扑的计算。在这个阶段中，为每个由源和目的地构成的组合引入自己的拓扑。因此ILP不接收整体拓扑作为输入，而是为每个源-目的地组合考虑到了匹配的拓扑。为每个源-目的地组合计算从源到目的地的所有的无环的路线。
计算路线之后，通过舍弃拓扑中不属于针对这种特定的源-目的地组合的路线的部分的所有边，为每个源-目的地组合计算自己的拓扑。拓扑简化方法作为伪代码出现在列表1中。
因为计算了所有的路线，所以不会限制可解性。通常在任意两个节点之间可能存在直至的路线。但可以假设，实际的拓扑具有数量少得多的路径，因为连接性比在完整的图中小得多。
(列表1)
为了考虑到预先计算好的路线，如下调整按本发明的模型的条件：提出两个辅助关系，即stream_edges和stream_vertices，它们包含了预先计算的路线的边和节点，所述边和节点表示针对每个流的简化的拓扑(参看方程12)。
取代我们将决策变量的数量减少到/>此外，人们可以基于这样的事实，即，/>和忽略将针对源的激活的传入边的数量设置为0(方程3)和将目的地的激活的传出边的数量设置为0(方程5)的限制。在方程4、方程6和方程7中，我们必须只考虑方程13、方程14和方程15中的相应的流的允许的边。
如果针对特定的源-目的地组合存在仅一条路线，那么人们可以省略路由方程并且设置所有的xs,e，这就是说，在规划限制中针对这个源-目的地组合设置为1，这就是说，当路线的选择无意义时，不必由ILP继续执行路由。最后，将路线选项缩减为实际处在的路线选项。因此模型尺寸通常会缩小。
为了规划，我们用stream_edges(s)替代所有出现的ε，用stream_vertices(s)替代所有出现的用/>替代所有出现的/>并且用/>替代所有出现的/>接下来列出了简化问题的由此造成的限制：
ends，e≤starts′，e+ys，s′，e·M，
ends′，e≤starts，e+(1-ys，s′，e)·M，
因为在大多数情况下适用，所以限制的总数明显减少。
总而言之，ILP公式的所需的调整局限于量化和总和极限。因此，用于调整相关的共同的路由和时间规划解决方案的耗费估计很小。
所提出的基于针对每个源-目的地组合的简化网络拓扑的优化不有意排除任何实际可行的解。不过简化的拓扑不仅可以基于源-目的地给出，还可以基于流给出，这导致针对每个流的专用的简化拓扑。网络规划者可以在流的基础上决定对多少路由选项进行建模。因此在设计阶段期间就能调整模型的复杂性。
此外，还可以实施进一步的预处理步骤。例如可以评估不同的边的占用率或流的冲突概率。基于这些附加的步骤的结果，可以优化简化的拓扑，从而得到具有减小的搜索空间的优化模型。
附图说明
由附图得出本发明的其它特征。图中：
图1示出了符合IEEE Std 802.1Q的交换机的数据包转发功能；
图2示出了如在IEEE 802.1Q中指定那样的传输选择；
图3示出了用于流s的路线搜寻条件；
图4表明，当路线搜寻条件被单独使用时，用于路线搜寻的条件不排除两种特殊情况；
图5表明了在相继的边上分配的开始和结束之间的相互关系；
图6表明，方程11通过如下方式防止冲突，即，要么先于流s′分配流s要么先于流s分配流s′；
图7示出了图简化的示例；
图8示出了工厂网络的示例性的拓扑；
图9示出了示例性的路由选项；
图10示出了针对图9的简化的图(中间步骤)；
图11示出了针对图9的简化的图(结果)；
图12示出了具有开始和结束时间变量的示例性的流；
图13示出了针对图12的简化的图(中间步骤)；
图14示出了针对图12的简化的图(结果)。
具体实施方式
图1表明一个帧在从它到达入端口或者说输入端口、经由处理和排队直到它在出端口或者说输出端口处转发的过程中是如何被处理的。为此，图1示出了整个转发过程。为简单起见，转发过程分成四个阶段，即转发、排队、传输选择和传输。
在帧到达输入端口后，交换机评估帧的以太网报头。交换机基于接收器地址和转发数据库的内容(转发数据库包含目的地MAC地址到输出端口的分配)来选择目的地输出端口。
交换机在输出端口处提供一个或多个队列，因为传入的数据速率可能高于输出端口的传出的数据速率，因为帧可以由多个输入端口经由一个输出端口发送。“调度流量增强”[3]使得能实施多达八个队列，以便分开处理不同类型的数据流量。交换机通过评估帧的VLAN标签中的优先级代码点(PCP)并将PCP值可配置地分配给硬件队列而将帧指派给其中一个队列。
图2示出了针对每个队列所实施的“传输选择算法”(TSA)。TS按降序询问每个队列的TSA，以确认帧是否可用于传输。尽管IEEE Std 802.1Q指定了多个TSA，但在本文献中对严格优先级进行建模并视其它TSA处在应用范围之外。
如果队列不为空，则具有严格优先级的TSA会预告一个可用的帧用于传输。因此TS选择非空队列开头的具有最高优先级的帧。然而，仅靠这种机制并不能给出关于有限的等待时间或抖动的硬实时保证。在最糟糕的情况下，具有高优先级的帧发生了延迟，延迟幅度为当前正在传输的MTU大小的尽力而为帧的传输时间。
因此IEEE Std 802.1Q指定了一种名为“门控”的附加机制，它能在特定时间内接通或关断对队列的处理。这种机制通过在每个队列后放置一个门实现。当队列的门关闭时，TS就忽略该队列。一个或多个队列由此可以专门使用输出端口。因此门控实现了高优先级的流量和尽力而为流量的时间分离。
门的打开和关闭时间在门控列表(GCL)中加以配置。因此GCL是时间规划的实施，在该时间规划中，队列获得了对介质的访问权。为了满足流的等待请求，必须相应地计算所有经过的交换机的GCL。因此，在网络中对所有GCL的计算是一个全局的规划问题。
如在系统模型中提出的那样，使用有向图来表示针对路由目的的网络拓扑。为此定义两个辅助关系，即in_edges和out_edges。这两个关系式针对每个节点包含传入边或传出边(参看方程2)。
针对按图3的路由，我们引入了一个二元决策变量xs，e∈{0，1}，其针对在中的每个流-边组合标识流s是否使用边e。如果xs，e＝1，那么我们将边e称为对流s而言是激活的。否则我们就称边为非激活的。
为了计算路线，我们对每个流使用五个基本限制：第一，源节点只发送信息(单向通信)并且因此不应具有激活的传入边(方程3)。因为xs，e不能为负，所以在方程3中的限制不会导致激活的传入边。
第二，源节点必须具有正好一个激活的传出边，因为它是路线的起点。
第三，目标节点不应具有激活的传出边，因为它是路线的终点。
第四，因为路线在目的地节点处必须恰好在一条路径上结束，所以当前的模型只能为目的地选择一个激活的传入边。
最后，在源和目的地受到限制后，必须确保路线经由唯一一条路径通过网络连接。因此定义了，对每个流而言，所有既不是源节点也不是目的地节点的节点具有相同数量的激活的传入边和激活的传出边：
如上所述，路由环路和隔离环路都可能出现，如图4所示那样。路由环路是与真正的路线直接连接的环路，如图中左边所示，而隔离环路则如图中右边所示那样不是路线的一部分。
在我们的模型中，如已经说明的那样，必须确保以下条件：首先，只能使用在路由部分中选择的边。其次，分配的长度必须足以传输流。我们使用传输延迟来计算所需的分配。
图5为此示出了流的传输。此外，对相继的边的分配必须是相继的，即在下一个边上的传输必须直接或者说立即在通过交换机完成对帧的处理后开始。最后，多个流不应同时使用一个边(TDMA)。
如之前提到的那样，通过确保分配在时间上是分开，这就是说分配是不相交或重合的，定义了一种限制，以便防止在相同的边上的多个同时的分配。图6表明了在一条边上两个流的两个存在的非重叠的分配，即，流s先于流s′指派(图6左侧)或流s′先于流s分配(图6右侧)。
拓扑简化的方法在图7中示例性地示出。在图7的左侧示出了原始的拓扑，而其余图像则表明了针对两个源-目的地组合的简化的结果(一次右上和右下)。在这个例子中，两个精简化的拓扑的边之间的交点是空的并且因此在分配之间不可能有相交或重合。
但预处理结果可以在添加或舍弃流时重复使用，这是相关的应用情形。在这种情况下可以逐步改变经简化的拓扑。因此，前期成本是一项良好的投资，因为它们允许快速地重新计算网中的时间规划和路线。
图8示例性地示出了用于使用当前方法的可能的网络的拓扑。
为了进一步优化时间规划和路线合成，网络拓扑被显示为带节点和边ε的图作为对迄今为止的方案的扩展，提出了针对路线和时间规划合成的专门的简化图。首先介绍了从/>到/>的路线合成的图简化并且紧接着讨论了对时间规划合成的简化步骤。
通过对图的简化，为每个流s获得了一个专用的路由图作为简化的基础，我们为每个流计算一定数量的路线。所说明的方法与路线的数量无关。我们将流/>的所考虑的路线的集合描述为/>我们将各个路线表示为访问节点的序列，例如针对流/>的路线0：此外，我们将至少包含在流/>的路线中的所有节点的集合表示为/>我们通过排除没有出现在流/>的任何路线中的所有节点而生成/>
下面借助一个例子来说明所述处理方式。在图9中示出了包括针对流的路由选项的选择在内的原始图。/>的起始节点用白色标记并且目的地节点用黑色标记。由所示的路由选项得出了总共8条可能的路线(针对每个经过的环有两种组合)。
然后在图10中，由在图9中给出的路由选项得出了简化的图。
通过将具有相同的节点度deg(v)的节点的序列分别转换成边，可以进一步简化该图。节点度在此称为节点的边的数量。在节点度发生改变的每个部位处分别插入一个节点。然后由此得出了针对流的最终路由图/>结果在图11中示出。
基于最终的路由图，可以大大简化ILP模型，因为现在不需要用于原始图中的每条可能的边的决策变量(最初是xs，e)，而是仅还需要用于简化图中的每条边的决策变量。
在时间规划合成时，两个因素决定性地影响了ILP模型尺寸：
1.如下边的数量，在所述边上必须分配流。针对流的每个潜在的边，我们将一个针对传输的开始和结束时间的变量添加到模型中。
2.如下边的数量，在所述边上，两个流之间有潜在的冲突。一个冲突是，两个流在同一方向上使用同一条边。在这种情况下，必须确保流不会同时在同一边上分配。
在图12中示出了两个流的潜在的边，为所述流分别添加开始时间变量(starts，e)和结束时间变量(ends，e)。因为我们计算“无等待调度”，第一条边上的开始时间点是在时间规划方面的唯一的自由度。基于这一认识，可以根据第一条边上的开始来计算所有其它的开始和结束时间。与此相应地可以明显减少变量的数量。
为避免冲突，原始模型中设置了两个条件，所述条件防止两个流同时使用一条边。这些条件确保了，要么在流/>之前处理流/>要么在/>之前处理/>在原始模型中，已经以如下方式优化了条件的数量，即，仅当两个流都至少具有一条使用一条边的路线时，两个流之间的在这条边上的潜在冲突才被视为是可能的。图13示出了这种优化的结果。仅保留了两个流在同一方向上所使用的边。/>
在此值得注意的是，其上可能出现冲突的边形成了由多个相继的边构成的序列。基于时间规划的“无等待”属性，一旦在边上确定了顺序，流就不能相互超越。这意味着，在相继的边上，不可能先于调度/>并且在下一条边上在序列中先于/>调度/>因此人们将相继的边的序列视作冲突域并且对于每个冲突域只需做出一次关于先调度哪个流的决定。图14示出了结果情况。
迄今为止，考虑到了仅基于边使用的潜在冲突。如果考虑流的时间变化曲线，则还可以进一步优化模型。对流经过的每条边和中间节点而言，均经过了一定的时段。基于这个时段可以计算出流最早何时能到达边。对每个流而言，也已知的是，流最晚在哪个时间点上必须到达其目的地。由此可以推断出，流最晚何时必须经过边。因此在每条边上针对每个流存在特定的时间窗口。我们可以从两方面使用这个知识：1.仅当时间窗口在被两个流使用的边上重叠时，才需要考虑两个流之间的冲突。2.时间窗口可以用于，通过相应地限制流的起始时间变量的定义范围来限制解空间。为此我们相应地限制变量starts，e和ends，e的定义范围。
总而言之，当前的优化的模型在非普通的场景中通常明显超过了基础模型。预处理时间随着更为复杂的拓扑而增加，但总传播时间仍减少了多达100倍。此外，预处理的简化的拓扑可重复用于网络的增量变化，这使得能实现网络的利于成本的重新配置。
Claims (12)
1.一种用于在网络中路由和调度的方法，其中，所述网络包括多个网络节点并且所述网络具有实际的拓扑，
其特征在于，
首先在简化阶段中减少到网络节点的可能的链路的数量，
并且因此计算简化的拓扑，其中，在简化阶段中，为由源和目的地构成的每个组合引入自己的拓扑并且为每个拓扑计算从源到目的地或网络节点的路线，其中，在所述简化阶段中考虑所使用的链路的占用率和/或冲突概率，以用于优化简化的拓扑并且因此得到具有减小的搜索空间的优化模型，
之后在路由和时间规划阶段中在所述简化的拓扑中计算路由和调度的优化。
2.按照权利要求1所述的方法，其特征在于，所述简化的拓扑具有比实际的拓扑更少的网络节点。
3.按照权利要求1所述的方法，其特征在于，在所述简化阶段中，不限制用于路由的可能解的空间，而是仅移除了不属于解空间的链路或网络节点。
4.按照权利要求2所述的方法，其特征在于，在所述简化阶段中，不限制用于路由的可能解的空间，而是仅移除了不属于解空间的链路或网络节点。
5.按照权利要求1至4中任一项所述的方法，其特征在于，舍弃所有不是所计算的路线的部分的链路。
6.按照权利要求1至4中任一项所述的方法，其特征在于，通过“整数线性规划”(ILP)执行对所述路线的计算。
7.按照权利要求1至4中任一项所述的方法，其特征在于，为了计算经优化的路线，计算可能的路线的所有发送时间并且接着选出时间优化的路线。
8.按照权利要求1至4中任一项所述的方法，其特征在于，为了计算经优化的路线，计算可能的路线的所有路径并且接着选出路径优化的路线。
9.按照权利要求1至4中任一项所述的方法，其特征在于，所述方法由网络参与者在网络节点处执行。
10.按照权利要求1至4中任一项所述的方法，其特征在于，所述方法能用于基于以太网的网络。
11.一种网络系统，所述网络系统具有多个网络参与者、多个网络节点和实际的拓扑，其特征在于，为了在两个网络参与者之间路由，执行按照权利要求1至10中任一项所述的用于在网络中路由和调度的方法。
12.按照权利要求11所述的网络系统，其特征在于，所述网络系统涉及基于TDMA的网络或者CAN-Bus或者SERCOSIII或Profibus或Ethercat。
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