CN113726486A - 一种并行冗余网络中的报文去重方法、系统及存储介质 - Google Patents

一种并行冗余网络中的报文去重方法、系统及存储介质 Download PDF

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Abstract

本发明公开了一种并行冗余网络中的报文去重方法、系统及计算机可读存储介质。通过边界区间窗口与位图表相结合来判断是否有报文乱序发生以及报文的收到与否，可以在网络状况稳定没有乱序的情况下，获得最佳性能；在网络抖动或不稳定，有乱序报文产生时，能正确处理乱序报文，在性能和内存需求上优于通过查询表格来去重的算法。

Description

一种并行冗余网络中的报文去重方法、系统及存储介质
技术领域
本发明涉及计算机技术领域，具体涉及一种并行冗余网络中的报文去重方法、系统及计算机可读存储介质。
背景技术
为了保证网络通信的高可靠性，并行冗余网络技术（如IEC62439-3标准定义的PRP（Parallel Redundancy Protocol））已广泛应用于金融、国家电网等安全关键领域。并行冗余网络的主要原理是双网并行，每个节点通过两个物理网卡连接到两个相互隔离、并行的网络，发送数据时，发端给每个报文附加一个递增的序列号，通过两个物理网卡发送两份完全一样的报文到两个并行的网络，接收端根据源MAC地址和报文中的序列号进行去重，对于同源MAC和序列号的两个报文，先到的被接收并处理，后到的被丢弃。
接收端的去重处理是并行冗余网络的关键技术，现有的去重方法中：
一种是收到新报文时，通过比较新报文的序列号是否大于已收到历史报文的最大序列号。如果大于，则认为是新包，如果小于等于，则认为是重包。该方法简单高效，但是它的前提条件是网络中的报文都是按顺序到达的，它不能处理报文乱序的情况，如报文在乱序情况下以1-3-2-4的顺序被收到，接收端在收到序列号为2的报文时，由于已收到历史报文的最大序列号为3，序号2小于序号3，那2号报文就被错误地丢掉了。
另一种去重方法是查表的方式，在接收端建立一个表格，把已收到报文的序列号保存在表格中，收到新包时，在表格中查找新包的序列号，如果找到，则认为是重包，如果没找到，则认为是新包，并在表格中记录该序列号。该方法能够很好地处理报文乱序情况，但是要对每一个报文进行查表、建表，并且还要处理表格的动态增长和表项老化后的回收处理，在性能上有一定的损失，影响了报文的传输速率。另外表格的内存消耗也比较大。
有鉴于此，有必要引入一种新的报文去重方法，以实现不管网络报文是正序还是乱序的情况下，都能高效、正确地进行去重处理。
发明内容
本发明的主要目的在于提供一种并行冗余网络中的报文去重方法、系统及计算机可读存储介质，以实现不管网络报文是正序还是乱序的情况下，都能高效、正确地进行去重处理。
为实现上述目的，本发明提供的一种并行冗余网络中的报文去重方法，包括：
步骤S1，获取当前接收到的报文的序列号；
步骤S2，判断所述序列号与当前边界区间窗口的左边界值和右边界值之间的大小关系；其中，所述左边界值和所述右边界值的初始值均为第一个收到的报文对应的序列号；
步骤S31，在所述序列号小于等于所述左边界值或者所述序列号等于所述时右边界值，判断为重包；
步骤S32，在所述序列号大于所述右边界值时，判断为新包，并将所述右边界值更新为所述序列号，以及将所述序列号在位图表中对应的位表值修改为第一值；其中，所述位图表中存储有所述左边界值与所述右边界值之间的序列号对应的报文收到状态，其中，收到状态对应的记录值为第一值，未收到状态对应的记录值为第二值；
步骤S33，在所述序列号等于所述左边界值+1时，判断为新包，并将所述左边界值更新为所述序列号，以及将所述序列号在位图表中对应的位表值修改为第一值；
步骤S341，在所述序列号大于所述左边界值+1，且小于所述右边界值时，获取所述序列号在位图表中的对应位置及对应的位表值；
步骤S342，在所述位表值为所述第一值时，判断为重包；在所述位表值为所述第二值时，判断为新包，并将所述位表值修改为所述第一值。
进一步的，所述左边界值和右边界值之间的长度的最大允许阈值为长度K，所述位图表的长度为所述长度K。
进一步的，还包括步骤：采用取模运算的方式将所述左边界值与所述右边界值之间的序列号与位图表中的bit位建立对应关系。
进一步的，所述步骤S32还包括：将更新前的所述右边界值与更新后的所述右边界值之间的所述序列号在所述位图表中采用回绕的方式分配未被占用的位表位置以及记录对应的位表值为所述第二值。
进一步的，所述步骤S32之后，还包括步骤S322：判断新的所述右边界值与所述左边界值之间的长度是否大于所述长度K；若是，则收敛所述左边界值，以使收敛后的所述左边界值与所述右边界值之间的长度小于等于所述长度K。
进一步的，将收敛后的所述左边界值在所述位图表中对应的位表值清零。
进一步的，所述步骤S33还包括：步骤S331，判断更新后的的左边界值的右侧相邻的序列号在所述位图表中对应的位表值是否为所述第二值；若是，继续步骤S1；若否，则进入步骤S332；
步骤S332，将所述更新后的左边界值再次更新为所述右侧相邻的序列号，并返回所述步骤S331。
本发明还提供一种计算机系统，包括存储器、处理器和存储在所述存储器上并可在所述处理器上运行的计算机程序，所述计算机程序被所述处理器执行时实现如上任一项所述的并行冗余网络中的报文去重方法的步骤。
本发明还提供一种计算机可读存储介质，所述计算机可读存储介质上存储有计算机程序，所述计算机程序被处理器执行时实现如上任一项所述的并行冗余网络中的报文去重方法的步骤。
在本发明的技术方案中通过步骤S1，获取当前接收到的报文的序列号；步骤S2，获取所述序列号与当前边界区间窗口的左边界值和右边界值之间的大小关系；步骤S31，在所述序列号小于等于所述左边界值或者所述序列号等于所述时右边界值，判断为重包；步骤S32，在所述序列号大于所述右边界值时，判断为新包，并将所述右边界值更新为所述序列号，以及将所述序列号在位图表中对应的位表值修改为第一值；其中，所述位图表中存储有所述左边界值与所述右边界值之间的序列号对应的报文收到状态，其中，收到状态对应的记录值为第一值，未收到状态对应的记录值为第二值；步骤S33，在所述序列号等于所述左边界值+1时，判断为新包，并将所述左边界值更新为所述序列号，以及将所述序列号在位图表中对应的位表值修改为第一值；步骤S341，在所述序列号大于所述左边界值+1，且小于所述右边界值时，获取所述序列号在位图表中的对应位置及对应的位表值；步骤S342，在所述位表值为所述第一值时，判断为重包；在所述位表值为所述第二值时，判断为新包，并将所述位表值修改为所述第一值。本发明的技术方案通过边界区间窗口与位图表相结合来判断是否有报文乱序发生以及报文的收到与否，可以在网络状况稳定没有乱序的情况下，获得最佳性能；在网络抖动或不稳定，有乱序报文产生时，能正确处理乱序报文，在性能和内存需求上优于通过查询表格来去重的算法。
附图说明
图1为本发明实施例方案涉及的硬件运行环境的结构示意图；
图2为本发明一实施例中并行冗余网络中的报文去重方法的流程图；
图3为本发明一实施例中的当前接收到报文的序列号大于SEQ_WIN_LEFT + 1且小于SEQ_WIN_RIGHT时的示意图；
图4为本发明一实施例中的当前接收到报文的序列号等于SEQ_WIN_LEFT + 1时的示意图；
图5为本发明一实施例中的当前接收到报文的序列号大于SEQ_WIN_RIGHT时的示意图。
本发明目的实现、功能特点及优点将结合实施例，参照附图做进一步说明。
具体实施方式
应当理解，此处所描述的具体实施例仅仅用以解释本发明，并不用于限定本发明。
在后续的描述中，使用用于表示元件的诸如“模块”、“部件”或“单元”的后缀仅为了有利于本发明的说明，其本身没有特定的意义。因此，“模块”、“部件”或“单元”可以混合地使用。
请参照图1，图1为本发明各个实施例中所提供的计算机系统的硬件结构示意图。所述计算机系统可以包括通信模块01、存储器02及处理器03等部件。本领域技术人员可以理解，图1中所示出的计算机系统还可以包括比图示更多或更少的部件，或者组合某些部件，或者不同的部件布置。其中，所述处理器03分别与所述存储器02和所述通信模块01连接，所述存储器02上存储有计算机程序，所述计算机程序同时被处理器03执行。
通信模块01，可通过网络与外部设备连接。通信模块01可以接收外部设备发出的数据，还可发送数据、指令及信息至所述外部设备，所述外部设备可以是手机、平板电脑、笔记本电脑和台式电脑等电子设备。
存储器02，可用于存储软件程序以及各种数据。存储器02可主要包括存储程序区和存储数据区，其中，存储程序区可存储操作系统、至少一个功能所需的应用程序（构建分布矩阵）等；存储数据区可存储根据计算机系统的使用所创建的数据或信息等。此外，存储器02可以包括高速随机存取存储器，还可以包括非易失性存储器，例如至少一个磁盘存储器件、闪存器件、或其他易失性固态存储器件。
处理器03，是计算机系统的控制中心，利用各种接口和线路连接整个计算机系统的各个部分，通过运行或执行存储在存储器02内的软件程序和/或模块，以及调用存储在存储器02内的数据，执行计算机系统的各种功能和处理数据，从而对计算机系统进行整体监控。处理器03可包括一个或多个处理单元；优选的，处理器03可集成应用处理器和调制解调处理器，其中，应用处理器主要处理操作系统、用户界面和应用程序等，调制解调处理器主要处理无线通信。可以理解的是，上述调制解调处理器也可以不集成到处理器03中。
尽管图1未示出，但上述计算机系统还可以包括电路控制模块，电路控制模块用于与市电连接，实现电源控制，保证其他部件的正常工作。
本领域技术人员可以理解，图1中示出的计算机系统结构并不构成对计算机系统的限定，可以包括比图示更多或更少的部件，或者组合某些部件，或者不同的部件布置。
根据上述硬件结构，提出本发明方法各个实施例。
通常，报文中采用8字节序列号，确保网络中每个报文的序列号都是唯一且不会回绕的。以1Gb/s的网速为例，每秒大约80000个报文来计算，264的序列号空间需要700多万年才会溢去和回绕。在PRP（Parallel Redundancy Protocol）并行冗余网络中，正常情况下接收端会从两个物理网卡接收到两份完全一样的报文，此时接收端需要根据报文中的源MAC地址和序列号进行去重处理，对于源MAC地址和序列号一样的两份报文，接收一份，丢掉一份。为了能能高效地进行去重处理，请参考图2~5，为实现上述目的，本发明的一实施例中提供的一种并行冗余网络中的报文去重方法，包括：
步骤S1，获取当前接收到的报文的序列号。
步骤S2，获取所述序列号与当前边界区间窗口的左边界值和右边界值之间的大小关系；其中，所述左边界值和所述右边界值的初始值均为0。具体的，在接收端定义一个由左边界值SEQ_WIN_LEFT和右边界值SEQ_WIN_RIGHT为左右边界的边界区间窗口。在本实施例中，边界区间窗口的当前大小是一个动态变化的值（后续步骤进行介绍）。当SEQ_WIN_LEFT等于SEQ_WIN_RIGHT时，边界区间窗口的大小为0，表示没有乱序发生。当SEQ_WIN_LEFT小于SEQ_WIN_RIGHT时，边界区间窗口的大小大于0，表示序号在SEQ_WIN_LEFT和SEQ_WIN_RIGHT之间的网络报文出现乱序。优选的，在一具体实施例中，边界区间窗口的当前大小是可变的，其最大大小为SEQ_WIN_SIZE（最大边界区间窗口，即后文所述的所述左边界和右边界值之间的长度最大允许阀值为长度K），该值可以进行配置，例如可以默认为65535。
步骤S31，在所述序列号小于等于所述左边界值或者所述序列号等于所述时右边界值，判断为重包。
步骤S32，在所述序列号大于所述右边界值时，判断为新包，并将所述右边界值更新为所述序列号，以及将所述序列号在位图表中对应的位表值修改为第一值；其中，所述位图表中存储有所述左边界值与所述右边界值之间的序列号对应的报文收到状态，其中，收到状态对应的记录值为第一值，未收到状态对应的记录值为第二值。
步骤S33，在所述序列号等于所述左边界值+1时，判断为新包，并将所述左边界值更新为所述序列号，以及将所述序列号在位图表中对应的位表值修改为第一值。
步骤S341，在所述序列号大于所述左边界值+1，且小于所述右边界值时，获取所述序列号在位图表中的对应位置及对应的位表值。
步骤S342，在所述位表值为所述第一值时，判断为重包；在所述位表值为所述第二值时，判断为新包，并将所述位表值修改为所述第一值。
具体的，上述方法中，在接收端另外定义了一个位图表，位图表的大小可以为SEQ_WIN_SIZE，占用的内存空间为SEQ_WIN_SIZE/8 = 65535/8 = 8K字节。该位图表用于记录边界区间窗口内（包含左右边界）每个序列号报文收到与否的状态。通过序列号对SEQ_WIN_SIZE进行取模运算来将序列号与位图表中的bit位关连起来。由于位图表的大小是边界区间窗口的最大大小，且取模运算是采用回绕的方式循环利用位图表的bit位，这样可以保证边界区间窗口内的每个序列号都能唯一且不会冲突地对应到位图表中的一个bit位。例如所述第一值为1，第二值为0。
优选的，在一具体实例中，所述左边界值和右边界值之间的长度的最大允许阈值为长度K，所述位图表的长度为所述长度K。
具体的，下面以更为直白的描述来介绍上述步骤S31~步骤S342：
首先，考虑没有乱序发生的状态，在没有乱序发生的情况下，只需要通过边界区间窗口进行去重判断，SEQ_WIN_RIGHT等于SEQ_WIN_LEFT，如果新报文的序列号小于等于SEQ_WIN_RIGHT/SEQ_WIN_LEFT，则为重包，如果等于SEQ_WIN_RIGHT + 1，则为新包；如果大于SEQ_WIN_RIGHT + 1，则为新包的同时，出现了乱序，也就是说SEQ_WIN_RIGHT与收到的序列号之间的报文处于尚未收到状态，先收到了SEQ_WIN_RIGHT + 1之后的报文。
在有乱序发生的情况下，则通过边界区间窗口和位图表的信息进行去重判断，收到新包时，如果新包的序列号小于边界区间窗口的左边界，则为重包，如果大于边界区间窗口的右边界，则为新包，如果在边界区间窗口范围之内，则判断位图表中对应序列号的的位表值（bit位）是否为1，若为1则为重包，若为0则为新包。
具体的，如果新报文的序列号小于SEQ_WIN_LEFT，则为重包，丢弃即可，无需其他操作，边界区间窗口和位图表保持不变。
如果新收到报文的序列号等于SEQ_WIN_LEFT或者SEQ_WIN_RIGHT，则为重包，丢弃即可，无需其他操作，边界区间窗口和位图表保持不变。
请一并结合图4，如果新收到报文的序列号等于SEQ_WIN_LEFT + 1，结合位图表计算新的边界区间窗口左边界并将位图表中移去的序列号对应的bit位清零，例如位图表中表示序列号为SEQ_WIN_LEFT+2的报文已经收到，SEQ_WIN_LEFT+3的报文还没有收到，则新的边界区间窗口左边界为SEQ_WIN_LEFT+2，并将SEQ_WIN_LEFT和SEQ_WIN_LEFT + 1对应位图表中的bit位清零。
在一具体实施例中，所述步骤S33还包括：步骤S331，判断更新后的的左边界值的右侧相邻的序列号在所述位图表中对应的位表值是否为所述第二值；若是，继续步骤S1；若否，则进入步骤S332；步骤S332，将所述更新后的左边界值再次更新为所述右侧相邻的序列号，并返回所述步骤S331。
请一并结合图3，如果新收到报文的序列号大于SEQ_WIN_LEFT + 1并且小于SEQ_WIN_RIGHT，则不需要更新边界区间窗口的左右边界，只是根据位图表来判断报文是否为重包，如果为重包，则丢弃即可，如果是新包则接收并将位图表中新收到报文序列号对应的bit位置1，表示该序列号的报文已经收到。
请一并结合图5，如果新收到报文的序列号大于SEQ_WIN_RIGHT，则将边界区间窗口的右边界扩展为新收到报文的序列号，并将位图表中右边界对应在bit位置1，在扩展之前先判断扩展后边界区间窗口的大小是否大于最大边界区间窗口大小，如果大于最大边界区间窗口大小，先对边界区间窗口的左边界进行收敛已确保边界区间窗口的大小不会超过最大边界区间窗口大小。
在一具体实施例中，所述步骤S32还包括：所述步骤S32还包括：将更新前的所述右边界值与更新后的所述右边界值之间的所述序列号在所述位图表中采用回绕的方式分配未被占用的位表位置以及记录对应的位表值为所述第二值。
在一优选的示例中，所述步骤S32之后，还包括步骤S322：判断新的所述右边界值与所述左边界值之间的长度是否大于所述长度K；若是，则收敛所述左边界值，以使收敛后的所述左边界值与所述右边界值之间的长度小于等于所述长度K。进一步的，还可以包括步骤：将收敛后的所述左边界值在所述位图表中对应的位表值修改为所述第二值或者清零。
本发明的技术方案通过边界区间窗口与位图表相结合来判断是否有报文乱序发生以及报文的收到与否，可以在网络状况稳定没有乱序的情况下，获得最佳性能；在网络抖动或不稳定，有乱序报文产生时，能正确处理乱序报文，在性能和内存需求上优于通过查询表格来去重的算法。
本发明提供的一种计算机系统，所述计算机程序被所述处理器03执行时实现如上任一项所述的并行冗余网络中的报文去重方法的步骤。
本发明还提出一种计算机可读存储介质，其上存储有计算机程序。所述计算机可读存储介质可以是图1的计算机系统中的存储器02，也可以是如ROM（Read-Only Memory，只读存储器）/RAM（Random Access Memory，随机存取存储器）、磁碟、光盘中的至少一种，所述计算机可读存储介质包括若干信息用以使得计算机系统可以执行本发明各个实施例所述的方法。
在本说明书的描述中，参考术语“一实施例”、“另一实施例”、“其他实施例”、 或“第一实施例~第X实施例”等的描述意指结合该实施例或示例描述的具体特征、 结构、材料或者特点包含于本发明的至少一个实施例或示例中。在本说明书中，对上述术语的示意性表述不一定指的是相同的实施例或示例。而且，描述的具体特征、结构、材料、方法步骤或者特点可以在任何的一个或多个实施例或示例中以合适的方式结合。
上述本发明实施例序号仅仅为了描述，不代表实施例的优劣。
以上仅为本发明的优选实施例，并非因此限制本发明的专利范围，凡是利用本发明说明书及附图内容所作的等效结构或等效流程变换，或直接或间接运用在其他相关的技术领域，均同理包括在本发明的专利保护范围内。

Claims (9)

1.一种并行冗余网络中的报文去重方法，其特征在于，包括：
步骤S1，获取当前接收到的报文的序列号；
步骤S2，判断所述序列号与当前边界区间窗口的左边界值和右边界值之间的大小关系；其中，所述左边界值和所述右边界值的初始值均为第一个收到的报文对应的序列号；
步骤S31，在所述序列号小于等于所述左边界值或者所述序列号等于所述右边界值，判断为重包；
步骤S32，在所述序列号大于所述右边界值时，判断为新包，并将所述右边界值更新为所述序列号，以及将所述序列号在位图表中对应的位表值修改为第一值；其中，所述位图表中存储有所述左边界值与所述右边界值之间的序列号对应的报文收到状态，其中，收到状态对应的记录值为第一值，未收到状态对应的记录值为第二值；
步骤S33，在所述序列号等于所述左边界值+1时，判断为新包，并将所述左边界值更新为所述序列号，以及将所述序列号在位图表中对应的位表值修改为第一值；
步骤S341，在所述序列号大于所述左边界值+1，且小于所述右边界值时，获取所述序列号在位图表中的对应位置及对应的位表值；
步骤S342，在所述位表值为所述第一值时，判断为重包；在所述位表值为所述第二值时，判断为新包，并将所述位表值修改为所述第一值。
2.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，所述左边界值和右边界值之间的长度的最大允许阈值为长度K，所述位图表的长度为所述长度K。
3.根据权利要求2所述的方法，其特征在于，还包括步骤：采用取模运算的方式将所述左边界值与所述右边界值之间的序列号与位图表中的bit位建立对应关系。
4.根据权利要求3所述的方法，其特征在于，所述步骤S32还包括：将更新前的所述右边界值与更新后的所述右边界值之间的所述序列号在所述位图表中采用回绕的方式分配未被占用的位表位置以及记录对应的位表值为所述第二值。
5.根据权利要求2所述的方法，其特征在于，所述步骤S32之后，还包括步骤S322：判断新的所述右边界值与所述左边界值之间的长度是否大于所述长度K；若是，则收敛所述左边界值，以使收敛后的所述左边界值与所述右边界值之间的长度小于等于所述长度K。
6.根据权利要求5所述的方法，其特征在于，还包括步骤：将收敛后的所述左边界值在所述位图表中对应的位表值清零。
7.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，所述步骤S33还包括：步骤S331，判断更新后的左边界值的右侧相邻的序列号在所述位图表中对应的位表值是否为所述第二值；若是，继续步骤S1；若否，则进入步骤S332；
步骤S332，将所述更新后的左边界值再次更新为所述右侧相邻的序列号，并返回所述步骤S331。
8.一种计算机系统，其特征在于，包括存储器、处理器和存储在所述存储器上并可在所述处理器上运行的计算机程序，所述计算机程序被所述处理器执行时实现如权利要求1至7中任一项所述的并行冗余网络中的报文去重方法的步骤。
9.一种计算机可读存储介质，其特征在于，所述计算机可读存储介质上存储有计算机程序，所述计算机程序被处理器执行时实现如权利要求1至7中任一项所述的并行冗余网络中的报文去重方法的步骤。
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