CN116319526B - 一种不相容度感知的联合路由分区调度方法、装置及介质 - Google Patents

一种不相容度感知的联合路由分区调度方法、装置及介质 Download PDF

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CN116319526B CN202310116791.3A CN202310116791A CN116319526B CN 116319526 B CN116319526 B CN 116319526B CN 202310116791 A CN202310116791 A CN 202310116791A CN 116319526 B CN116319526 B CN 116319526B
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Abstract

本发明公开了一种不相容度感知的联合路由分区调度方法、装置及介质，其中方法包括：对网络拓扑和时间触发流量进行建模；对时间触发流量基于调度难度降序进行排序，为时间触发流量逐条确定能够最小化不相容度的冗余路由方案；将确定路由方案后的时间触发流量分为多个流分区，并对流分区基于平均不相容度降序进行排序；迭代调度各流分区，将流分区调度结果作为未被调度的流分区的约束条件输入，遍历所有流分区后得到总体调度方案。本发明将不相容度作为衡量时间触发流量共享链路不可行性的指标，并且基于对该指标的感知来设计联合路由分区调度方案，能够在有效兼顾可调度性和可扩展性的同时，显著提升计算效率，可广泛应用于时间敏感网络领域。

Description

一种不相容度感知的联合路由分区调度方法、装置及介质
技术领域
本发明涉及时间敏感网络领域，尤其涉及一种不相容度感知的联合路由分区调度方法、装置及介质。
背景技术
时间敏感网络(Time-sensitive Network，TSN)能够用于满足确定性的传输需求，可以被广泛应用于诸如物联网、无人驾驶、工业控制等新型信息技术的场景中，对数据流量进行低时延、低抖动、高可靠的传输。
TSN可实现时延敏感流与非时延敏感流的混合传输，这些流量按照传输优先级由高到低可以分为3种类型：时间触发流量、音频视频流量、尽力而为流量。其中时间触发流是负责传输实时数据的关键流量，此类流量有严格的时延要求，具有周期性传输的特点。
TSN实现确定性传输的关键是对数据流的严格管理与网络资源合理配置，即调度机制与路由机制。TSN允许定义显式路由，常见的路由策略有最短路径(Shortest PathFirst，SPF)算法和负载平衡(Load Balance First，LBF)算法。流量调度是TSN标准中的核心机制。对于TSN调度问题，通常会基于整数线性规划(Integer Linear Programming，ILP)、可满足性模理论(Satisfiability Modulo Theories，SMT)的数学方法通过提出一系列由逻辑或数学语言组成的一阶约束来定义调度问题，通过求解器搜索整个求解空间来求得调度的最优方案。
为了保证时间触发流传输的可靠性，通常会通过空间冗余的方法实现容错，然而这种方法会带来额外负载。与此同时，由于工业互联网的飞速发展，实际工业场景中设备的数量也呈现出高速增长的态势。随着实际应用场景中拓扑规模和时间触发流量数量的不断增长，使用ILP和SMT等求解器解决调度问题的难度也大幅增加，如何提高路由和调度整体方案的可扩展性也成为研究的一个方向。目前用于改善可扩展性的相关研究基本使用流分区的方法，即把所有待调度的时间触发流分为几个流分区后进行增量调度，迭代调度各个流分区，将流分区调度结果作为未被调度的流分区的约束条件输入。然而这种增量调度的方法的调度成功率对于流量相互影响的程度十分敏感，目前应用了流分区方法的相关研究大多未能更为全面地考虑如何流分区才能更好地保证可调度性，且在流分区后基本都直接按照随机顺序进行迭代求解，并未考虑到求解顺序对于增量调度求解质量的影响。
发明内容
为至少一定程度上解决现有技术中存在的技术问题之一，本发明的目的在于提供一种不相容度感知的联合路由分区调度方法、装置及介质
本发明所采用的技术方案是：
一种不相容度感知的联合路由分区调度方法，包括以下步骤：
步骤S1：根据实际工业场景对网络拓扑和时间触发流量进行建模；
步骤S2：采用不相容度感知的多路径路由方法，对时间触发流量基于调度难度降序进行排序，为时间触发流量逐条确定能够最小化不相容度的冗余路由方案；
步骤S3：采用不相容度感知的流分区和排序方法，将确定路由方案后的时间触发流量分为多个流分区，并对流分区进行排序；
步骤S4：采用基于SMT的分区调度方法，迭代调度各个流分区，将流分区调度结果作为未被调度的流分区的约束条件输入，遍历所有流分区后得到时间触发流量的调度方案。
进一步地，所述步骤S1，包括：
将时间敏感网络建模为包含所有交换机和终端系统的有向图，每个交换机包含有多个输入端口和输出端口，每个终端系统只和一个交换机相连，各个相连节点之间包括两条单向链路；
在输出端口和对应的链路之间建立等价关系，设置每条链路的传输速率、用于传输时间触发流的队列数和全局时钟脉冲时长；
将在时间敏感网络上通信的时间敏感应用程序视作一系列时间触发消息集合，消息集合中的每条消息都具有源节点srcm、目的节点dstm、帧周期prdm、帧大小sizm、截止时间dlm、冗余程度rlm；
对于某条时间触发消息m而言，将其源节点srcm和目的节点dstm之间的一组路径称为它的不相交路径集NRSm，该不相交路径集NRSm的集合大小等于消息的冗余程度rlm，该不相交路径集NRSm中所有路径所包含的所有链路只有第一条链路和最后一条链路相同。
进一步地，所述步骤S2，包括：
步骤S2.1：遍历消息集合中所有时间触发消息，寻找它们的最短路径，确定每条消息的最短路径长度；
步骤S2.2：对所有时间触发消息根据最短路径降序、帧周期升序、帧大小降序进行排序；
步骤S2.3：设置搜索空间的大小上限，为每条时间触发消息生成待选的不相交路径集搜索空间ONRS；
步骤S2.4：将最佳不相容度之和icpbest_sum设置为一个足够大的数，将最佳流集S设置为空集；
步骤S2.5：选取第1条时间触发消息，选择该消息的不相交路径集搜索空间ONRS中的第1个路由集作为其路由方案，设置不相容度之和icpsum＝0；
步骤S2.6：选择下一条时间触发消息，并将该消息的不相交路径集搜索空间ONRS中的第1个路由集作为其路由方案，将最佳不相容度icpbest设置为一个足够大的数；
步骤S2.7：计算此时消息m和排序在m前面的消息之间的不相容度icp；
步骤S2.8：判断不相容度icp是否不大于最佳不相容度icpbest，如果不是则转到步骤S2.10；
步骤S2.9：将当前路由集作为当前消息的最佳路由方案，并令icpbest＝icp；
步骤S2.10：判断当前路由集是否当前消息的ONRS中的最后一个路由集，如果不是则转到步骤S2.13；
步骤S2.11：计算icpsum＝icpsum+icpbest；
步骤S2.12：判断当前消息是否消息集合的最后一条消息，如果是则跳转到步骤S2.14，否则转到步骤S2.6；
步骤S2.13：选择当前消息的不相交路径集搜索空间ONRS中当前路由集的下一个路由集作为当前消息的路由方案，转到步骤S2.7；
步骤S2.14：判断icpsum是否不大于icpbest_sum，如果不是则跳转到步骤S2.16；
步骤S2.15：最佳流集S更新为所有消息及其对应的路由方案，并令icpbest_sum＝icpsum；
步骤S2.16：判断第1条时间触发消息当前路由方案是否其不相交路径集搜索空间ONRS中的最后一个路由集，如果是则跳转到S2.18；
步骤S2.17：选取第1条时间触发消息，将第1条时间触发消息的不相交路径集搜索空间ONRS中当前路由方案的下一个路由集为第1条时间触发消息的路由方案，设置不相容度之和icpsum＝0，然后转到步骤S2.6；
步骤S2.18：流程结束，S就是不相容度感知的多路径路由方法的结果，其中S中每条流量都对应且仅对应一条路径，即若消息m的路由方案中有2条路径pth1和pth2，则对应着两条源节点、目的节点、帧周期、帧大小、截止时间都与消息m一致且路径分别为pth1和pth2的流量。
进一步地，所述不相容度用于测量两条时间触发流量共享链路的不可行性，设有时间触发消息mi和mj，则时间触发消息mi和mj之间的不相容度为：
其中，|pmi∩pmj|为时间触发消息mi和mj路径的共享链路数量，GCD(M)代表时间触发消息集合M中所有时间触发消息的周期的最大公约数；分别为时间触发消息mi和mj的帧大小，/>分别为时间触发消息mi和mj的帧周期。
进一步地，所述步骤S3，包括：
步骤S3.1：基于给定的理想分区大小ipsize和待分区的流集S的大小|S|，计算分区个数
步骤S3.2：生成大小为|S|×|S|的零矩阵，作为affinity_matrix的初始值；
步骤S3.3：令rowidx＝colidx＝1；
步骤S3.4：判断rowidx和colidx的值是否一致，如果是则转到步骤S3.6；
步骤S3.5：计算流集S中第rowidx条流量和第colidx条流量之间的不相容度icp，并将affinity_matrix的第rowidx行第colidx列的值置为icp；
步骤S3.6：令colidx＝colidx+1；
步骤S3.7：判断是否colidx＞|S|，如果不是则转到步骤S3.5；
步骤S3.8：令rowidx＝rowidx+1，colidx＝1；
步骤S3.9：判断是否rowidx＞|S|，如果不是则转到步骤S3.5；
步骤S3.10：将affinity_matrix输入到基于规范割集准则的谱聚类算法，得到每条流的分区结果；
步骤S3.11：计算规范化切割后的流集中每个流分区的平均不相容度
步骤S3.12：对流分区根据平均不相容度进行降序排列，得到分区与排序后的流集
进一步地，所述平均不相容度的计算公式为：
其中，为任一流分区，/>为该分区中包含的流量数量，icp(si，sj)表示时间触发流量si和sj之间的不相容度，计算方法与时间触发消息的不相容度的计算方法相同。
进一步地，所述步骤S4，包括：
步骤S4.1：将调度方案占用链路情况O0初始化为空集；
步骤S4.2：取第1个流分区S1，令n＝0；
步骤S4.3：令n＝n+1；
步骤S4.4：根据当前流分区和之前遍历过的流分区S1～n、之前遍历过的流分区的调度方案占用情况On-1生成调度约束；
步骤S4.5：使用SMT求解器进行约束求解；
步骤S4.6：判断是否能够找到可行解，如果不是则转到步骤S4.10；
步骤S4.7：判断是否达到预先设置的时间上限，如果是则转到步骤S4.10；
步骤S4.8：判断是否还有流分区未被处理，如果是则转到步骤S4.3；
步骤S4.9：得到最终调度方案
步骤S4.10：流程结束。
进一步地，所述调度约束共有7种，具体如下：
定义变量如下：
流量si流经链路[Va，Vb]对应的流实例；
流实例/>占用的队列；
流实例/>的帧集；
的帧周期(以/>为单位)；
的传输偏移量(以/>为单位)，即开始传输的时间；
的传输时长(以/>为单位)；
hpS≡LCM(S)：流集S中所有时间触发流的超周期，即它们的周期的最小公倍数；
S1～m≡{Sn|1≤n≤m}：前m个流分区；
o≡(ol，of，oφ，oq)：某个调度方案，代表of从时间oφ开始在链路ol传输，且流经链路ol源节点的时候占用队列为oq；
前m个流分区的调度方案；
1)帧约束：网络中调度的任何帧的偏移量都必须为非负数，并且要保证在帧周期结束前完成传输，即：
2)链路约束：不同流量的数据帧不能在同一条链路上有时域上的重叠，否则会发生冲突；因此，若流量si和sj流经相同链路[Va，Vb]，则只能存在先发送si后发送sj、先发送sj后发送si这两种发送情况，即：
3)流传输约束：流量的各个数据帧要完全按照流量规划好的路由路径的顺序进行传输；因此，若流量si依次流经[Va，Vx]和[Vx，Vb]，那么它的数据帧只有在前一链路[Va，Vx]上完成接收后，才能在后续链路[Vx，Vb]上继续传输，即：
4)端到端时延约束：任意流量需在截止时间前完成传输；因此，设任意流量si在源节点与其之后的第1个交换机swfirst之间的链路/>上开始传输的时间为发送时间，si在目的节点/>与其之前的最后一个交换机swlast之间的链路/>上结束传输的时间为到达时间，则到达时间和发送时间之间的差值必须小于等于指定的最大端到端延迟即截止时间，即：
5)帧隔离约束：优先级队列中只能同时存在一条流的帧，否则可能会导致传输的不确定性和抖动；因此，若流量si通过链路[Vx，Va]进入交换机Va后再流经[Va，Vb]，流量sj通过链路[Vy，Va]进入交换机Va后再流经[Va，Vb]，且它们的帧占用交换机Va的同一条队列，那么只有先到达的流的已排队帧已经得到服务后，来自另一条流量的数据帧才能进入队列，即：
6)队列约束：要保证时间触发流占用的队列是交换机预先分配用于传输时间触发流的队列，即：
7)先验调度方案占用约束：要保证已经调度过的流分区能够成功在相应时间占用相应队列，即：
其中，δ表示任何两个同步设备的本地时钟之间的最坏情况差。
本发明所采用的另一技术方案是：
一种不相容度感知的联合路由分区调度装置，包括：
至少一个处理器；
至少一个存储器，用于存储至少一个程序；
当所述至少一个程序被所述至少一个处理器执行，使得所述至少一个处理器实现上所述方法。
本发明所采用的另一技术方案是：
一种计算机可读存储介质，其中存储有处理器可执行的程序，所述处理器可执行的程序在由处理器执行时用于执行如上所述方法。
本发明的有益效果是：本发明将不相容度作为衡量指标，用于计算时间触发流量共享链路的不可行性，并且以对该指标的感知为根据设计联合路由分区调度方案，能够在有效兼顾可调度性和可扩展性的同时，显著提升计算效率。
附图说明
为了更清楚地说明本发明实施例或者现有技术中的技术方案，下面对本发明实施例或者现有技术中的相关技术方案附图作以下介绍，应当理解的是，下面介绍中的附图仅仅为了方便清晰表述本发明的技术方案中的部分实施例，对于本领域的技术人员而言，在无需付出创造性劳动的前提下，还可以根据这些附图获取到其他附图。
图1是本发明实施例中一种不相容度感知的联合路由分区调度方法的流程示意图；
图2是本发明实施例中不相容度感知的多路径路由方法的流程示意图；
图3是本发明实施例中不相容度感知的流分区和排序方法的流程示意图；
图4是本发明实施例中基于SMT的分区调度方法的流程示意图；
图5是本发明实施例中不相容度感知的流分区和排序的流量不相容度及分区关系示意图。
具体实施方式
下面详细描述本发明的实施例，所述实施例的示例在附图中示出，其中自始至终相同或类似的标号表示相同或类似的元件或具有相同或类似功能的元件。下面通过参考附图描述的实施例是示例性的，仅用于解释本发明，而不能理解为对本发明的限制。对于以下实施例中的步骤编号，其仅为了便于阐述说明而设置，对步骤之间的顺序不做任何限定，实施例中的各步骤的执行顺序均可根据本领域技术人员的理解来进行适应性调整。
在本发明的描述中，需要理解的是，涉及到方位描述，例如上、下、前、后、左、右等指示的方位或位置关系为基于附图所示的方位或位置关系，仅是为了便于描述本发明和简化描述，而不是指示或暗示所指的装置或元件必须具有特定的方位、以特定的方位构造和操作，因此不能理解为对本发明的限制。
在本发明的描述中，若干的含义是一个或者多个，多个的含义是两个以上，大于、小于、超过等理解为不包括本数，以上、以下、以内等理解为包括本数。如果有描述到第一、第二只是用于区分技术特征为目的，而不能理解为指示或暗示相对重要性或者隐含指明所指示的技术特征的数量或者隐含指明所指示的技术特征的先后关系。
本发明的描述中，除非另有明确的限定，设置、安装、连接等词语应做广义理解，所属技术领域技术人员可以结合技术方案的具体内容合理确定上述词语在本发明中的具体含义。
为了解决现有技术存在的上述问题，本发明提供一种面向TSN的不相容度感知的联合路由分区调度方法及装置，以缓解网络拓扑规模和流量规模增长对于可调度性的负面影响，在保证较高调度成功率的前提下提升计算效率，兼顾了可调度性和可扩展性。具体技术方案如下：首先分析影响时间触发流量在共享链路上发生时隙重叠的因素，提出“不相容度”的概念和相应计算方式，作为衡量时间触发流共享链路的不可行程度的指标，当流量之间的不相容度越高，就越有可能导致调度的失败。感知时间触发流之间的不相容度，并将其作为选择路由和分区调度的重要依据。
如图1所示，本实施例提供了一种面向时间敏感网络的不相容度感知的联合路由分区调度方法，包括：
步骤S1：根据实际应用场景进行拓扑和流量建模。
所述步骤S1具体包括：
将TSN建模为有向图：
G≡(V，L)
其中V是所有通信节点的集合，它包含所有交换机(Switch，SW)和终端系统(EndSystem，ES)，每个交换机都有多个输入端口和输出端口，每个终端系统一般只和一个交换机相连；是边集，包括连接任意两个节点之间的所有单向链路。
由于任何给定的输出端口最多连接到一条链路，故考虑在输出端口和对应的链路之间建立等价关系。将链路集L中的每条链路l建模为：
l≡(srcl，dstl，spdl，ql，mtl)
其中srcl∈ES代表链路l的源节点，dstl∈ES代表链路l的目的节点，spdl代表链路l的传输速率，ql代表链路l上有多少条队列传输时间触发流，mtl代表链路l的全局时钟脉冲(macrotick)。
将在TSN上通信的时间敏感应用程序视作一系列时间触发消息集合M，M中的每条消息建模为：
m≡(srcm，dstm，prdm，sizm，dlm，rlm)
其中srcm∈ES代表时间触发消息m的源节点，dstm∈ES代表时间触发消息m的目的节点，prdm代表时间触发消息m的帧周期，sizm代表时间触发消息m的帧大小，dlm代表时间触发消息m的截止时间，rlm代表时间触发消息m的冗余程度。
将时间触发消息m的源节点srcm和目的节点dstm之间的一组路径称为时间触发消息m的不相交路径集NRSm，NRSm的集合大小即NRSm中的路径数量等于rlm，将NRSm建模为：
其中，0＜i，j≤rlm，代表时间触发消息m的某条路径，/>代表路径/>包含的所有链路的集合，NRSm中所有路径共享的链路只有2条，分别是路径的源节点与其之后的第1个交换机swfirst之间的链路[srcm，swfirst]和目的节点与其之前的最后一个交换机swlast之间的链路[swlast，dstm]。
步骤S2：采用不相容度感知的多路径路由方法，对时间触发流量基于调度难度降序进行排序后逐条确定能够最小化不相容度的冗余路由方案。
如图2所示，本发明实施例提供的一种不相容度感知的多路径路由方法可用于提高TSN的容错能力同时降低时间触发流量后续调度失败的可能性，具体包括：
步骤S2.1：遍历消息集合中所有时间触发消息，寻找它们的最短路径，确定每条消息的最短路径长度；
步骤S2.2：对所有时间触发消息根据最短路径降序、帧周期升序、帧大小降序进行排序；
步骤S2.3：设置搜索空间的大小上限，为每条时间触发消息生成待选的不相交路径集搜索空间ONRS；
步骤S2.4：将最佳不相容度之和icpbest_sum设置为一个足够大的数，将最佳流集S设置为空集；
步骤S2.5：选取第1条时间触发消息，选择该消息的ONRS中的第1个路由集作为其路由方案，设置不相容度之和icpsum＝0；
步骤S2.6：选择下一条时间触发消息，并将该消息的ONRS中的第1个路由集作为其路由方案，将最佳不相容度icpbest设置为一个足够大的数；
步骤S2.7：计算此时消息m和排序在m前面的消息之间的不相容度大小icp，所述不相容度用于测量两条时间触发流量共享链路的不可行性，设有时间触发消息mi和mj，则它们之间的不相容度为：
其中，为mi和mj路径的共享链路数量，GCD(M)代表时间触发消息集合M中所有时间触发消息的周期的最大公约数；
步骤S2.8：判断icp是否不大于icpbest，如果不是则转到步骤S2.10；
步骤S2.9：将当前路由集作为当前消息的最佳路由方案，并令icpbest＝icp；
步骤S2.10：判断当前路由集是否当前消息的ONRS中的最后一个路由集，如果不是则转到步骤S2.13；
步骤S2.11：计算icpsum＝icpsum+icpbest；
步骤S2.12：判断当前消息是否消息集合的最后一条消息，如果是则跳转到步骤S2.14，否则转到步骤S2.6；
步骤S2.13：选择当前消息的ONRS中当前路由集的下一个路由集作为当前消息的路由方案，转到步骤S2.7；
步骤S2.14：判断icpsum是否不大于icpbest_sum，如果不是则跳转到步骤S2.16；
步骤S2.15：最佳流集S更新为所有消息及其对应的路由方案，并令icpbest_sum＝icpsum；
步骤S2.16：判断第1条时间触发消息当前路由方案是否其ONRS中的最后一个路由集，如果是则跳转到S2.18；
步骤S2.17：选取第1条时间触发消息，将第1条时间触发消息的ONRS中当前路由方案的下一个路由集为第1条时间触发消息的路由方案，设置不相容度之和icpsum＝0，然后转到步骤S2.6；
步骤S2.18：流程结束，得到选定路由集后的时间触发流集S，S中的所有流量s为：
s≡(Srcs，dsts，prds，sizs，dls，pths)
其中srcs∈ES代表流量s的源节点，dsts∈ES代表流量s的目的节点，prds代表流量s的帧周期，sizs代表流量s的帧大小，dls代表流量s的截止时间，pths代表流量s的路径。各条流量都由相对应的消息和选定的路由方案得到，例如设消息m和路由方案NRSm对应流量 则有对应关系：
步骤S3：采用不相容度感知的流分区和排序方法，将确定路由方案后的时间触发流量分为多个流分区并对流分区进行排序。
如图3所示，本发明实施例提供的一种不相容度感知的流分区和排序方法可用于提高TSN的可扩展性，使得当TSN的网络拓扑规模和负载规模上升时，仍能通过精准求解器找到时间触发流量的确定性传输方案，具体包括：
步骤S3.1：基于给定的理想分区大小ipsize和待分区的流集S的大小|S|，计算分区个数
步骤S3.2：生成大小为|S|×|S|的零矩阵，作为affinity_matrix的初始值；
步骤S3.3：令rowidx＝colidx＝1；
步骤S3.4：判断rowidx和colidx的值是否一致，如果是则转到步骤S3.6；
步骤S3.5：基于步骤S2.6的公式计算这S中第rowidx条流量和第colidx条流量之间的不相容度icp，并将affinity_matrix的第rowidx行第colidx列的值置为icp；
步骤S3.6：令colidx＝colidx+1；
步骤S3.7：判断是否colidx＞|S|，如果不是则转到步骤S3.5；
步骤S3.8：令rowidx＝rowidx+1，colidx＝1；
步骤S3.9：判断是否rowidx＞|S|，如果不是则转到步骤S3.5；
步骤S3.10：将affinity_matrix输入到基于规范割集准则的谱聚类算法(sklearn.cluster的SpectralClustering)，得到如图5的例子所示的每条流的分区结果；
步骤S3.11：计算规范化切割后的流集中每个流分区的平均不相容度
步骤S3.12：对流分区根据平均不相容度进行降序排列，得到分区与排序后的流集即对于图5例而言，由流量s3、s4和s6组成的流分区排位在前，由流量s1、s2和s5组成的流分区排位在后。
步骤S4：采用基于SMT的分区调度方法，迭代调度各个流分区，优先求解调度难度较高的流分区，将流分区调度结果作为未被调度的流分区的约束条件输入，遍历所有流分区后得到时间触发流量的调度方案。
如图4所示，本发明实施例提供的一种基于SMT的分区调度方法具体包括：
为基于SMT进行调度求解，首先定义以下变量，并在此基础上建立相关数据对象：
流量si流经链路[Va，Vb]对应的流实例；
流实例/>占用的队列；
流实例/>的帧集；
的帧周期(以/>为单位)；
的传输偏移量(以/>为单位)，即开始传输的时间；/>
的传输时长(以/>为单位)；
hpS≡LCM(S)：流集S中所有时间触发流的超周期，即它们的周期的最小公倍数；
S1～m≡{Sn|1≤n≤m}：前m个流分区；
o≡(ol，os，oφ，oq)：某个调度方案，代表流量s从时间φ开始在链路l传输，且流经链路l源节点的时候占用队列为q；
前m个流分区的调度方案；
δ：任何两个同步设备的本地时钟之间的最坏情况差。
然后有步骤如下：
步骤S4.1：将调度方案占用链路情况O0初始化为空集；
步骤S4.2：取第1个流分区S1，令n＝0；
步骤S4.3：令n＝n+1；
步骤S4.4：根据当前流分区和之前遍历过的流分区S1～n、之前遍历过的流分区的调度方案占用情况On-1生成调度约束，约束共有7种，分别是：
1)帧约束：网络中调度的任何帧的偏移量都必须为非负数，并且要保证在帧周期结束前完成传输，即：
2)链路约束：不同流量的数据帧不能在同一条链路上有时域上的重叠，否则会发生冲突。因此，若流量si和sj流经相同链路[Va，Vb]，则只能存在先发送si后发送sj、先发送sj后发送si这两种发送情况，即：
3)流传输约束：流量的各个数据帧要完全按照流量规划好的路由路径的顺序进行传输。因此，若流量si依次流经[Va，Vx]和[Vx，Vb]，那么它的数据帧只有在前一链路[Va，Vx]上完成接收后，才能在后续链路[Vx，Vb]上继续传输，即：
/>
4)端到端时延约束：任意流量需在截止时间前完成传输。因此，设任意流量si在源节点与其之后的第1个交换机swfirst之间的链路/>上开始传输的时间为发送时间，si在目的节点/>与其之前的最后一个交换机swlast之间的链路/>上结束传输的时间为到达时间，则到达时间和发送时间之间的差值必须小于等于指定的最大端到端延迟即截止时间，即：
5)帧隔离约束：优先级队列中只能同时存在一条流的帧，否则可能会导致传输的不确定性和抖动。因此，若流量si通过链路[Vx，Va]进入交换机Va后再流经[Va，Vb]，流量sj通过链路[Vy，Va]进入交换机Va后再流经[Va，Vb]，且它们的帧占用交换机Va的同一条队列，那么只有先到达的流的已排队帧已经得到服务后，来自另一条流量的数据帧才能进入队列，即：
6)队列约束：要保证时间触发流占用的队列是交换机预先分配用于传输时间触发流的队列，即：
7)先验调度方案占用约束：要保证已经调度过的流分区能够成功在相应时间占用相应队列，即：
步骤S4.5：使用诸如z3求解器等的SMT求解器进行约束求解；
步骤S4.6：判断是否能够找到可行解，如果不是则转到步骤S4.10；
步骤S4.7：判断是否达到预先设置的时间上限，如果是则转到步骤S4.10；
步骤S4.8：判断是否还有流分区未被处理，如果是则转到步骤S4.3；
步骤S4.9：得到最终调度方案
步骤S4.10：流程结束。
综上所述，本实施例相对于现有技术，至少具有以下优点及有益效果：
(1)本发明提出衡量指标“不相容度”用于计算时间触发流量共享链路的不可行性，并且以对该指标的感知为根据设计联合路由分区调度方案，尽可能地保证了整体方案的可调度性。
(2)本发明不相容度感知的多路径路由方法，首先对时间触发消息进行排序，尽可能使得调度难度更大的消息排位较前，使得更易调度的消息排位较后，因此可以在后续为逐条消息确定多路径路由方案的时候，优先为更易导致调度失败的时间触发消息寻找使得不相容度最低的多路径路由方案，进而尽可能使得整体的不相容度最低；此外，多路径路由能够提高流量传输的可靠性，但会带来额外负载进而导致调度难度上升，而不相容度感知的多路径路由方法能够通过尽可能最小化不相容度使得负载尽可能分散到多条链路上，一定程度上规避了基于空间冗余实现容错的方法带来的弊端；与此同时，这种基于贪心思想的路由策略也能够提高计算效率。
(3)本发明不相容度感知的分区和排序方法，首先基于谱聚类算法实现对不相容度感知的流集的规范化切割。谱聚类算法可以基于数据对象之间的相似度实现数据对象的规范化切割，尽可能使得划分子图内部的对象更为相似、子图之间的相似度更低。基于谱聚类算法，可以使得不相容度更高的流量处于同一流分区中进行后续调度，使得不相容度更低的流量处于不同流分区，进而缓解分区增量调度带来的调度成功率下降的问题。对流分区根据平均不相容度进行降序排列，使得后续调度流程中能够优先调度平均不相容度更高即更易调度失败的流分区，以达到提高可调度性的效果。
(4)本发明基于SMT的分区调度方法，按照调度难度降序顺序迭代调度各个流分区，优先求解调度难度更高的流分区，将流分区的调度结果作为未被调度的流分区的约束条件输入，提高整体的可扩展性，更适用于TSN网络拓扑规模和时间触发流量负载规模更大的工业场景中；同时本发明在保证可调度性的同时，还能够有效提高调度的计算效率，和传统方法具有更快的求解速度。
本实施例还提供一种不相容度感知的联合路由分区调度装置，包括：
至少一个处理器；
至少一个存储器，用于存储至少一个程序；
当所述至少一个程序被所述至少一个处理器执行，使得所述至少一个处理器实现图1所示方法。
本实施例的一种不相容度感知的联合路由分区调度装置，可执行本发明方法实施例所提供的一种不相容度感知的联合路由分区调度方法，可执行方法实施例的任意组合实施步骤，具备该方法相应的功能和有益效果。
本申请实施例还公开了一种计算机程序产品或计算机程序，该计算机程序产品或计算机程序包括计算机指令，该计算机指令存储在计算机可读存介质中。计算机设备的处理器可以从计算机可读存储介质读取该计算机指令，处理器执行该计算机指令，使得该计算机设备执行图1所示的方法。
本实施例还提供了一种存储介质，存储有可执行本发明方法实施例所提供的一种不相容度感知的联合路由分区调度方法的指令或程序，当运行该指令或程序时，可执行方法实施例的任意组合实施步骤，具备该方法相应的功能和有益效果。
在一些可选择的实施例中，在方框图中提到的功能/操作可以不按照操作示图提到的顺序发生。例如，取决于所涉及的功能/操作，连续示出的两个方框实际上可以被大体上同时地执行或所述方框有时能以相反顺序被执行。此外，在本发明的流程图中所呈现和描述的实施例以示例的方式被提供，目的在于提供对技术更全面的理解。所公开的方法不限于本文所呈现的操作和逻辑流程。可选择的实施例是可预期的，其中各种操作的顺序被改变以及其中被描述为较大操作的一部分的子操作被独立地执行。
此外，虽然在功能性模块的背景下描述了本发明，但应当理解的是，除非另有相反说明，所述的功能和/或特征中的一个或多个可以被集成在单个物理装置和/或软件模块中，或者一个或多个功能和/或特征可以在单独的物理装置或软件模块中被实现。还可以理解的是，有关每个模块的实际实现的详细讨论对于理解本发明是不必要的。更确切地说，考虑到在本文中公开的装置中各种功能模块的属性、功能和内部关系的情况下，在工程师的常规技术内将会了解该模块的实际实现。因此，本领域技术人员运用普通技术就能够在无需过度试验的情况下实现在权利要求书中所阐明的本发明。还可以理解的是，所公开的特定概念仅仅是说明性的，并不意在限制本发明的范围，本发明的范围由所附权利要求书及其等同方案的全部范围来决定。
所述功能如果以软件功能单元的形式实现并作为独立的产品销售或使用时，可以存储在一个计算机可读取存储介质中。基于这样的理解，本发明的技术方案本质上或者说对现有技术做出贡献的部分或者该技术方案的部分可以以软件产品的形式体现出来，该计算机软件产品存储在一个存储介质中，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所述方法的全部或部分步骤。而前述的存储介质包括：U盘、移动硬盘、只读存储器(ROM，Read-Only Memory)、随机存取存储器(RAM，Random Access Memory)、磁碟或者光盘等各种可以存储程序代码的介质。
在流程图中表示或在此以其他方式描述的逻辑和/或步骤，例如，可以被认为是用于实现逻辑功能的可执行指令的定序列表，可以具体实现在任何计算机可读介质中，以供指令执行系统、装置或设备(如基于计算机的系统、包括处理器的系统或其他可以从指令执行系统、装置或设备取指令并执行指令的系统)使用，或结合这些指令执行系统、装置或设备而使用。就本说明书而言，“计算机可读介质”可以是任何可以包含、存储、通信、传播或传输程序以供指令执行系统、装置或设备或结合这些指令执行系统、装置或设备而使用的装置。
计算机可读介质的更具体的示例(非穷尽性列表)包括以下：具有一个或多个布线的电连接部(电子装置)，便携式计算机盘盒(磁装置)，随机存取存储器(RAM)，只读存储器(ROM)，可擦除可编辑只读存储器(EPROM或闪速存储器)，光纤装置，以及便携式光盘只读存储器(CDROM)。另外，计算机可读介质甚至可以是可在其上打印所述程序的纸或其他合适的介质，因为可以例如通过对纸或其他介质进行光学扫描，接着进行编辑、解译或必要时以其他合适方式进行处理来以电子方式获得所述程序，然后将其存储在计算机存储器中。
应当理解，本发明的各部分可以用硬件、软件、固件或它们的组合来实现。在上述实施方式中，多个步骤或方法可以用存储在存储器中且由合适的指令执行系统执行的软件或固件来实现。例如，如果用硬件来实现，和在另一实施方式中一样，可用本领域公知的下列技术中的任一项或他们的组合来实现：具有用于对数据信号实现逻辑功能的逻辑门电路的离散逻辑电路，具有合适的组合逻辑门电路的专用集成电路，可编程门阵列(PGA)，现场可编程门阵列(FPGA)等。
在本说明书的上述描述中，参考术语“一个实施方式/实施例”、“另一实施方式/实施例”或“某些实施方式/实施例”等的描述意指结合实施方式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方式或示例中。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方式或示例。而且，描述的具体特征、结构、材料或者特点可以在任何的一个或多个实施方式或示例中以合适的方式结合。
尽管已经示出和描述了本发明的实施方式，本领域的普通技术人员可以理解：在不脱离本发明的原理和宗旨的情况下可以对这些实施方式进行多种变化、修改、替换和变型，本发明的范围由权利要求及其等同物限定。
以上是对本发明的较佳实施进行了具体说明，但本发明并不限于上述实施例，熟悉本领域的技术人员在不违背本发明精神的前提下还可做作出种种的等同变形或替换，这些等同的变形或替换均包含在本申请权利要求所限定的范围内。

Claims (3)

1.一种不相容度感知的联合路由分区调度方法，其特征在于，包括以下步骤：
步骤S1：对网络拓扑和时间触发流量进行建模；
步骤S2：采用不相容度感知的多路径路由方法，对时间触发流量基于调度难度降序进行排序，为时间触发流量逐条确定能够最小化不相容度的冗余路由方案；
步骤S3：采用不相容度感知的流分区和排序方法，将确定路由方案后的时间触发流量分为多个流分区，并对流分区进行排序；
步骤S4：采用基于SMT的分区调度方法，迭代调度各个流分区，将流分区调度结果作为未被调度的流分区的约束条件输入，遍历所有流分区后得到时间触发流量的调度方案；
所述步骤S1，包括：
将时间敏感网络建模为包含所有交换机和终端系统的有向图，每个交换机包含有多个输入端口和输出端口，每个终端系统只和一个交换机相连，各个相连节点之间包括两条单向链路；
在输出端口和对应的链路之间建立等价关系，设置每条链路的传输速率、用于传输时间触发流的队列数和全局时钟脉冲时长；
将在时间敏感网络上通信的时间敏感应用程序视作一系列时间触发消息集合，消息集合中的每条消息都具有源节点srcm、目的节点dstm、帧周期prdm、帧大小sizm、截止时间dlm、冗余程度rlm；
对于某条时间触发消息m而言，将其源节点srcm和目的节点dstm之间的一组路径称为它的不相交路径集NRSm，该不相交路径集NRSm的集合大小等于消息的冗余程度rlm，该不相交路径集NRSm中所有路径所包含的所有链路只有第一条链路和最后一条链路相同；
所述步骤S2，包括：
步骤S2.1：遍历消息集合中所有时间触发消息，寻找它们的最短路径，确定每条消息的最短路径长度；
步骤S2.2：对所有时间触发消息根据最短路径降序、帧周期升序、帧大小降序进行排序；
步骤S2.3：设置搜索空间的大小上限，为每条时间触发消息生成待选的不相交路径集搜索空间ONRS；
步骤S2.4：将最佳不相容度之和icpbest_sum设置为一个预设的数，将最佳流集S设置为空集；
步骤S2.5：选取第1条时间触发消息，选择该消息的不相交路径集搜索空间ONRS中的第1个路由集作为其路由方案，设置不相容度之和icpsum＝0；
步骤S2.6：选择下一条时间触发消息，并将该消息的不相交路径集搜索空间ONRS中的第1个路由集作为其路由方案，将最佳不相容度icpbest设置为一个预设的数；
步骤S2.7：计算此时消息m和排序在m前面的消息之间的不相容度icp；
步骤S2.8：判断不相容度icp是否不大于最佳不相容度icpbest，如果不是则转到步骤S2.10；
步骤S2.9：将当前路由集作为当前消息的最佳路由方案，并令icpbest＝icp；
步骤S2.10：判断当前路由集是否当前消息的ONRS中的最后一个路由集，如果不是则转到步骤S2.13；
步骤S2.11：计算icpsum＝icpsum+icpbest；
步骤S2.12：判断当前消息是否消息集合的最后一条消息，如果是则跳转到步骤S2.14，否则转到步骤S2.6；
步骤S2.13：选择当前消息的不相交路径集搜索空间ONRS中当前路由集的下一个路由集作为当前消息的路由方案，转到步骤S2.7；
步骤S2.14：判断icpsum是否不大于icpbest_sum，如果不是则跳转到步骤S2.16；
步骤S2.15：最佳流集S更新为所有消息及其对应的路由方案，并令icpbest_sum＝icpsum；
步骤S2.16：判断第1条时间触发消息当前路由方案是否其不相交路径集搜索空间ONRS中的最后一个路由集，如果是则跳转到S2.18；
步骤S2.17：选取第1条时间触发消息，将第1条时间触发消息的不相交路径集搜索空间ONRS中当前路由方案的下一个路由集为第1条时间触发消息的路由方案，设置不相容度之和icpsum＝0，然后转到步骤S2.6；
步骤S2.18：流程结束，S就是不相容度感知的多路径路由方法的结果，其中S中每条流量都对应且仅对应一条路径，即若消息m的路由方案中有2条路径pth1和pth2，则对应着两条源节点、目的节点、帧周期、帧大小、截止时间都与消息m一致且路径分别为pth1和pth2的流量；
所述不相容度用于测量两条时间触发流量共享链路的不可行性，设有时间触发消息mi和mj，则时间触发消息mi和mj之间的不相容度为：
其中，为时间触发消息mi和mj路径的共享链路数量，GCD(M)代表时间触发消息集合M中所有时间触发消息的周期的最大公约数；/>分别为时间触发消息mi和mj的帧大小，/>分别为时间触发消息mi和mj的帧周期；
所述步骤S3，包括：
步骤S3.1：基于给定的理想分区大小ipsize和待分区的流集S的大小|S|，计算分区个数
步骤S3.2：生成大小为|S|×|S|的零矩阵，作为affinity_matrix的初始值；
步骤S3.3：令rowidx＝colidx＝1；
步骤S3.4：判断rowidx和colidx的值是否一致，如果是则转到步骤S3.6；
步骤S3.5：计算流集S中第rowidx条流量和第colidx条流量之间的不相容度icp，并将affinity_matrix的第rowidx行第colidx列的值置为icp；
步骤S3.6：令colidx＝colidx+1；
步骤S3.7：判断是否colidx>|S|，如果不是则转到步骤S3.5；
步骤S3.8：令rowidx＝rowidx+1，colidx＝1；
步骤S3.9：判断是否rowidx>|S|，如果不是则转到步骤S3.5；
步骤S3.10：将affinity_matrix输入到基于规范割集准则的谱聚类算法，得到每条流的分区结果；
步骤S3.11：计算规范化切割后的流集中每个流分区的平均不相容度
步骤S3.12：对流分区根据平均不相容度进行降序排列，得到分区与排序后的流集
所述平均不相容度的计算公式为：
其中，为任一流分区，/>为该分区中包含的流量数量，icp(si，sj)表示时间触发流量si和sj之间的不相容度，计算方法与时间触发消息的不相容度的计算方法相同；
所述步骤S4，包括：
步骤S4.1：将调度方案占用链路情况O0初始化为空集；
步骤S4.2：令n＝0；
步骤S4.3：令n＝n+1；
步骤S4.4：根据当前流分区和之前遍历过的流分区S1～n、之前遍历过的流分区的调度方案占用情况On-1生成调度约束；
步骤S4.5：使用SMT求解器进行约束求解；
步骤S4.6：判断是否能够找到可行解，如果不是则转到步骤S4.10；
步骤S4.7：判断是否达到预先设置的时间上限，如果是则转到步骤S4.10；
步骤S4.8：判断是否还有流分区未被处理，如果是则转到步骤S4.3；
步骤S4.9：流程结束，得到最终调度方案
步骤S4.10：流程结束；
所述调度约束共有7种，具体如下：
定义变量如下：
流量si流经链路[Va，Vb]对应的流实例；
流实例/>占用的队列；
流实例/>的帧集；
的帧周期；
的传输偏移量，即开始传输的时间；
的传输时长；
hpS≡LCM(S)：流集S中所有时间触发流的超周期，即它们的周期的最小公倍数；
S1～m≡{Sn|1≤n≤m}：前m个流分区；
o≡(ol，of，oφ，oq)：某个调度方案，代表of从时间oφ开始在链路ol传输，且流经链路ol源节点的时候占用队列为oq；
前m个流分区的调度方案；
1)帧约束：网络中调度的任何帧的偏移量都必须为非负数，并且要保证在帧周期结束前完成传输，即：
2)链路约束：不同流量的数据帧不能在同一条链路上有时域上的重叠，否则会发生冲突；
因此，若流量si和sj流经相同链路[Va，Vb]，则只能存在先发送si后发送sj、先发送sj后发送si这两种发送情况，即：
3)流传输约束：流量的各个数据帧要完全按照流量规划好的路由路径的顺序进行传输；因此，若流量si依次流经[Va，Vx]和[Vx，Vb]，那么它的数据帧只有在前一链路[Va，Vx]上完成接收后，才能在后续链路[Vx，Vb]上继续传输，即：
4)端到端时延约束：任意流量需在截止时间前完成传输；因此，设任意流量si在源节点与其之后的第1个交换机swfirst之间的链路/>上开始传输的时间为发送时间，si在目的节点/>与其之前的最后一个交换机swlast之间的链路/>上结束传输的时间为到达时间，则到达时间和发送时间之间的差值必须小于等于指定的最大端到端延迟即截止时间，即：
5)帧隔离约束：优先级队列中只能同时存在一条流的帧，否则可能会导致传输的不确定性和抖动；因此，若流量si通过链路[Vx，Va]进入交换机Va后再流经[Va，Vb]，流量sj通过链路[Vy，Va]进入交换机Va后再流经[Va，Vb]，且它们的帧占用交换机Va的同一条队列，那么只有先到达的流的已排队帧已经得到服务后，来自另一条流量的数据帧才能进入队列，即：
6)队列约束：要保证时间触发流占用的队列是交换机预先分配用于传输时间触发流的队列，即：
7)先验调度方案占用约束：要保证已经调度过的流分区能够成功在相应时间占用相应队列，即：
其中，δ表示任何两个同步设备的本地时钟之间的最坏情况差。
2.一种不相容度感知的联合路由分区调度装置，其特征在于，包括：
至少一个处理器；
至少一个存储器，用于存储至少一个程序；
当所述至少一个程序被所述至少一个处理器执行，使得所述至少一个处理器实现权利要求1所述的方法。
3.一种计算机可读存储介质，其中存储有处理器可执行的程序，其特征在于，所述处理器可执行的程序在由处理器执行时用于执行如权利要求1所述方法。
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