CN116708198A - 确定性信令的实现方法、装置、电子设备及存储介质 - Google Patents

Abstract

本申请提供一种确定性信令的实现方法、装置、电子设备及存储介质，在网络初始化后能够通过分析信令包确定信令包的属性，并根据属性确定信令包的信令包类型，将信令包分为实时信令包和普通信令包，在分类排序后，得到了实时信令包集合和普通信令包集合，然后针对具有不同需求的实时信令包集合和普通信令包集合，采取不同的调度方法，从而降低信令阻塞率和端到端时延，有利于解决数据通信网中信令发送的不确定性等问题。

Description

确定性信令的实现方法、装置、电子设备及存储介质

技术领域

本申请涉及通信技术领域，尤其涉及一种确定性信令的实现方法、装置、电子设备及存储介质。

背景技术

在数据通信网中通常采用“尽力而为”的转发方式，该转发方式往往缺乏确定性。当信令包到达发送端口后并准备发送时，发送端按照先入先出的原则进行转发，但是当某个发送端口同时有多个信令包要进行发送的时候，这些数据就要进行排队，排队时长由队列长度、发送速度等多个因素决定。在带宽足够的情况下，这种尽力而为的机制可以适应于目前大多数的情况，如果网络中流量过大，便会出现拥塞或者丢包等情况，排队时间会变得无法预测，确定性也就无法保证。

发明内容

有鉴于此，本申请的目的在于提出一种确定性信令的实现方法、装置、电子设备及存储介质用于解决数据通信网中信令发送的不确定性的问题。

基于上述目的，本申请的第一方面提供了一种确定性信令的实现方法，包括：

同步全网时钟并初始化网络信息，得到时间一致的网络拓扑和多个待调度的信令包；

通过分析所述信令包确定所述信令包的属性，并根据所述属性确定所述信令包的信令包类型；其中，所述信令包类型包括实时信令包和普通信令包；

响应于所述信令包为所述实时信令包，根据所述属性确定在所述网络拓扑中传输所述实时信令包的剩余时长，并根据所述剩余时长对所述实时信令包进行分类排序，得到所述实时信令包集合；

响应于所述信令包为所述普通信令包，根据所述属性确定在所述网络拓扑中传输所述普通信令包的总时延，并根据所述总时延对所述信令包进行排序，得到所述普通信令包集合；

基于信令包集合的集合类型，根据所述信令包的所述属性确定信令包调度结果；其中，所述信令包集合包括所述普通信令包集合和所述实时信令包集合；

在所述网络拓扑中根据所述信令包调度结果进行所述信令包的调度。

本申请的第二方面提供了一种确定性信令的实现装置，其特征在于，包括：

网络初始化模块，被配置为：同步全网时钟并初始化网络信息，得到时间一致的网络拓扑和多个待调度的信令包；

信令包分类模块，被配置为：通过分析所述信令包确定所述信令包的属性，并根据所述属性确定所述信令包的信令包类型；其中，所述信令包类型包括实时信令包和普通信令包；

响应于所述信令包为所述实时信令包，根据所述属性确定在所述网络拓扑中传输所述实时信令包的剩余时长，并根据所述剩余时长对所述实时信令包进行分类排序，得到所述实时信令包集合；

响应于所述信令包为所述普通信令包，根据所述属性确定在所述网络拓扑中传输所述普通信令包的总时延，并根据所述总时延对所述信令包进行排序，得到所述普通信令包集合；

信令包调度模块，被配置为：基于信令包集合的集合类型，根据所述信令包的所述属性确定信令包调度结果；其中，所述信令包集合包括所述普通信令包集合和所述实时信令包集合；

在所述网络拓扑中根据所述信令包调度结果进行所述信令包的调度。

本申请的第三方面提供了一种电子设备，包括存储器、处理器及存储在存储器上并可在处理器上运行的计算机程序，所述处理器执行所述程序时实现如本申请第一方面提供的所述的方法。

本申请的第四方面提供了一种非暂态计算机可读存储介质，所述非暂态计算机可读存储介质存储计算机指令，所述计算机指令用于使计算机执行本申请第一方面提供的所述方法。

从上面所述可以看出，本申请提供的确定性信令的实现方法、装置、电子设备及存储介质，在网络初始化后能够通过分析信令包确定信令包的属性，并根据属性确定信令包的信令包类型，将信令包分为实时信令包和普通信令包，在分类排序后，得到了实时信令包集合和普通信令包集合，然后针对具有不同需求的实时信令包集合和普通信令包集合，采取不同的调度方法，从而降低信令阻塞率和端到端时延，有利于解决数据通信网中信令发送的不确定性等问题。

附图说明

为了更清楚地说明本申请或相关技术中的技术方案，下面将对实施例或相关技术描述中所需要使用的附图作简单地介绍，显而易见地，下面描述中的附图仅仅是本申请的实施例，对于本领域普通技术人员来讲，在不付出创造性劳动的前提下，还可以根据这些附图获得其他的附图。

图1为本申请实施例光路建立过程的示意图；

图2为本申请实施例DCN与数据转发网络的交互流程的示意图；

图3为本申请实施例信令时延的组成的示意图；

图4为本申请实施例基于门控列表的数据包调度的示意图；

图5为本申请实施例传统信令和确定性信令的时延与抖动的对比图；

图6为本申请实施例确定性信令实现方法的流程图；

图7为本申请实施例网络拓扑的示意图；

图8为本申请实施例确定剩余时间的流程图；

图9为本申请实施例得到实时信令包集合的流程图；

图10为本申请实施例光传送网确定性恢复场景的信令包调度结果的示意图；

图11为本申请实施例数据中心间备份场景的信令包调度结果的示意图；

图12为本申请实施例确定性信令的实现装置的结构示意图；

图13为本申请实施例电子设备的结构示意图；

图14为本申请实施例另一种确定性信令实现方法的流程图；

图15为本申请实施例基于业务感知的信令包分类方法的流程图；

图16为本申请实施例基于时间感知的信令包调度方法的流程图。

具体实施方式

为使本申请的目的、技术方案和优点更加清楚明白，以下结合具体实施例，并参照附图，对本申请进一步详细说明。

需要说明的是，除非另外定义，本申请实施例使用的技术术语或者科学术语应当为本申请所属领域内具有一般技能的人士所理解的通常意义。本申请实施例中使用的“第一”、“第二”以及类似的词语并不表示任何顺序、数量或者重要性，而只是用来区分不同的组成部分。“包括”或者“包含”等类似的词语意指出现该词前面的元件或者物件涵盖出现在该词后面列举的元件或者物件及其等同，而不排除其他元件或者物件。“连接”或者“相连”等类似的词语并非限定于物理的或者机械的连接，而是可以包括电性的连接，不管是直接的还是间接的。“上”、“下”、“左”、“右”等仅用于表示相对位置关系，当被描述对象的绝对位置改变后，则该相对位置关系也可能相应地改变。

在本文中，需要理解的是，附图中的任何元素数量均用于示例而非限制，以及任何命名都仅用于区分，而不具有任何限制含义。

基于上述背景技术的描述，相关技术中还存在如下的情况：

确定性指的是在某个时间点完成某种动作，或者在某个时间点之前完成某种动作。光网络中业务传送之前，需要先建立光路，业务传送结束之后，需要拆除光路，由于光路建立和拆除的流程类似，因此本文只考虑光路建立的场景。光路建立过程如图1所示。光路建立的时延主要包括信令时延和单站配置时延。信令在数据通信网中是基于分组交换机制实现的，传统网络提供的是尽力而为的服务，从机制上无法实现信令的确定性(信令的确定性指的是根据信令的需求，能够在某个时间点完成信令的发放或在某个时间点之前完成信令的发放)。单站配置时延取决于设备的性能，由于设备类型、设备使用时间等因素导致单站配置也不具备确定性。因此，光路建立时延的不确定性导致光网络的连接具有不确定性。

对于实时性需求的业务而言，光路建立的过早会导致光路资源的浪费，建立的过晚会导致业务的阻塞。随着光网络规模的扩大，业务数量的增加，为满足不同业务的需求，保证网络资源的合理应用，需要具有确定性的光网络连接。单站配置时延在一定情况下可视为一个定值，所以光网络连接的不确定主要来源于信令的不确定，因此，确定性信令的实现极为重要。确定性信令指的是能够通过对信令包转发行为的控制，实现可预期、可规划的，将时延、抖动等控制在确定范围内的技术。确定性信令的目标就是实现在数据通信网中具有确定性需求的信令与普通信令共同传输，要求数据通信网中设备对时间表有精准的把控，实现确定性信令所要求的低时延、低抖动。

相关技术中，光路建立时延主要包括信令时延和单站配置时延，单站配置时延主要包括信令与设备的交互时延以及光交叉设备配置时延，信令与设备的交互时延取决于设备的信息处理能力，光交叉设备配置时延取决于光交叉设备的性能，即单站配置时延在一定情况下能够视为一个定值。所以光网络连接的不确定主要来源于信令的不确定。信令在数据通信网中传输，数据通信网与数据转发网络的交互流程如图2所示，其中，LP1代表光路配置信息，包括带宽、端口等信息。数据通信网通常采用的转发模式是“Best Effort(尽力而为)”模式。信令时延主要由四部分组成，分别是处理时延、排队时延、发送时延和传播时延，如图3所示。处理时延主要与信令包的大小和设备的处理能力有关，由于时延很短，可忽略不计；排队时延与同一条出链路上等待转发的包数量有关；假设设备发送速率一定，发送时延与包大小有关，传播时延与链路长度有关，在包大小与链路确定的情况下，发送时延和传播时延也可以视作为一个定值。因此，信令的不确定性主要来源于排队时延的不确定性。

而信令调度时一般采用于门控列表的数据包调度方法，在全网时钟同步的条件下，门控列表周期性的控制各队列出口门的开闭。如图4所示，在每个节点中的对列中，1表示传输门打开，0表示传输门关闭。只有传输门打开时，队列中的包才能传送。根据如图4所示的门控列表，t1时刻，节点2(Node2)和节点3(Node3)的队列q1中均为1，即节点2和节点3的队列q1传输门打开，节点2队列q1中的包能够进入节点3，节点3队列q1中的包能够离开节点3，然后根据不同时刻的列表中的数字进行包的传输，实现基于门控列表的数据包调度。

但是，采用“尽力而为”的转发方式往往缺乏确定性。当信令包到达发送端口后并准备发送时，发送端按照先入先出的原则进行转发，但是当某个发送端口同时有多个信令包要进行发送的时候，这些数据就要进行排队，排队时长由队列长度、发送速度等多个因素决定。在带宽足够的情况下，这种尽力而为的机制可以适应于目前大多数的情况，如果网络中流量过大，便会出现拥塞或者丢包等情况，排队时间会变得无法预测，确定性也就无法保证。

本申请实施例提供的确定性信令的实现方法，在网络初始化后能够通过分析信令包确定信令包的属性，并根据属性确定信令包的信令包类型，将信令包分为实时信令包和普通信令包，在分类排序后，得到了实时信令包集合和普通信令包集合，然后针对具有不同需求的实时信令包集合和普通信令包集合，采取不同的调度方法，从而降低信令阻塞率和端到端时延，有利于解决数据通信网中信令发送的不确定性等问题。其中，传统信令和确定性信令的时延与抖动示意图如图5所示，现结合附图及详细实施例进行说明。

在一些实施例中，如图6所示，一种确定性信令的实现方法，包括：

步骤601：同步全网时钟并初始化网络信息，得到时间一致的网络拓扑和多个待调度的信令包。

具体实施时，需要进行网络初始化，首先需要进行，因为确定性信令是基于时间基准实现的，所以，精确的同步全网时钟是需要满足的必要条件，全网时钟的同步可以确保整个网络的调度具有高度一致性。然后，需要初始化网络信息，包括初始化网络拓扑，初始化待调度的信令，使待调度信令的信令包大小是最大传输单元的整数倍。

步骤602：通过分析信令包确定信令包的属性，并根据属性确定信令包的信令包类型；其中，信令包类型包括实时信令包和普通信令包。

具体实施时，分析信令包的属性，包括信令包类型、源节点、宿节点、路径、截止时间、信令包个数等，进而就知道了每个信令包的信令包类型，其中，根据是否具有传输的截止时间可以将信令包分为实时信令包和普通信令包，而还可以根据不同的传输需求将实时信令包分为硬实时信令包和软实时信令包。硬实时信令包为在指定的截止时间完成传输；软实时信令包为在指定的截止时间前完成传输，错过截止时间会导致传输失败；普通信令包为没有截止时间的信令包。

步骤603：响应于信令包为实时信令包，根据属性确定在网络拓扑中传输实时信令包的剩余时长，并根据剩余时长对实时信令包进行分类排序，得到实时信令包集合。

具体实施时，由于实时信令包需要在截止时间及以前完成实时信令包的传输，而普通信令包不存在截止时间，所以对于实施信令包和普通信令包的分类排序是不同的。对于存在截止时间的实时信令包，需要根据实时信令包的属性来计算实时信令包的传输的剩余时长，剩余时长表示的是传输该实时信令包剩余的时间，该剩余时长越小表明可以传输该实时信令的剩余时间越短，说明该实时信令包调度成功的难度越大，越需要优先进行调度，所以需要根据剩余时长从小到大进行升序排序，确保剩余时长短的实时信令包进行优先调度，以降低其调度难度。但是，会存在剩余时长相同情况，此时可以根据信令包属性中的路径长度进行降序排列，因为路径越长，表明经过的节点越多，调度成功的难度越大，所以将调度成功难度大的实时信令包排序在前，进行优先调度。

步骤604：响应于信令包为普通信令包，根据属性确定在网络拓扑中传输普通信令包的总时延，并根据总时延对信令包进行排序，得到普通信令包集合。

具体实施时，对于不存在截止时间的普通信令包，由于不存在截止时间，所以传输普通信令包所需的时间即为源节点到宿节点之间端到端的总时延，该总时延表示在普通信令包的路径上进行传输所需的时间，总时延越大，传输该普通信令包需要花费的时间就越长，其调度难度越大，所以将普通信令包按照总时延从大到小进行排序，确保总时延大的普通信令包进行优先调度，以降低其调度难度。若存在总时延相同的普通信令包，此时可以根据信令包属性中的路径长度进行降序排列，因为路径越长，表明经过的节点越多，调度成功的难度越大，所以将调度成功难度大的普通信令包排序在前，进行优先调度。

步骤605：基于信令包集合的集合类型，根据信令包的属性确定信令包调度结果；其中，信令包集合包括普通信令包集合和实时信令包集合。

具体实施时，对实时信令包和普通信令包进行排序后得到了实时信令包集合和普通信令包集合，而实时信令包集合包括硬实时信令包集合和软实时信令包集合，然后针对具有不同需求的实时信令包集合和普通信令包集合，采取不同的调度方法，根据截止时间，优先进行硬实时信令包的调度，然后进行软实时信令包的调度，最后进行普通信令包的调度，信令包调度结果，从而降低信令阻塞率和端到端时延，有利于解决数据通信网中信令发送的不确定性等问题。

步骤606：在网络拓扑中根据信令包调度结果进行信令包的调度。

具体实施时，根据信令包调度结果中的调度顺序进行信令包的调度，从而降低信令阻塞率和端到端时延，有利于解决数据通信网中信令发送的不确定性等问题。

综上所述，本申请实施例提供的确定性信令的实现方法，在网络初始化后能够通过分析信令包确定信令包的属性，并根据属性确定信令包的信令包类型，将信令包分为实时信令包和普通信令包，在分类排序后，得到了实时信令包集合和普通信令包集合，然后针对具有不同需求的实时信令包集合和普通信令包集合，采取不同的调度方法，从而降低信令阻塞率和端到端时延，有利于解决数据通信网中信令发送的不确定性等问题。

需要说明的是，本申请实施例提供的确定性信令的实现方法可适用于多种应用场景，包括光传送网确定性恢复场景、数据中心间备份场景、工业互联网中设备的确定性动作、云游戏等时延敏感型业务的确定性管道建立拆除以及动态带宽调整等场景，下面具体结合光传送网确定性恢复场景、数据中心间备份场景两种应用场景进行详细说明，在光传送网确定性恢复场景光网络节点或链路发生故障时，会导致多条业务高并发。不同业务的优先级不同，有的需要在截止时间前完成光路建立，有的业务优先等级不高，建立完成即可。针对不同业务需求，需要保证其光路的确定性建立。在数据中心间备份场景中，为保证资源备份完成，以及资源的合理应用，两个数据中心间进行备份通常在闲时进行，备份的开始和结束时间点通常是确定的。光路建立的过早会影响其他业务的正常传输，建立的过晚会导致资源的浪费。因此需要硬实时信令保证光路的准时建立。其中，所采用的网络拓扑如图7所示，为包括六个节点的网络拓扑。

在一些实施例中，属性包括信令包的源节点、宿节点、路径、截止时间和包个数；响应于信令包为实时信令包，根据属性确定在网络拓扑中传输实时信令包的剩余时长，如图8所示，包括：

步骤801：响应于信令包为实时信令包，获取实时信令包的传播时延和发送时延。

具体实施时，对于具有截止时间的实时信令包，在计算剩余时长时首次需要获取实时信令包的传播时延和发送时延，该传播时延和发送时延均为一个定值，在实时信令包传输路径的每一跳链路上均具有一次发送动作和传播动作，所以均需要计算一次传播时延和发送时延，示例性的，如果将实时信令包由节点1发送至节点3，计算一次传播时延和发送时延，如果将实时信令包由节点1发送至节点4，计算两次传播时延和发送时延。

步骤802：根据实时信令包的路径确定链路跳数。

具体实施时，在确定好传播时延和发送时延的数值后，就需要确定将实时信令包由源节点传输至宿节点需要经过的路径的链路跳数，然后，根据链路跳数和传播时延和发送时延的数值就可以计算得到源节点到宿节点的端到端时延，示例性的，如果将实时信令包由节点1发送至节点6，需要经过节点1到节点3、节点3到节点4、节点4到节点路径，其链路跳数为3。

步骤803：根据实时信令包的传播时延和发送时延的和、链路跳数和包个数确定实时信令包由源节点到宿节点的端到端时延。

具体实施时，根据端到端时延t1＝包个数*链路跳数*(传播时延+发送时延)计算实时信令包由源节点到宿节点的端到端时延。

步骤804：根据端到端时延和截止时间确定剩余时间。

具体实施时，根据端到端时延与截止时间T之差计算实时信令包剩余时间，即t2＝T-t1。需要说明的是，在得到剩余时间后，需要确定剩余时间的正负，如果t2<0，说明即使将该实时信令包排到第一个传输的位置，也无法满足时延要求，因此该剩余时间小于零的实时信令包被阻塞，不参与后续的分类排序过程。

作为一个可选实施例，以光传送网确定性恢复场景为例，在信令包到来后，通过分析信令包的属性，包括信令类型、源节点、宿节点、路径、截止时间、包个数，得到如表1-1所示的到来信令包：

表1-1光传送网确定性恢复场景到来信令包

序号	信令包	源节点	宿节点	包个数	路径	信令包类型	截止时间
								1	SR1	1	5	2	1-3-4-5	普通信令	-
2	SR2	2	4	1	2-3-4	软实时信令	3t
								3	SR3	3	5	1	3-4-5	普通信令	-
4	SR4	5	6	2	5-4-6	软实时信令	6t
								5	SR5	1	2	2	1-3-2	软实时信令	3t
6	SR6	2	5	1	2-3-4-5	软实时信令	7t
								7	SR7	3	4	2	3-4	软实时信令	4t
8	SR8	5	6	3	5-4-6	普通信令	-

由表1-1中的信令包类型可知，可知SR1，SR3，SR8为普通信令包，SR2，SR4，SR5，SR6，SR7为软实时信令包，然后，根据公式计算软实时信令包的端到端时延t1＝包个数*链路跳数*(传播时延+发送时延)。假设每一跳链路的长度均相同，发送时延与包个数有关，因此，为方便计算，可设(传播时延+发送时延)＝最大传输单元t。以软实时信令包SR2为例，其包个数为1，链路跳数为2，则软实时信令包SR2的端到端时延t1＝1*2*t＝2t。由此得到软实时信令包SR2，SR4，SR5，SR6，SR7的端到端时延t1分别为2t，4t，4t，3t，2t。然后，根据表1-1可以得知软实时信令包SR2，SR4，SR5，SR6，SR7的截止时间T分别为3t，6t，3t，7t，4t，进而根据公式计算剩余时长t2＝T-t1，计算软实时信令包SR2，SR4，SR5，SR6，SR7端到端时延与截止时间之差得到的剩余时长t2分别为t，2t，-t，4t，2t，其中，可知软实时信令包SR5的剩余时长t2＝-t<0，说明即使将软实时信令包SR5排到第一个传输的位置，也无法满足时延要求，因此软实时信令包SR5被阻塞，不参与后续的排序。

作为一个可选实施例，以数据中心间备份场景为例，在信令包到来后，通过分析信令包的属性，包括信令类型、源节点、宿节点、路径、截止时间、包个数，得到如表2-1所示的到来信令包：

表2-1数据中心间备份场景到来信令包

序号	信令包	源节点	宿节点	包个数	路径	信令包类型	截止时间
								1	SR1	1	5	1	1-3-4-5	硬实时信令	4t
2	SR2	2	4	2	2-3-4	普通信令	-
								3	SR3	3	6	2	3-4-6	硬实时信令	7t
4	SR4	5	6	1	5-4-6	硬实时信令	6t
								5	SR5	2	6	1	2-3-4-6	普通信令	-

由表2-1中的信令包类型可知，可知SR2，SR5普通信令包，SR1，SR3，SR4为硬实时信令包，然后，根据公式计算硬实时信令包的端到端时延t1＝包个数*链路跳数*(传播时延+发送时延)。假设每一跳链路的长度均相同，发送时延与包个数有关，因此，为方便计算，可设(传播时延+发送时延)＝t。以硬实时信令包SR1为例，其包个数为1，链路跳数为3，则硬实时信令包SR1的端到端时延t1＝1*3*t＝3t。由此得到硬实时信令包SR1，SR3，SR4的端到端时延t1分别为3t，4t，2t。然后，根据表2-1可以得知硬实时信令包SR1，SR3，SR4的截止时间T分别为4t，7t，6t，进而根据公式计算剩余时长t2＝T-t1，计算硬实时信令包SR1，SR3，SR4端到端时延与截止时间之差得到的剩余时长t2分别为t，3t，2t。

在一些实施例中，如图9所示，根据剩余时长对实时信令包进行分类排序，得到实时信令包集合，包括：

步骤901：根据剩余时长对实时信令包进行升序排序，得到实时初始排序集合，并判断实时初始排序集合中是否存在剩余时长相同的实时信令包。

具体实施时，剩余时长表示的是传输该实时信令包剩余的时间，该剩余时长越小表明可以传输该实时信令的剩余时间越短，说明该实时信令包调度成功的难度越大，越需要优先进行调度，所以需要根据剩余时长从小到大进行升序排序，确保剩余时长短的实时信令包进行优先调度，以降低其调度难度。但是，会存在剩余时长相同情况，所以继续判断实时初始排序集合中是否存在剩余时长相同的实时信令包。

步骤902：响应于存在剩余时长相同的实时信令包，在实时初始排序集合中，根据链路跳数对剩余时长相同的实时信令包进行降序排列，得到实时信令包集合。

具体实施时，如果实时初始排序集合中存在剩余时长相同的实时信令包，此时可以根据信令包属性中的路径长度进行降序排列，因为路径越长，表明经过的节点越多，调度成功的难度越大，所以将调度成功难度大的实时信令包排序在前，进行优先调度。

步骤903：响应于不存在剩余时长相同的实时信令包，将实时初始排序集合作为实时信令包集合。

具体实施时，如果实时初始排序集合中不存在剩余时长相同的实时信令包，无需继续进行排序，直接将实时初始排序集合作为实时信令包集合。

作为一个可选实施例，以光传送网确定性恢复场景为例，经过剩余时间的升序排列和路径长短的降序排列后，得到如表1-2所示的软实时信令包集合：

表1-2软实时信令包集合

序号	信令请求	源节点	宿节点	包个数	路径	信令类型	截止时间
								1	SR2	2	4	1	2-3-4	软实时信令	3t
2	SR7	3	4	4	3-4	软实时信令	6t
								3	SR4	5	6	2	5-4-6	软实时信令	6t
4	SR6	2	5	1	2-3-4-5	软实时信令	7t

作为一个可选实施例，以数据中心间备份场景为例，经过剩余时间的升序排列和路径长短的降序排列后，得到如表2-2所示的硬实时信令包集合：

表2-2硬实时信令包集合

序号	信令请求	源节点	宿节点	包个数	路径	信令类型	截止时间
								1	SR1	1	5	1	1-3-4-5	硬实时信令	4t
2	SR3	3	6	2	3-4-6	硬实时信令	7t
								3	SR4	5	6	1	5-4-6	硬实时信令	6t

在一些实施例中，步骤604包括：

步骤6041：响应于信令包为普通信令包，获取普通信令包的传播时延和发送时延；

步骤6042：根据普通信令包的路径确定链路跳数；

步骤6043：根据普通信令包的传播时延和发送时延的和、链路跳数和包个数确定普通信令包由源节点到宿节点的总时延；

步骤6044：根据总时延对实时信令包进行降序排序，得到普通初始排序集合，并判断初始排序集合中是否存在总时延相同的普通信令包；

步骤6045：响应于存在总时延相同的普通信令包，在普通初始排序集合中，根据链路跳数对总时延相同的普通信令包进行降序排列，得到普通信令包集合；

步骤6046：响应于不存在总时延相同的实时信令包，将普通初始排序集合作为普通信令包集合。

具体实施时，对于不存在截止时间的普通信令包，由于不存在截止时间，所以传输普通信令包所需的时间即为源节点到宿节点之间端到端的总时延，该总时延表示在普通信令包的路径上进行传输所需的时间，总时延越大，传输该普通信令包需要花费的时间就越长，其调度难度越大。根据公式总时延t3＝包个数*链路跳数*(传播时延+发送时延)计算每个普通信令包的总延时。然后，将普通信令包按照总时延从大到小进行排序，确保总时延大的普通信令包进行优先调度，以降低其调度难度。若存在总时延相同的普通信令包，此时可以根据信令包属性中的路径长度进行降序排列，因为路径越长，表明经过的节点越多，调度成功的难度越大，所以将调度成功难度大的普通信令包排序在前，进行优先调度。

作为一个可选实施例，以光传送网确定性恢复场景为例，根据公式计算普通信令包的总时延t3＝包个数*链路跳数*(传播时延+发送时延)。由此得到普通信令包SR1，SR3，SR8的总时延t3分别为6t，2t，6t。将t3从大到小进行降序排序，若t3相同，则按照普通信令包SR1，SR3，SR8路径从长到短进行降序排序，得到如表1-3所示的传送网确定性恢复场景普通信令集合：

表1-3传送网确定性恢复场景普通信令集合

序号	信令请求	源节点	宿节点	包个数	路径	信令类型	截止时间
								1	SR1	1	5	2	1-3-4-5	普通信令	-
2	SR8	5	6	3	5-4-6	普通信令	-
								3	SR3	3	5	1	3-4-5	普通信令	-

作为一个可选实施例，以数据中心间备份场景为例，根据公式计算普通信令包的总时延t3＝包个数*链路跳数*(传播时延+发送时延)。由此得到普通信令包SR2，SR5的总时延t3分别为3t，4t。将t3从大到小进行降序排序，若t3相同，则按照普通信令包SR1，SR3，SR8路径从长到短进行降序排序，得到如表1-3所示的数据中心间备份场景普通信令集合：

表1-3传送网确定性恢复场景普通信令集合

序号	信令请求	源节点	宿节点	包个数	路径	信令类型	截止时间
								1	SR5	2	6	1	2-3-4-6	普通信令	-
2	SR2	2	4	2	2-3-4	普通信令	-

在一些实施例中，实时信令包集合包括硬实时信令包集合和软实时信令包集合；步骤605包括：

步骤6051：根据源节点和宿节点确定路径每一跳的链路。

具体实施时，根据如图7所示的网络拓扑可以看出，源节点和宿节点间路径每一跳的链路包括[1,3]、[2,3]、[3,4]、[4,5]、[4,6]共6个链路，因为每一跳的链路均可以进行双向传输，所以示例性的，[4,5]和[5,4]位同一条链路。

步骤6052：根据最大传输单元对链路分别进行时间切片，得到可行域；

具体实施时，由于信令包大小是最大传输单元t的整数倍，所以根据最大传输单元对每条链路分别分别进行时间切片，6个链路的全部时间切片构成所述可行域。

步骤6053：根据硬实时信令包集合中硬实时信令包的排列顺序在可行域中进行硬实时信令包调度。

具体实施时，由于是硬实时信令包，必须在指定的截止时间点完成信令发放，因此需要在每一跳链路的宿节点的截止时间点的时间切片处设置硬实时信令包。根据硬实时信令包集合中硬实时信令包的排列顺序将硬实时信令包依次设置在可行域最右侧，这样能够留有足够的时间切片给未调度的软实时信令和普通信令，从而降低调度阻塞率，减少端到端总时延。若每个硬实时信令包的整条路径都能够选择合适的时间切片，该条信令调度成功。若路径中有一条链路不能选择合适的时间切片，该条信令调度失败，当硬实时信令包集合中的硬实时信令包调度完毕，硬实时信令集合调度完成。

步骤6054：响应于硬实时信令包集合中硬实时信令包调度完毕，得到第一空余可行域，并根据软实时信令包集合中软实时信令包的排列顺序在第一空余可行域中进行软实时信令包调度。

具体实施时，当硬实时信令集合调度完成，可行域中的部分时间切片被硬实时信令包占据，剩余部分可以作为第一空余可行域，如果不存在硬实时信令包，则直接将完整的可行域作为第一空余可行域。由于是软实时信令包，必须在指定的截止时间点前完成信令发放，因此可以在每一跳链路的宿节点的截止时间点前的时间切片处设置硬实时信令包，优先将信令包设置在第一空余可行域的最左侧。根据软实时信令包集合中软实时信令包的排列顺序将软实时信令包依次设置在可行域最左侧，这样能够留有足够的时间切片给未调度的普通信令，从而降低调度阻塞率，减少端到端总时延。若每个软实时信令包的整条路径都能够选择合适的时间切片，该条信令调度成功。若路径中有一条链路不能选择合适的时间切片，该条信令调度失败，当软实时信令包集合中的软实时信令包调度完毕，软实时信令集合调度完成。

步骤6055：响应于软实时信令包集合中软实时信令包调度完毕，得到第二空余可行域，并根据普通信令包集合中普通信令包的排列顺序在第二空余可行域中进行普通信令包调度。

具体实施时，当软实时信令集合调度完成，第一空余可行域中的部分时间切片被软实时信令包占据，第一空余可行域剩余部分可以作为第二空余可行域，如果不存在软实时信令包，则直接将完整的第一空余可行域作为第一空余可行域。由于是普通信令包，没有截止时间，根据普通信令包集合中普通信令包的排列顺序在第二空余可行域中进行普通信令包调度。若每个普通信令包的整条路径都能够选择合适的时间切片，该条信令调度成功。若路径中有一条链路不能选择合适的时间切片，该条信令调度失败，当普通信令包集合中的普通信令包调度完毕，普通信令包集合调度完成。

步骤6056：响应于普通信令包集合中普通信令包调度完毕，得到信令包调度结果。

具体实施时，当普通信令集合调度完成，得到可以同时调动全部未阻塞硬实时信令包、软实时信令包、普通信令包的信令包调度结果。需要说明的是，由于硬实时信令包需要在指定的截止时间完成传输，错过截止时间或提前传输会导致传输失败；软实时信令包需要在指定的截止时间前完成传输，错过截止时间会导致传输失败；普通信令包因为没有截止时间，所以在可行域中硬实时信令包和软实时信令包调度的空余时间切片中进行调度，所以调度优先级从硬实时信令包、软实时信令包、普通信令包依次降低，而为了保证硬实时信令包可以在指定的截止时间完成传输，将第一调度位置选取为截止时间前一列的时间切片，其余位置均会导致硬实时信令包阻塞；为了保证软实时信令包可以在指定的截止时间前完成传输，将第二调度位置选取为截止时间前，可选择时间切片中最靠右的时间切进行调度，因为最靠右可以优先进行传输，提高软实时信令包的传输成功率，并为普通信令包的调度留下足够的时间切片，以降低信令包的阻塞率。

在一些实施例中，步骤6053包括：

步骤60531：根据硬实时信令包集合中硬实时信令包的排列顺序选取目标硬实时信令包。

具体实施时，示例性的，按照SR1，SR3，SR4的顺序选取硬实时信令包，则第一个目标硬实时信令包为SR1。

步骤60532：根据目标硬实时信令包的路径确定目标硬实时信令包在每一跳链路对应的可行域中的第一调度位置。

具体实施时，示例性的，目标硬实时信令包位SR1路径的第一跳链路为[1,3]，将时间切片后的第一跳链路[1,3]中截止时间以前最右侧的位置作为第一调度位置。

步骤60533：根据第一调度位置和目标硬实时信令包的截止时间确定可行域中的可占用的时间切片的第一切片个数。

具体实施时，目标硬实时信令包的截止时间左侧，第一调度位置处未被占用的时间切片的个数即为第一切片个数。

步骤60534：响应于响应于第一调度位置处存在未被占用的时间切片，所述目标硬实时信令包调度成功，目标硬实时信令包调度成功。

具体实施时，并不是目标硬实时信令包集合中所有的硬实时信令包均可以选择到合适时间切片，以数据中心间备份场景为例，硬实时信令包SR3和SR4最后一条的链路均为[4,6]，但是，硬实时信令包SR3排在硬实时信令包SR4前，所以硬实时信令包SR3优先选择时间切片，硬实时信令包SR3数据包个数为2，会占据2个时间切片，此时，硬实时信令包SR3截止时间7t最右侧的未占用的时间切片为5t，但是硬实时信令包SR4的截止时间为6t，所以硬实时信令包SR4的第一调度位置被占用，无法完成传输，被阻塞。

在一些实施例中，步骤6054包括：

步骤60541：根据软实时信令包集合中软实时信令包的排列顺序选取目标软实时信令包。

具体实施时，示例性的，按照SR2，SR7，SR4，SR6的顺序选取软实时信令包，则第一个目标软实时信令包为SR2。

步骤60542：根据目标软实时信令包的路径确定目标软实时信令包在每一跳链路对应的第一空余可行域中的第二调度位置。

具体实施时，示例性的，目标软实时信令包位SR2路径的第一跳链路为[2,3]，将时间切片后的第一跳链路[2,3]中截止时间以前最左侧的位置作为第二调度位置，在第二条链路中，进行第二调度位置的确定时，需要将第一跳链路的占用的同一列的时间切片去除后，将截止时间以前最左侧的位置作为第二跳链路的第二调度位置。

步骤60543：根据第二调度位置和目标软实时信令包的截止时间确定第一空余可行域中的可占用的时间切片的第二切片个数。

具体实施时，目标软实时信令包的截止时间左侧，第二调度位置右侧未被占用的时间切片的个数即为第二切片个数。

步骤60544：响应于每一跳链路的第二切片个数均大于等于目标软实时信令包的包个数，目标软实时信令包调度成功。

具体实施时，若每一跳链路的第二切片个数均大于目标软实时信令包的包个数，目标软实时信令包调度成功；若存在第二切片个数小于目标软实时信令包的包个数的链路，目标软实时信令包调度失败，被阻塞。

作为一个可选实施例，以光传送网确定性恢复场景为例，如图10所示，第一个目标软实时信令包为SR2，第一跳链路为[2,3]，包个数为1，所以占用截止时间7t前最左侧，即链路[2,3]的第一列位置(第一跳链路的第二调度位置，链路[2,3]中0至t对应的一列)处的一个时间切片，第二跳链路为[3,4]，由于目标软实时信令包为SR2的一个包传输完成需要时间t，所以第一列的时间切片不能作为第二跳链路为[3,4]的占用选择，所以选择第二列(t至2t对应的一列)时间切片作为第二跳链路为[3,4]可占用的最左侧的时间切片，即此时第二跳链路[3,4]的第二个位置作为第二跳链路的第二调度位置，然后目标软实时信令包SR2的一个包占用链路[3,4]的第二个时间切片。根据同样的方法在可行域中进行软实时信令包SR7、SR4、SR6的时间切片的选择占用，然后在剩余的第二空余可行域中按照普通信令包集合中的顺序插入普通信令包，可以看出完成全部未阻塞的信令包的传输需要10t的时间。还可以看出SR6第一跳链路[2,3]和第二跳链路[3,4]均可以在截止时间7t之前选择空余的时间切片，但是第二跳链路[3,4]已经占用了截止时间7t前一格位置的时间切片，导致第三跳链路[3,4]的第二调度位置位于截止时间7t后，即第二切片个数为0，但是包个数为1，所以无法在截止时间前完成整个路径的传输，所以SR6被阻塞。最后计算可以看出8个软实时信令包中只有SR5和SR6被阻塞，总阻塞率为25％，调度过程中只有SR6被阻塞，调度过程的阻塞率为12.5％。

作为一个可选实施例，以数据中心间备份场景为例，如图11所示，第二个目标硬实时信令包为SR3，第一跳链路为[3,4]，包个数为2，所以占用截止时间7t前最右侧，即链路[3,4]截止时间7t前的第一个时间切片位置(第一跳链路的第一调度位置)处的相邻的两个时间切片，第二跳链路为[4,6]，由于目标硬实时信令包为SR3的两个包传输完成需要时间2t，所以第六、第七列的时间切片不能作为第二跳链路为[4,6]的占用选择，所以选择第五列时间切片作为第二跳链路为[4,6]可占用的最右侧的时间切片，即此时第二跳链路为[4,6]的第第四、第五列的位置作为第二跳链路的第一调度位置，然后目标硬实时信令包SR3占用第二跳链路[4,6]的第四、第五列的时间切片。根据同样的方法在可行域中进行硬实时信令包SR1、SR4的时间切片的选择占用，然后在剩余的可行域中按照普通信令包集合中的顺序插入普通信令包，可以看出完成全部未阻塞的信令包的传输需要7t的时间。还可以看出SR4第二跳链路[4,6]与SR3相同，但是SR3优先选择了两个时间切片，导致SR4第二跳链路[4,6]的第一调度位置位于截止时间6t前两格的位置，即会在4t到5t完成传输，无法在截止时间6t时完成整个路径的传输，所以SR4被阻塞。最后计算可以看出5个硬实时信令包中只有SR4被阻塞，总阻塞率为20％，调度过程中只有SR4被阻塞，调度过程的阻塞率为20％。

需要说明的是，本申请实施例的方法可以由单个设备执行，例如一台计算机或服务器等。本实施例的方法也可以应用于分布式场景下，由多台设备相互配合来完成。在这种分布式场景的情况下，这多台设备中的一台设备可以只执行本申请实施例的方法中的某一个或多个步骤，这多台设备相互之间会进行交互以完成所述的方法。

需要说明的是，上述对本申请的一些实施例进行了描述。其它实施例在所附权利要求书的范围内。在一些情况下，在权利要求书中记载的动作或步骤可以按照不同于上述实施例中的顺序来执行并且仍然可以实现期望的结果。另外，在附图中描绘的过程不一定要求示出的特定顺序或者连续顺序才能实现期望的结果。在某些实施方式中，多任务处理和并行处理也是可以的或者可能是有利的。

基于同一发明构思，与上述任意实施例方法相对应的，本申请还提供了一种确定性信令的实现装置。

参考图12，所述确定性信令的实现装置，包括：

网络初始化模块10，被配置为：同步全网时钟并初始化网络信息，得到时间一致的网络拓扑和多个待调度的信令包；

信令包分类模块20，被配置为：通过分析信令包确定信令包的属性，并根据属性确定信令包的信令包类型；其中，信令包类型包括实时信令包和普通信令包；

响应于信令包为实时信令包，根据属性确定在网络拓扑中传输实时信令包的剩余时长，并根据剩余时长对实时信令包进行分类排序，得到实时信令包集合；

响应于信令包为普通信令包，根据属性确定在网络拓扑中传输普通信令包的总时延，并根据总时延对信令包进行排序，得到普通信令包集合；

信令包调度模块30，被配置为：基于信令包集合的集合类型，根据信令包的属性确定信令包调度结果；其中，信令包集合包括普通信令包集合和实时信令包集合；

在网络拓扑中根据信令包调度结果进行信令包的调度。

为了描述的方便，描述以上装置时以功能分为各种模块分别描述。当然，在实施本申请时可以把各模块的功能在同一个或多个软件和/或硬件中实现。

上述实施例的装置用于实现前述任一实施例中相应的确定性信令的实现方法，并且具有相应的方法实施例的有益效果，在此不再赘述。

基于同一发明构思，与上述任意实施例方法相对应的，本申请还提供了一种电子设备，包括存储器、处理器及存储在存储器上并可在处理器上运行的计算机程序，所述处理器执行所述程序时实现上任意一实施例所述的确定性信令的实现方法。

图13示出了本实施例所提供的一种更为具体的电子设备硬件结构示意图，该设备可以包括：处理器1010、存储器1020、输入/输出接口1030、通信接口1040和总线1050。其中处理器1010、存储器1020、输入/输出接口1030和通信接口1040通过总线1050实现彼此之间在设备内部的通信连接。

处理器1010可以采用通用的CPU(Central Processing Unit，中央处理器)、微处理器、应用专用集成电路(Application Specific Integrated Circuit，ASIC)、或者一个或多个集成电路等方式实现，用于执行相关程序，以实现本说明书实施例所提供的技术方案。

存储器1020可以采用ROM(Read Only Memory，只读存储器)、RAM(Random AccessMemory，随机存取存储器)、静态存储设备，动态存储设备等形式实现。存储器1020可以存储操作系统和其他应用程序，在通过软件或者固件来实现本说明书实施例所提供的技术方案时，相关的程序代码保存在存储器1020中，并由处理器1010来调用执行。

输入/输出接口1030用于连接输入/输出模块，以实现信息输入及输出。输入输出/模块可以作为组件配置在设备中(图中未示出)，也可以外接于设备以提供相应功能。其中输入设备可以包括键盘、鼠标、触摸屏、麦克风、各类传感器等，输出设备可以包括显示器、扬声器、振动器、指示灯等。

通信接口1040用于连接通信模块(图中未示出)，以实现本设备与其他设备的通信交互。其中通信模块可以通过有线方式(例如USB、网线等)实现通信，也可以通过无线方式(例如移动网络、WIFI、蓝牙等)实现通信。

总线1050包括一通路，在设备的各个组件(例如处理器1010、存储器1020、输入/输出接口1030和通信接口1040)之间传输信息。

需要说明的是，尽管上述设备仅示出了处理器1010、存储器1020、输入/输出接口1030、通信接口1040以及总线1050，但是在具体实施过程中，该设备还可以包括实现正常运行所必需的其他组件。此外，本领域的技术人员可以理解的是，上述设备中也可以仅包含实现本说明书实施例方案所必需的组件，而不必包含图中所示的全部组件。

上述实施例的电子设备用于实现前述任一实施例中相应的确定性信令的实现方法，并且具有相应的方法实施例的有益效果，在此不再赘述。

基于同一发明构思，与上述任意实施例方法相对应的，本申请还提供了一种非暂态计算机可读存储介质，所述非暂态计算机可读存储介质存储计算机指令，所述计算机指令用于使所述计算机执行如上任一实施例所述的确定性信令的实现方法。

本实施例的计算机可读介质包括永久性和非永久性、可移动和非可移动媒体可以由任何方法或技术来实现信息存储。信息可以是计算机可读指令、数据结构、程序的模块或其他数据。计算机的存储介质的例子包括，但不限于相变内存(PRAM)、静态随机存取存储器(SRAM)、动态随机存取存储器(DRAM)、其他类型的随机存取存储器(RAM)、只读存储器(ROM)、电可擦除可编程只读存储器(EEPROM)、快闪记忆体或其他内存技术、只读光盘只读存储器(CD-ROM)、数字多功能光盘(DVD)或其他光学存储、磁盒式磁带，磁带磁磁盘存储或其他磁性存储设备或任何其他非传输介质，可用于存储可以被计算设备访问的信息。

上述实施例的存储介质存储的计算机指令用于使所述计算机执行如上任一实施例所述的确定性信令的实现方法，并且具有相应的方法实施例的有益效果，在此不再赘述。

需要说明的是，如图14至图16所示，本申请的实施例还可以以下方式进一步描述：

如图14所示，确定性信令的实现方法包括：

步骤1：网络初始化——全网时钟同步(1.1)、初始化网络信息(1.2)。

1.1首先要进行全网时钟同步，确定性信令是基于时间基准的。因此，精确时钟同步是需要满足的必要条件。为确保整个网络的调度具有高度一致性，需要实现网络中的时钟同步。

1.2接着进行网络信息初始化，包括初始化网络拓扑、待调度的信令。假设信令包大小是最大传输单元的整数倍。

步骤2：基于业务感知的信令包分类方法——信令包分析(2.1)、基于剩余时间的信令包排序(2.2)。

2.1分析信令包的属性，包括信令包类型、源节点、宿节点、路径、截止时间、信令包个数。

2.2根据信令包的属性计算信令包剩余时间，按剩余时间及路由长度对信令包进行排序。

步骤3：基于时间感知的信令包调度方法——基于截止时间的实时信令包调度(3.1)、针对普通信令包的调度(3.2)。

3.1实时信令包分为硬实时信令包和软实时信令，基于信令包的截止时间，先调度硬实时信令包，再调度软实时信令包。

3.2普通信令包在实时信令包调度完成后进行调度。

如图15所示，1.1.基于业务感知的信令包分类方法包括：

根据信令包的类型将信令包分为三个集合：硬实时信令、软实时信令和普通信令。针对实时信令，根据信令包的路径、截止时间、包个数计算信令包的剩余时间，按照剩余时间从小到大进行排序，若剩余时间相同，则按照路径从长到短进行排序；针对普通信令，根据信令包的路径、包个数计算信令包的端到端时延，按照端到端时延从大到小进行排序，若端到端时延相同，则按照路径从长到短进行排序。

如图15所示，信令包分类模块可以分为三个模块。

模块I：硬实时信令包分类模块，被配置为执行以下步骤：

步骤I.1：分析硬实时信令包截止时间T、路径、包个数。

步骤I.2：计算硬实时信令包端到端时延t1＝包个数*链路跳数*(传播时延+发送时延)。

步骤I.3：计算端到端时延与截止时间之差即硬实时信令包剩余时间t2＝T-t1。

步骤I.4：若t2<0，说明即使将该包排到第一个传输的位置，也无法满足时延要求，因此该硬实时信令包被阻塞。

步骤I.5：将硬实时信令包按照t2从小到大进行排序；若相同，则按照路径长度从长到短进行排序，得到硬实时信令包集合S1。t2越小，表明剩余时间越少，调度成功的难度越大；路径越长，表明经过的节点越多，调度成功的难度越大。因此，将调度成功难度大的信令包排序在前，优先调度。

模块II：软实时信令包分类模块，被配置为执行以下步骤：

步骤II.1-II.5与步骤I.1-I.5类似，在此不再赘述。

模块III：普通信令包分类模块，被配置为执行以下步骤：

步骤III.1：分析信令包源节点、宿节点、路径、包个数。

步骤III.2：计算普通信令包总时延t3＝包个数*链路跳数*(传播时延+发送时延)。

步骤III.3：将普通信令包分按照t3从大到小进行排序；若相同，则按照路径长度从长到短进行排序，得到普通信令集合S3。t3越大，路径越长，表明经过的节点越多，调度所需要的资源越多。为降低所有信令的总时延，将资源需求多的信令包排序在前，优先调度。

如图16所示，信令包调度可以分为三个步骤。

步骤I：硬实时信令包调度，具体包括以下步骤：

步骤I.1：按照硬实时信令包集合S1的顺序，依次调度集合S1的硬实时信令包。

步骤I.2：将队列以单个最大传输单元的发送时延为单位，进行时间切片。根据每个信令的路径从宿节点到源节点对时间切片进行调度。

步骤I.3：由于是硬实时信令，必须在指定的截止时间点完成信令发放，因此在宿节点的截止时间点的时间切片处设置硬实时信令包。

步骤I.4：从宿节点到源节点依次确定信令包的可行域，将信令包设置在可行域最右侧，这样能够留有足够的时间切片给未调度的软实时信令和普通信令，从而降低调度阻塞率，减少端到端总时延。

步骤I.5：若整条路径都能够选择合适的时间切片，转到步骤I.6；若路径中有一条链路不能选择合适的时间切片，则转到步骤I.7。

步骤I.6：该条信令调度成功。

步骤I.7：该条信令调度失败。

步骤I.8：硬实时信令集合S1调度完成。

步骤II：软实时信令包调度，具体包括以下步骤：

步骤II.1：按照软实时信令包集合S2的顺序，依次调度集合S2的软实时信令包。

步骤II.2：将队列以单个最大传输单元的发送时延为单位，进行时间切片。根据每个信令的路径从宿节点到源节点对时间切片进行调度。

步骤II.3：由于是软实时信令，只需在截止时间之前完成信令发放，因此可以从宿节点的截止时间开始的时间切片设置可行域，将信令包设置在可行域的最左侧。

步骤II.4：从宿节点到源节点依次确定信令包的可行域，将信令包设置在可行域最左侧，这样能够留有足够的时间切片给未调度普通信令，从而减少端到端总时延。

步骤II.5：若整条路径都能够选择合适的时间切片，转到步骤II.6；若路径中有一条链路不能选择合适的时间切片，则转到步骤II.7。

步骤II.6：该条信令调度成功。

步骤II.7：该条信令调度失败。

步骤II.8：软实时信令集合S2调度完成。

步骤III：普通信令包调度，具体包括以下步骤：

步骤III.1：按照普通信令包集合S3的顺序，依次调度集合S3的信令包。

步骤III.2：将队列以单个最大传输单元的发送时延为单位，进行时间切片。根据每个信令的路径从源节点到宿节点对时间切片进行调度。

步骤III.3：由于是普通信令，没有截止时间，因此可直接将信令包调度在空余的时间切片。

所属领域的普通技术人员应当理解：以上任何实施例的讨论仅为示例性的，并非旨在暗示本申请的范围(包括权利要求)被限于这些例子；在本申请的思路下，以上实施例或者不同实施例中的技术特征之间也可以进行组合，步骤可以以任意顺序实现，并存在如上所述的本申请实施例的不同方面的许多其它变化，为了简明它们没有在细节中提供。

另外，为简化说明和讨论，并且为了不会使本申请实施例难以理解，在所提供的附图中可以示出或可以不示出与集成电路(IC)芯片和其它部件的公知的电源/接地连接。此外，可以以框图的形式示出装置，以便避免使本申请实施例难以理解，并且这也考虑了以下事实，即关于这些框图装置的实施方式的细节是高度取决于将要实施本申请实施例的平台的(即，这些细节应当完全处于本领域技术人员的理解范围内)。在阐述了具体细节(例如，电路)以描述本申请的示例性实施例的情况下，对本领域技术人员来说显而易见的是，可以在没有这些具体细节的情况下或者这些具体细节有变化的情况下实施本申请实施例。因此，这些描述应被认为是说明性的而不是限制性的。

尽管已经结合了本申请的具体实施例对本申请进行了描述，但是根据前面的描述，这些实施例的很多替换、修改和变型对本领域普通技术人员来说将是显而易见的。例如，其它存储器架构(例如，动态RAM(DRAM))可以使用所讨论的实施例。

本申请实施例旨在涵盖落入所附权利要求的宽泛范围之内的所有这样的替换、修改和变型。因此，凡在本申请实施例的精神和原则之内，所做的任何省略、修改、等同替换、改进等，均应包含在本申请的保护范围之内。

Claims (10)

1.一种确定性信令的实现方法，其特征在于，包括：

同步全网时钟并初始化网络信息，得到时间一致的网络拓扑和多个待调度的信令包；

通过分析所述信令包确定所述信令包的属性，并根据所述属性确定所述信令包的信令包类型；其中，所述信令包类型包括实时信令包和普通信令包；

响应于所述信令包为所述实时信令包，根据所述属性确定在所述网络拓扑中传输所述实时信令包的剩余时长，并根据所述剩余时长对所述实时信令包进行分类排序，得到所述实时信令包集合；

响应于所述信令包为所述普通信令包，根据所述属性确定在所述网络拓扑中传输所述普通信令包的总时延，并根据所述总时延对所述信令包进行排序，得到所述普通信令包集合；

基于信令包集合的集合类型，根据所述信令包的所述属性确定信令包调度结果；其中，所述信令包集合包括所述普通信令包集合和所述实时信令包集合；

在所述网络拓扑中根据所述信令包调度结果进行所述信令包的调度。

2.根据权利要求1所述的方法，其特征在于，所述属性包括所述信令包的所述信令包类型、源节点、宿节点、路径、截止时间和包个数；所述响应于所述信令包为所述实时信令包，根据所述属性确定在所述网络拓扑中传输所述实时信令包的剩余时长，包括：

响应于所述信令包为所述实时信令包，获取所述实时信令包的传播时延和发送时延；

根据所述实时信令包的路径确定所述链路跳数；

根据所述实时信令包的传播时延和发送时延的和、所述链路跳数和所述包个数确定所述实时信令包由所述源节点到所述宿节点的端到端时延；

根据所述端到端时延和所述截止时间确定所述剩余时间。

3.根据权利要求2所述的方法，其特征在于，所述根据所述剩余时长对所述实时信令包进行分类排序，得到所述实时信令包集合，包括：

根据所述剩余时长对所述实时信令包进行升序排序，得到实时初始排序集合，并判断所述实时初始排序集合中是否存在剩余时长相同的实时信令包；

响应于存在剩余时长相同的实时信令包，在所述实时初始排序集合中，根据所述链路跳数对剩余时长相同的实时信令包进行降序排列，得到所述实时信令包集合；

响应于不存在剩余时长相同的实时信令包，将所述实时初始排序集合作为所述实时信令包集合。

4.根据权利要求2所述的方法，其特征在于，所述响应于所述信令包为所述普通信令包，根据所述属性确定在所述网络拓扑中传输所述普通信令包的总时延，并根据所述总时延对所述信令包进行排序，得到所述普通信令包集合，包括：

响应于所述信令包为所述普通信令包，获取所述普通信令包的传播时延和发送时延；

根据所述普通信令包的路径确定所述链路跳数；

根据所述普通信令包的传播时延和发送时延的和、所述链路跳数和所述包个数确定所述普通信令包由所述源节点到所述宿节点的所述总时延；

根据所述总时延对所述实时信令包进行降序排序，得到普通初始排序集合，并判断所述初始排序集合中是否存在总时延相同的普通信令包；

响应于存在总时延相同的普通信令包，在所述普通初始排序集合中，根据所述链路跳数对总时延相同的普通信令包进行降序排列，得到所述普通信令包集合；

响应于不存在总时延相同的实时信令包，将所述普通初始排序集合作为所述普通信令包集合。

5.根据权利要求2所述的方法，其特征在于，所述实时信令包集合包括硬实时信令包集合和软实时信令包集合；

所述基于信令包集合的集合类型，根据所述信令包的所述属性确定信令包调度结果，包括：

根据所述源节点和所述宿节点确定所述路径每一跳的链路；

根据最大传输单元对所述链路分别进行时间切片，得到所述可行域；

根据所述硬实时信令包集合中硬实时信令包的排列顺序在所述可行域中进行硬实时信令包调度；

响应于所述硬实时信令包集合中所述硬实时信令包调度完毕，得到第一空余可行域，并根据所述软实时信令包集合中所述软实时信令包的排列顺序在所述第一空余可行域中进行软实时信令包调度；

响应于所述软实时信令包集合中所述软实时信令包调度完毕，得到第二空余可行域，并根据所述普通信令包集合中所述普通信令包的排列顺序在所述第二空余可行域中进行普通信令包调度；

响应于所述普通信令包集合中所述普通信令包调度完毕，得到所述信令包调度结果。

6.根据权利要求5所述的方法，其特征在于，所述根据所述硬实时信令包集合中所述硬实时信令包的排列顺序在所述可行域中进行硬实时信令包调度，包括：

根据所述硬实时信令包集合中所述硬实时信令包的排列顺序选取目标硬实时信令包；

根据所述目标硬实时信令包的路径确定所述目标硬实时信令包在每一跳链路对应的所述可行域中的第一调度位置；

根据所述第一调度位置和所述目标硬实时信令包的截止时间确定所述可行域中的可占用的所述时间切片的第一切片个数；

响应于所述第一调度位置处存在未被占用的时间切片，所述目标硬实时信令包调度成功。

7.根据权利要求5所述的方法，其特征在于，所述根据所述软实时信令包集合中所述软实时信令包的排列顺序在所述第一空余可行域中进行软实时信令包调度，包括：

根据所述软实时信令包集合中所述软实时信令包的排列顺序选取目标软实时信令包；

根据所述目标软实时信令包的路径确定所述目标软实时信令包在每一跳链路对应的所述第一空余可行域中的第二调度位置；

根据所述第二调度位置和所述目标软实时信令包的截止时间确定所述可行域中的可占用的所述时间切片的第二切片个数；

响应于每一跳所述链路的所述第二切片个数均大于等于所述目标软实时信令包的包个数，所述目标软实时信令包调度成功。

8.一种确定性信令的实现装置，其特征在于，包括：

网络初始化模块，被配置为：同步全网时钟并初始化网络信息，得到时间一致的网络拓扑和多个待调度的信令包；

信令包分类模块，被配置为：通过分析所述信令包确定所述信令包的属性，并根据所述属性确定所述信令包的信令包类型；其中，所述信令包类型包括实时信令包和普通信令包；

响应于所述信令包为所述实时信令包，根据所述属性确定在所述网络拓扑中传输所述实时信令包的剩余时长，并根据所述剩余时长对所述实时信令包进行分类排序，得到所述实时信令包集合；

响应于所述信令包为所述普通信令包，根据所述属性确定在所述网络拓扑中传输所述普通信令包的总时延，并根据所述总时延对所述信令包进行排序，得到所述普通信令包集合；

信令包调度模块，被配置为：基于信令包集合的集合类型，根据所述信令包的所述属性确定信令包调度结果；其中，所述信令包集合包括所述普通信令包集合和所述实时信令包集合；

在所述网络拓扑中根据所述信令包调度结果进行所述信令包的调度。

9.一种电子设备，包括存储器、处理器及存储在存储器上并可在处理器上运行的计算机程序，所述处理器执行所述程序时实现如权利要求1至7任意一项所述的方法。

10.一种非暂态计算机可读存储介质，所述非暂态计算机可读存储介质存储计算机指令，所述计算机指令用于使计算机执行权利要求1至7任一所述方法。