CN1278696A - 数据流控制交换机及其调度方法 - Google Patents

Abstract

提供一种纵横制高速交换机结构的输入线间可以进行公开调度的管线调度器。通过循环方式,滚入循环管线调度器(CORPS)实现了向多个口的可伸缩性。而且,CORPS通过调度将来的时隙的包,每一线每一时隙作出1个调度决定。由于被调度的队列的选择是任意的,适于支持通信量的业务质量。CORPS公平地解决了输出口之间的竞争。

Description

数据流控制交换机及其调度方法

本发明涉及一种控制网络上的数据的流动的网络系统以及交换机，特别涉及管理通过大容量交换机的数据流的调度器。

输入队列交换机结构一直是高速交换系统的有力的选择肢。这主要是因为输入缓冲器的存储器存取速度不是随整个交换容量确定，而是单一随输入线的速度确定。但是众所周知，输入缓冲型交换机存在着HOL(head－of－line)阻塞的问题，使得整个吞吐量限制在58．6％的理论界限以内(参照，M．J．Karol，M．G．Hluchyj，S．P．Morgan，“Input Versus OutputQueuing on a Space－Division Packet Switch”，IEEE Transactions onCommunications，Vol．COM－35，No．12，pp．1347－1356，Dec．1987)。

最近，为了克服输入缓冲型交换机的HOL阻塞问题，提出了所谓虚拟输出队列(VOQ：Virtual Output Queuing)的输入队列交换方式的方案(参照，Y．Tamir and G．Frazier，“High Performance Multi-queue Buffers forVLSI Communication Switches”，Proceedings of 15th Ann，Symp．on Comp．Arch．，pp．343－354，June 1988，以及，T．Anderson，S．Owicki，J．Saxe，C．Thecker，“High Speed Switch Scheduling for Local Area Networks”，ACMTransactions on Computer Systems，pp．319-352，Nov．1993)。其设想为，在交换机的各输出口分别设置队列，流向空输出口的包，通过对其它口的竞争，从而消除由不能行进的先头包阻塞业务的可能性。这时，N×N交换机在每个输入口有N个队列，即共有N²个队列。正如其它研究者所研究的那样(参照，A．Mekkittikul，N．McKeown，“A Practical SchedulingAlgorithm to Achieve 100％Through-put in Input-Queued Switches”，Proceeings of Infocom98，April 1998)，通过对VOQ法的进一步研究，在设计出的高性能的调度器实际上可能达到100％的吞吐量。

因此，输入缓冲型交换机的调度器是高速输入缓冲型交换机设计的重点之一。VOQ的调度器，和通常的先入先出(FIFO)的输入队列交换机结构相比，为了从有储备的输入口向输出口交换包，具有相当多的选择肢。在有储备的输入口中，可以选择所有的输入输出口的对。

对于这样的调度器的研究基本上可以进行以下的分类。集中调度器，调度器是具有有关N²个所有的VOQ的信息的单一的实体，对每一个包槽，可以针对所有可能的输入输出口对进行调度(例如，参照A．Mekkittikul，N．McKeown，“A Practical Scheduling Algorithm to Achieve 100％Through－put in Input－Queued Switches”，Proceeings of Infocom98，April 1998)。

分散调度器，调度器分割成几个功能块(通常每个输入或者输出口1个或2个块，或者，每个输入输出交叉点1个块)(例如，参照，N．MeKeown，M．Jzzard，A．Mekkittikul，W．Ellersick，M．Horowitz，“The TinyTera：A Packet Switch Core”，IEEE Micro，Jan／Feb 1997，pp．26－32，以及，Y．Tamir and H-C Chi，“Symmetric Crossbar Arbiters for VLSI CommunicationSwitches”，IEEE Transactions on Parallel and Distributed System，Vol．4，No．1，pp．13－27，1993)。

图1为表示集中调度器的一例的概略方框图。集中调度器在进行调度决定之前，必须存取N²个信息。这样的调度器一般从实装了调度器的硬件强烈依赖交换线的数N的意义上讲，不是可伸缩的。

分散调度器具有可以减少硬件对交换口数的依赖性的可能性。但是，在此之前提出的方案依然，在对每个包槽进行调度决定之前，具有提供N²个所有队列的信息的通信机理是必要的。该通信可以按并行(象SLIP调度器那样，参照，N．MeKeown，M．Jzzard，A．Mekkittikul，W．Ellersick，M．Horowitz，“The Tiny Tera：A Packet Switch Core”，IEEE Micro，Jan／Feb 1997，pp．26－32)，或者循环方式(参照，Y．Tamir and H－C Chi，“Symmetric CrossbarArbiters for VLSI Communication Switches”，IEEE Transactions on Paralleland Distributed System，Vol．4，No．1，pp．13－27，1993)进行。

图2(A)和(B)分别表示并行方式和循环方式结构的模式图。在图2(A)的并行通信结构中，各块表面上依赖于交换机的尺寸。各块必须接受N²个信息。图2(B)的循环结构虽然克服了这个问题，但有产生了别的问题。即，为了达成有关所有的输出口的调度决定，信息的交换必须在单一包槽中一次循环内完成。这样调度决定至少要进行N倍的高速信息处理。

尤其在最近，提出了循环大量调度器(RRGS：Round-Robin GreedyScheduler)的方案。这是基于信息交换的调度器，各输入口进行调度决定，该信息以循环方式交换到下一口(参照本申请人的特平11－172584号)。为了缓和信息交换速度的要求，RRGS引入了管线的功能，输入口进行有关将来的槽充分调度的决定，信息交换机理具有让该信息扩散到其它输入口的充分的时间。RRGS高速，并且容易装配。

首先，说明一般的管线型调度器的结构。图3为表示输入缓冲型交换机结构例的模式图。关于交换机结构，假定调度适用在纯粹的无阻塞N×N纵横制交换机中。还有，假定采用了虚拟输出队列(VOQ)针对HOL阻塞问题。

进一步，假定是固定尺寸的包和均匀的环速度。时间被段化。一时隙定义为由输出环传送1个包所花费的时间。当输出口的竞争不存在时，无阻塞交换机在一时隙内可以交换N个包。调度器的基本工作是在每一时隙判断非空的N²个VOQ队列中的一个是否可以存取在输出口上。为了提高效率，调度器必须在1时隙内解决有储备的队列之间的所有竞争。

如果增大线速度，调度算法对于大容量交换机也是可伸缩的，这是一件重要的事。因此，采用分散式结构是有利的。因为分散式结构可以缓和高速交换机时包调度所要求的苛刻的处理时间。例如，在10Gbit／s的线速度的16×16口交换机中，调度决定必须在各包传输时进行，对于424bit的ATM单元则为42ns。在使用顺序调度，在16×16口交换机中，各决定必须在0．16ns以内进行。因为需要进行N²个决定。在使用光核时，先不管光核的整个交换带域的宽度要求条件，将电子硬件分散到各口中就有意义。进一步，分散式调度器，当然在适合任意的线数的情况下进行标定。图4表示这样的调度器的例子。

在图4中，各纵横输入口具有输入口调度模块(SM：SchedulerModule)。各SM具有各自的ID，即SM－ID。为了保持与线数的伸缩性，SM只允许与邻近的1个SM进行通信。为此，保证SM硬件块可以在任意的N×N纵横制结构中使用。SM通信链如图4所示。这是用来传输时隙、时隙所有权以及输出口预约的调度信息。纵横模块与SM之间唯一的相互作用是通过全程时钟的东西。这是告知所有的SM，那一个时隙是当前系统时隙(CTS：Current system Time Slot)，以及有关在CTS时隙进行交换的输入输出口对的当前决定表(图中未画出)。这可以通过，由调度器写入，由纵横结构读出的全程存储器实现。

每个时隙，假定各SM可以完全自由地选择存取要求目的地的输出口。进行相同选择的SM之间产生冲突，有必要在对于给定时隙决定全程调度模样之前解决该冲突。SM在具有了有关其它所有要求的当前的信息时，通信链必须以比调度决定的速度快N倍的速度动作。即，SM在进行1个调度决定之前，必须能传输N个信息。

为了保持SM缓冲器的速度随线速度的伸缩性，可以使用N先行(先读)调度方式。即，各SM作出至少比当前时隙要先于N个时隙的时隙的调度决定。依据该功能，SM在作出调度决定前，保证知道有关对相同时隙作出的其它调度决定。进一步，该功能使得通信链不必要具有输入线速度的N倍高速。时间轴在分割成时间帧。各时间帧仅是N个连续时隙的列。这样时间可以看成是帧的列。

为了设定解决竞争SM之间的冲突的基准，使用优先行列式。N×N优先行列式是定义将来的给定时隙在SM巡回的循序的行列式。行列式的行以当前帧(包含当前的系统时隙的帧)内的时隙排列标记下标，行列式的列以接下来要访问的帧内的时隙排列标记下标。行列式的元素指定那一个SM应该访问由列标所示的下一帧内的时隙。

图5表示4×4优先行列式的图。图6表示对于图5所示的行列式管线化的时隙巡回顺序的例。应该注意到管线化的决定过程已经包含在优先行列式的使用中。例如，系统的当前时隙为现帧的第2时隙时，当SM#1在作出有关下一帧的第4时隙的调度决定的期间，SM#3正在作出有关下一帧的第2时隙的调度决定。

N×N优先行列式通过将SM的列绕通信链信息交换的相同方向旋转而成。为此，可以保证所有SM能适时获得有关已经被调度的口的信息。从而某一SM可以避开选择由先前的[访问者](即1时隙前的SM)已经选出的输出口，完全回避冲突。

但是，如果SM限制在选择还没有选择的输出口上，预测VOQ业务率将是困难的。进一步，产生重大的公平性的问题。例如，在图5的行列式中，对于当前帧的下一帧的4时隙，分别有4个巡回顺序，即(1，2，3，4)，(2，3，4，1)，(3，4，1，2)以及(4，1，2，3)。在此，SM#1和SM#2在给定的输出口的队列中一直有储备，而对应于其它SM的队列则为空。这时，由于SM#1在由行列式定义的巡回顺序中在SM#2之前访问帧的4个时隙中的3个时隙，因此4个时隙中的3个时隙由SM#1读取。实际上这正是RRGS中发生的事情(参照本申请人的特平11－172584号)。进一步，由于包含了更多的顺序，当优先行列式的尺寸比N大时，显而易见，所使用的通信链已经不能保证适时传输为作出组合的调度决定所必要的调度信息。

这样，虽然上述RRGS调度器高速且容易装配，但不能实现预测可能并且调整可能的业务率。还有，存在着所谓的上述那样的VOQ的几个由其它VOQ状态妨碍调度的公平性问题。

本发明的目的在于提供一种为VOQ队列进行调度时完全可以自由选择的大容量交换机的调度器。

本发明的另一目的在于提供一种可以预测并且可以调整VOQ业务率的调度器。

本发明的又一目的在于提供一种在任一VOQ不论其它VOQ的状态如何能以相同的概率进行调度的意义上是公平的调度器。

调度器的设计中的另一制约因素是决定下一调度给定的输入线所属的N个VOQ中的那一个VOQ排除在调度器的控制之外。换句话说，对于每一个输入口，那一个输出口将在下次被调度，由某一外部实体完全自由地决定。这一要求对于将来的业务质量(QoS)的保证是重要的。很明显，可能会降低使得由此VOQ的预测可能的业务率更加预测可能的最大吞吐量。但是，这是重要的一点。这是因为交换机整体的吞吐量的最大化，可能会使得一部分队列枯竭，或者妨碍与这些队列相关联的流。

依据本发明的第一观点，在网络中控制数据流的交换机包括多个输入口、多个输出口、具有多个输入口调度模块的调度器。各调度模块为了将数据传送到上述多个输出口中的指定输出口、调度上述多个输入口中特定的输入口。调度模块在模块只传递调度信息，各调度模块为了让该调度模块存取到指定的输出口计算将来的时隙。各调度模块，进一步，根据上述将来的时隙是否由上述该调度模块已经预约，上述将来的时隙是否被阻止，以及上述将来的时隙是否被其它调度模块所获取，判定上述将来的时隙是否有效，在有效的情况下，调度模块获取上述将来的时隙，在上述调度信息中写入表示上述将来的时隙被获取的信息。

交换机的调度器在上述将来的时隙被预约或者被获取时，让上述将来的时隙只前进给定数的时隙。

交换机，对于上述多个输出口的每一个采用维持分别的队列的虚拟输出队列(VOQ)，通过上述多个输入口对输入的数据排队。或者，对于各个口的虚拟输出队列与其它口的上述虚拟输出队列是独立的。而且，交换机具有可以预测并且可以调整的虚拟输出队列的业务速率。还有，交换机调度器基于加权的循环，选择指定的输出口。

依据本发明的第二观点，提供一种在将到达交换机的多个输入口的输入信号传送到该交换机的多个输出口的调度方法，在此，调度器具有多个输入口调度模块，该方法由

a)当前的调度模块从前一调度模块接受调度信息的步骤、

b）上述当前调度模块为了存取到上述多个输出口中的1个计算将来的时隙步骤、

c）调度上述多个输出口中的1个用于在上述将来的时隙传送用的选择步骤、

d)判断上述将来的时隙是否由上述当前调度模块已经预约的步骤、

e）当上述将来的时隙没有被上述当前调度模块所预约时，判断上述将来的时隙是否被阻止的步骤、

f)当上述将来的时隙没有被阻止时，判断上述将来的时隙是否由上述当前调度模块已经获取的步骤、

g)在上述将来的时隙已经被其它调度模块获取和被上述当前调度模块已经预约的情况中的任一种情况下，判断是否从上述调度信息已经开始滚入动作的步骤、

h)当上述滚入动作已经开始的情况下，将上述将来的时隙设定为阻止状态，返回步骤(d)的步骤、

i)当上述滚入动作没有开始的情况下，让上述将来的时隙只前进给定数的时隙，设置滚动标志，返回步骤(d)的步骤、

j)在上述将来的时隙没有被其它调度模块获取的情况下，获取上述将来的时隙，将表示上述将来的时隙被获取的信息写入到上述调度信息中的步骤、

k)将上述调度信息传递到下一调度模块的步骤所构成。

多个输入口的输入数据，采用对于各输出口维持分别的队列的虚拟输出队列(VOQ)进行排队。对于各个口的虚拟输出队列与其它口的上述虚拟输出队列是独立的。还有，上述虚拟输出队列的业务速率是可以预测并且可以调整的。调度器基于加权的循环，选择上述指定的输出口。

以下对附图作简单说明。

图1为表示集中VOQ调度器的概略的方框图。

图2为表示(A)并行方式、(B)循环方式的结构的分散式调度器结构的模式图。

图3为表示输入缓冲型交换机结构的说明图。

图4为表示输入口分散式调度器的构成的概略方框图。

图5为表示为解决冲突所使用的优先行列式的一例的模式图。

图6为表示管线调度决定的一例的模式图。

图7为表示在依据本发明的调度器的一实施例中SM之间的滚入动作的说明图。

图8为表示本实施例中S信息的格式图。

图9为表示本实施例中调度模块的数据构造体的格式图。

图10为表示本实施例中CORPS调度方法的流程图。

图11为表示CORPS VOQ排队模型的模式图。

图12为表示作为系统负载函数的包延迟的图。

图13为表示具有CORPS调度的16×16交换机的相辅的延迟分散的图。

图14为表示CORPS控制器的一例的方框图。

图15为表示各种竞争调度器的、对系统负载的期望延迟的图。

实施例

依据本发明的滚入循环管线式调度器(Carry Over Round-robinPipelined Scheduler，以下简称CORPS)是对高速纵横结构的公平的调度器，解决了现有技术的调度器存在的问题的调度器。CORPS对高速交换机结构的线速度以及线数两方面都具有伸缩性。为了实现关于线数的伸缩性，选择具有信息交换的分散式结构。进一步，和RRGS相同，为了保持信息处理要求条件和线速度同时具有可伸缩性，采用管线的结构。

进一步，在本发明中，为了在保持分散式结构以及信息交换方式的情况下提供公平性，引入滚入的动作。其设想为，当某一调度模块SMa要访问已经由先行的调度模块SM预约了所期望的输出口的时隙时，只将从要处理的时隙开始之后的N个时隙在该口进行滚动试行调度。如果知道了该时隙以被相同输出口占有，SM在所期望的输出口发现没有被占有的时隙之前进入N个时隙。

图7为表示多个调度模块SM之间的滚入动作的说明图。滚入动作依赖于在给定的时隙中[发生冲突]的SM个数可以扩展到N帧。由滚入动作所影响的时隙，可以看作为解决冲突所获取的时隙的集合(以下称为冲突解决集)。还有，受到滚入动作的时隙，将会被后续的帧中所有SM再次访问。因此，由滚入动作所获取的时隙，有可能受到潜在的新的冲突，而使得引起冲突解决集的重叠。这使得存在着需要为解决多个冲突的N²个帧，即全部N³个时隙。

为了缓和系统对存储器的要求条件同时缩短调度延迟，由滚入动作所影响的帧的个数，为实行了滚入动作的SM的整个为解决该冲突所获取的多个时隙中对于同一输出口不进行其它调度所限制。换句话说，1个时隙不用于同时解决多个冲突。

例如假定SMa发现由给定口p所获取的时隙m，由此激活滚入动作。作为该滚入动作的结果由SMa所预约的时隙为mx。时隙mn(1≤n＜x)任一个对于相同的口p对SMa来说成为不可利用(阻止)。因此，该阻止功能，保证关于给定的时隙禁止多个冲突。

以下说明CORPS调度算法。首先说明记录传输到通信链的信息和调度决定的SM数据库，之后说明算法的流程图。

在各单元时隙中，定义从链内的某一SM开始向下一SM传输调度决定要素的向量。S信息包含至多不过最后的N个单元时隙作出的调度的决定的调度要素(Scheduling Element，以下简称SE)。即，S信息至多不过有N个SE，S信息具有以下的格式。

图8表示S信息的格式图。在该图中，S信息的各调度要素SE由存续时间(TTL：Time To Live)、时隙ID(TSI：Time Slot ID)、SM-ID、以及输出口ID(OPI：Output Port ID)所构成。

存续时间(TTL)由生成该SE的SM最初设置为N。

时隙ID(TSI)定义为从当前的TS(时隙)到时隙被调度为止的时隙数。是调度了的时隙的ID。

SM－ID是进行了调度预约的输入口调度模块的ID。

输出口ID(OPI)是调度了的输出口的ID。

时隙的最初，各SM从先行的SM开始接受S信息。这包含附在最后N个的时隙的SE。所有SM每一时隙至多只作出1次调度决定。SMp在进行调度决定时，SMp作成具有以下内容的新SE。

TTL=N

TSI=从当前的时隙到所选出的时隙为止的时间数的个数m(包含本段)。

SM－ID=p

OPI=时隙(CTS+m)中包从输入口p交换到输出口q的所期望的输出口q。

与调度决定无关，各SM在向下一SM传输信息前，将S信息内的其它所有SE的TTL减一，将TTL=0的SE废弃。

各SM具有(N+1)包含N个位置的存储器阵列SC。最初的N个位置记载由纵横交换机模块读出的当前帧的调度决定。这些位置在所有的SM之间，具有关于当前帧的同一信息，由几种方法由纵横控制器存取获得。严格地讲，SM没有必要保持该信息。剩余的N²个位置，用于记载将来的调度决定。存储器阵列具有以下的格式。

如图9所示，定义以下的区段。

时隙ID：SC阵列的索引。这给出SC位置保存调度信息的时隙ID。这与由纵横模块提供的全程时钟同步。该区段随着全程时钟的进行进环绕。

阻止(Blockage)：定义为阻止SM被调度预约的输出口的集合。该区段存在N个为止的入口。最初为空。

预约(Reservations)：记载对给定时隙的调度预约。CORPS保证对于当前时隙(CTS)该区段内所有的入口针对所有SM是同一的。因此，纵横模块从任意的SM(CTS)中可以读出单元的当前的输入输出调度。算法的一致性的校验，在纵横控制器有充分的处理时间时，可以通过在所有SM之间比较该区段，由纵横模块执行。

CORPS调度算法

各SM遵循在此说明的CORPS调度算法。在CORPS中没有关于给定的SM向那一个输出口调度的制约。向那一个输出口调度的选择由各SM确定，遵循向该VOQ业务的固有的策略。

图10为表示CORPS调度算法的流程图。以下按照该图流程说明任务方框101～110。

首先在任务101中，从前面的SM中接受S信息，将各SE的TTL(存续时间)减一。并且，对于给定的SE当TTL＞0时，TSI(时隙ID)减一，在TSI中更新存储器阵列SC。当TTL=0时，将该SE从S信息中除去。还有，进位(CARRY)标志复位成CARRY=FALSE(参照任务109)。

接着，在任务102(试行时隙的计算)中，采用适当的优先行列式，计算调度那一个将来的时隙(FTS：Future Time Slot)。为了简单起见，该行列式可以以FTS=f(CTS，SM－ID)的形式的函数f进行编码。

接着，选择调度那一个输出口(OPIS)用于SM传输(任务103：输出口的选择)。又，选择输出口的策略又可能依赖于前面的任务的结果。CORPS不指定该策略(例如，可以使用输出口加权的循环选择)。

接着，在SC(FTS)的预约入口中，仅仅校对SM－ID是否与实行调度的SM相等的SM(任务104：测试是否自己拥有该时隙)。

如果SM－ID与实行调度的SM不同(任务104的NO)，在SC(FTS)的阻止入口中，校对OPI(输出口ID)是否有与试行调度的输出口OPIS相等的东西(任务105：测试自己是否被阻止)。

如果自己被阻止(任务105的YES)，将S信息传递给下一SM(任务106)。

如果自己没有被阻止(任务105的NO)，在SC(FTS)的预约入口中，校对OPI(输出口ID)是否有与试行调度的输出口OPIS相等的东西(任务107：测试是否获取了该时隙)。

如果没有获取该时隙(任务107的NO)，在SC(FTS)中，作成具有自己的SM－ID、OPI与OPIS相等的预约入口，作成TTL=N，TSI=FTS、SM－ID与自己的ID相等、OPI=OPIS的SE(任务108：获取时隙)。之后，进入任务106(S信息的传递)。

如果该时隙为自己所有(任务104的YES)，或者已经获取了该时隙(任务107的YES)，检查滚入动作是否已经开始，校对标志CARRY=TRUE／FALSE。当CARRY=TRUE时，在SC(FTS)的阻止区段，作成OPI=OPIS的入口，如果相反，则置位CARRY=TRUE，并且设置FTS=FTS+N(任务109：滚动)。

在任务109执行滚入动作之后，接着进行健全性校对(任务110)。即，FTS从CTS不能远离2N²。如果(FTS－CTS)＞2N²(任务110的NOK)，发出错误信息，终止处理。如果(FTS－CTS)≤2N²(任务110的OK)，回到任务104。

采用CORPS算法具有以下优点。即使假定有储备的VOQ最终由该SM被选择，也不会枯竭。如果假定VOQq由SMp所选择，依据图10，SMp不能成功地调度q而越过预约环的唯一的情况，就是对试行的时隙被阻止的情况。如果SMp被阻止，虽然意味着队列q已经被调度，但应注意以下的点。如果有越过环的其它的唯一的情况，虽然是通过健全性校对的情况，这意味着滚入动作在下一N帧没有发现空的时隙。与1个冲突相关的SM至多只有N个，由于多个冲突通过阻止手续被禁止，不会从环内向这样越出。

想要连续调度相同输出口q的m个输入口(SM)的集为M。进一步，在△t的时隙之间对于输出口q由SMi调度的时隙的个数为n_i ^q(△t)，调度器对于任意期间△t以及i、j∈M，

｜n_i ^q(△t)－n_j ^q(△t)｜≤N时，称为m－公平。换句话说，SM比其它任一个SM不能在前N个预约。

CORPS属于m-公平(1＜m≤N)。在给定的时隙ts中假定对于输出口q有m个SM发生冲突。冲突的m个SM分别对该时隙没有被阻止。如果被阻止，连该时隙是否已经被获取的测试也不能进行(图10的105)。这些m个SM没有在时隙ts被阻止时，ts+nN(1＜n≤i)的期间必须有m个空时隙。这是因为，将来存取这些时隙的唯一的方法是通过滚入动作，并且已经知道这些SM对这些时隙没有执行滚入动作(如果不是这样，这些正在ts被阻止)。这意味着在以下的i帧内，冲突中的SM分别对于q要求调度。在此，这些对于当前帧的N个连续时隙继续冲突，并且如果各冲突对每一SM在以下的i帧生成1个调度，则各SM对输出口q在以下的i帧全部预约N时隙。这样，从解决了冲突的i帧的iN个时隙中获取的时隙的任一子集也不能包含比其它SM获取多于N个时隙的利益的SM。

最后的注意是意味深长的。这是因为意味着，即使测试期间无论多长，不会发生连续有储备的VOQ在其它SM对应的VOQ之前服务多于N个的包的事件。实际上，在充分长的期间，所有冲突的SM严格地获得相同数目的预约。

进一步，在重负载的情况下，如果假定有共同的输出口的队列所有由这些SM仅以相同次数被选择，则所有具有相同的吞吐量(图10的任务108)。

对于CORPS结构必须进行几点注解。在SM相互之间为传递调度信息所采用的通信链限于将来的至少N个时隙，可以以任意的方法为变更时隙的调度模样使用。例如，也可以取消输出口的预约。该功能在SM由于冲突刚进行了远方的将来的预约后，又正好在下一时隙发现要求的口已经空出的情况是有用的。SM对于相同的包进行其它预约(较近的东西)时，远方的预约如果不取消就会引起带域的浪费。但是，预约取消也有可能对上述性质引起恶劣影响。例如，冲突的SM在之后取消预约时，在相同的冲突在之后对被调度的包的延迟引起恶劣影响。换句话说，和i－1个其它SM发生冲突的SM在后面取消由该冲突的预约时，系统已经不处于最初仅和i－1个SM冲突时的相同的状态。该调度器在满足最初的设计目标的同时，尽量是单纯的。为此，保证最终装配中所要求的硬件是单纯的。

CORPS通过经过多帧扩展包的调度解决冲突。因此，与其它调度器相比，期待增大平均包的延迟是当然的事。为此，在均匀的流量的基础上分析CORPS的性能。最终目标是评价滚入动作对包的延迟有多大的影响，与竞争调度算法相比，可从系统中获得最大的利用率。

为了评价关于对流量负载包的延迟调度器的性能，作成CORPS的分析模型。以下为简单起见，进行以下的二个主要的假定。

(1)均匀流量的到达过程；

(2)由各SM进行随机的VOQ队列选择(图10的任务103)。

定义给定的SMm的、以输出口n为目的地的目标VOQ队列Q_mn。包以强度p遵循伯尔努利过程到达所有的输入口。具体讲，在给定的时隙，1个包到达1个输入口的概率为p。进一步，所有的包流向任一输出口的概率也相等(假定为i)。因此，目标VOQ队列中的包的到达过程具有参数为p／N的伯尔努利分布。

关于VOQ选择，给定SM的非空的各队列为进行调度以等概率被选择(假定为ii)。因此，对于任意的VOQ，当该VOQ不为空时，q为被选择的概率。以下，根据Chipalkatti等(“Protocols for Optical Star-CouplerNetwork using WDM”，IEEE Journal on Selected Areas in Communications，Vol．11，No．4，May 1993)，所有的VOQ的利用率为ρ时，在1个SM中期待的非空VOQ队列的个数由1+(N－1)ρ给出。

进一步，引入与q密切关联的其它概率将是很方便的。r为任意队列被调度器选择的概率。对于q假定了该队列为非空，而r则没有这个限制，从这一点讲，r与q不同。不难看出下式的成立。

r=ρq=p／N    (1)

Q_mn的动作可以象以下那样模型化。很明显包的到达时间遵循以参数p／N的几何分布。先头包在被SM选择之前必须等待。该选择，在给定的时隙以概率q发生。选择之后，按照图10的任务105，存在从调度被阻止的可能性。在给定的时隙对于口m被阻止的概率为P_b ^m时，先头包被SM选择之前的待机时间遵循以参数s=q(1-P_b)的几何分布。在此，由于概率对于所有的输出口是相同的，预约总是在将来的时隙中进行，并且假定包从队列中传输到一种传送带上。在此包等待预约时隙的到来，在到来的时刻从系统中送出。

图11为表示用于Q_mn队列系统中的模型整体的模式图。到达的包首先加入到Geo(p／N)／Geo(s)／l队列中。包从该队列送出后，接受追加延迟D_corps。这是CORPS解决冲突的特定方法的结果所产生的延迟。这由具有无限个的服务器的框模型化。

通过CORPS的包的期待延迟由对Geo(p／N)／Geo(s)／l的期待延迟与平均延迟<D_corps>的和给出(参照，M．J．Karol，M．G．Hluchyj，S．P．Morgan，“Input Versus Output Queuing on a Space-Division Packet Switch”，IEEETransactions on Communications，Vol．COM-35，No．12，pp．1347－1356，Dec．1987)。这可以写成下列式子(式中由上横线表示的平均值与正文中以◇括号内表示的相同)。[数式1] $D=\frac{p\stackrel{\&OverBar;}{S(S-1)}}{2N(1-\frac{p\stackrel{\&OverBar;}{S}}{N})}+S+\stackrel{\&OverBar;}{D_{\mathrm{corps}}}------\left(2\right)$ 式中，S为Geo(s)时间分布的概率变量。下面说明的<D_corps>计算。

Q_mn被选择[先头包送出Geo(p／N)／Geo(s)／l]后，可能发生几种现象。首先，SMm必须确认没有占有正在试行的时隙(图10的任务104)。时隙由SM相对于输出口被占有的概率为P₀ ⁿ。进一步，给定的SM定为在给定的时隙对输出口n被阻止的概率P_b ⁿ。由此可以导出下列式子。[数式2] $P_0^n=1-\frac{1}{2}\&lsqb;1+(N+1){(1-r)}^N-\frac{2\&lsqb;1-{(1-r)}^{N+1}\&rsqb;}{r}\&rsqb;------\left(3\right)$

依据CORPS，SM正访问的时隙，仅限于对于相同输出口为解决以前的冲突使用该时隙的情况，可以阻止该SM要想的预约。

其结果，SM占有任一口的概率为 $P_0=1-{(1-{P_0}^n)}^N------\left(5\right)$

由图10的任务104产生的期待延迟<D₀>由下式给出。[数式3] $\stackrel{\&OverBar;}{D_0}=\underset{k=1}{\overset{N}{\mathrm{\&Sigma;}}}\mathrm{Nk}{P}_0^k(1-P_0)=N\&lsqb;\frac{P_0-P_0^{N+2}}{1-P_0}-(N+1)P_0^{N+1}\&rsqb;------\left(6\right)$

SMm最初访问的时隙为空时(图10的任务104、105以及107的测试均为NO)，通过使用优先行列式，容易发现包的平均延迟<D_corps>为N。当<D_corps>>N，没有冲突时，至少1个预约落入将来的第2帧。在此，考察由冲突引起的延迟D₀。对于特定的时隙与i－1个其它SM发生冲突时，关于该时隙SMm依赖优先顺序，延迟D₀可能在N到iN之间变化。在此，SMm为访问该时隙的第i个SM时，包延迟为jN的概率为P[D_corps=jN｜v=i]。例如，m为访问该时隙的最初的SM时，概率为：[数式4]

上式仅仅是SMm为访问该时隙的最初的SM时，该包延迟了N时隙。不发生冲突时，CORPS调度器调度将来的1帧。然后，如果回想到对于SMs(s≠m)的任意的输出口(特别是输出口n)VOQ不为空，并且由s选择的概率为r的情况，不难发现对于P[D_corps=jN｜v=i]的一般形式如下式所示。[数式5]

式(8)的上段，m为访问时隙的第1个SM时，其延迟至多只有iN。下段的两项系数为当i－1个SM在m之前访问时隙时，其中的i－1个SM有与m冲突的可能性。以(D_corps=jN｜v=i)形式的事件的同时分布可以通过将上式乘以1／N容易导出。这是因为SMm与时隙1iN的第i个访问者相等(参照图5)。

然后，1个包的期待延迟D₀可以由下式导出。[数式6] $\stackrel{\&OverBar;}{D_0}=\frac{N(N-1)}{2}r+N------\left(9\right)$ 由CORPS调度器产生的全部延迟为：[数式7]D_corps=D_o+D_c               (10)

应计算的最后的概率为P_b。这是对于给定的输出口n在给定的时隙，1个SM被阻止的概率。可以由下式表示：[数式8] $P_b^n=1+\frac{1}{N}\&lsqb;1+(N+1){(1-r)}^N-\frac{2\&lsqb;1-{(1-r)}^{N+1}\&rsqb;}{r}+2+r-\frac{(1-r^{N+1})}{1-r}\&rsqb;------\left(11\right)$

对于Geo(s)，如果注意到<S>=1／s，<S(S－1)>=2(1－s)／s²，1个包在系统中引起的全部平均延迟由下式表示：[数式9] $D=\frac{p(1-s)}{{\mathrm{Ns}}^2(1-\frac{p}{\mathrm{Ns}})}+\frac{1}{s}+N\&lsqb;\frac{P_0-P_0^{N+2}}{1-P_0}-(N+1)P_0^{N+1}\&rsqb;+\frac{N(N-1)}{2}r+N$ ------(12)式中，s=q(1－P_b)。最初的3项，对应于调度进行前的、VOQ中的延迟。第3项，对应于由CORPS的管线以及冲突解决功能，包等待所必要的追加时间。

图12为表示CORPS的延迟对吞吐量的分析结果与具有CORPS调度器的16×16交换机的仿真进行比较的情况。在该图中，通过使用管线以及冲突解决方式，直到由SM调度器选择包之前所发生的平均排队延迟和CORPS延迟之间有差异。从图中可以看出，分析的预测和仿真的系统的样子非常一致。

该图表明，在负载的整个范围内，调度延迟比排队延迟要具有优势。只是在非常高的负载(队列开始形成时)的情况下，排队延迟才变得重要。这意味着包在到达VOQ队列后马上调度将来的包的情况下，CORPS非常好地发挥了作用。另一方面，由CORPS产生的平均延迟，在轻负载时的大约1帧开始到符合达到0．85时的约5帧为止，是增大的。

为达到完全，图13为表示16×16 CORPS交换机中全延迟的互补分布。曲线通过仿真获得。负载为0．8和0．85。首先注意到，任一包要通过系统不会花费多于N²个时隙。这是因为CORPS不允许发生多重冲突。实际上分布的尾部在N²／2=128附近就结束了。但是，当系统在非常大的负载驱动时，包的延迟趋近N²。

图14为表示实现CORPS的系统框图。VOQM模块将包移入到虚拟输出队列VOQ中。还有，该模块代替给定的队列，对SM模块进行要求。SM模块控制信息的传递，实现CORPS调度器。SM模块与VOQM通信，通知将来的时隙预约。该通知保存在VOQM中，在给定的时隙中，包被传送到应交换的纵横寄存器中。

图中，SM和纵横控制器之间的通信虽然是通过总线进行的，但并没有必要特定在这种通信上。

调度算法之间的公平比较，不仅仅局限在平均延迟或者吞吐量那样的性能尺度上，也应该考虑复杂性以及装配成本。第1选择的基准是高吞吐量。进一步，单比较以VOQ动作的调度器。在此，本发明作为竞争调度器和1－SLIP以及RRGS进行比较。不选择多次叠代而选择1次叠代的理由是为了比较过程的公平性。即，在任意的输入口中，假定每一时隙至多只可以作出1次决定。i－SLIP(i＞1)，实质上是在每一时隙要求作出多次调度决定。

性能比较在分析结果以及仿真结果两方面进行。对于均匀的流量RRGS以及SLIP的延迟性能可以下式近似表示。[数式10] $\underset{D_{\mathrm{RRGS}}}{\&horbar;}=\frac{p(1-q)}{{N_q}^2}+\frac{1}{q}+\frac{N}{2}\left(13\right)$ $\underset{D_{\mathrm{SLIP}}}{\&horbar;}=\frac{\mathrm{pN}}{2(1-p)}\left(14\right)$

关于RRGS的结果，在本申请人的特平11－172584号上有记载，关于SLIP的结果，在N．MeKeown，“Scheduling Cells in an Input－QueuedSwitch”，PhD Thesis，University of California at Berkeloy，1995中有记载。

图15表示这些算法的平均延迟对吞吐量的性能与CORPS对照的情况。该图表明，RRGS以及CORPS在延迟增大之前，比SLIP可以耐住高得多得负载。容易明白，这些曲线的微分在高负载时，RRGS以及CORPS相当小。但是，任一算法在中程度到轻负载段，都有偏移延迟预算。对于RRGS，这单是使用管线法形成的。对于CORPS，如已经说明的那样，是追加延迟解决冲突形成的。但是CORPS与RRGS比较具有两个优点。

(1)SM关于选择那一个输出口的选择是自由的。

(2)严格的公平调度器。SLIP虽然也是公平的调度器，其冲突的解决过程与CORPS完全不同。

如前所述，CORPS调度那一个输出口的选择是完全自由的。即，各VOQM代替给定的VOQ，可以自由地选择被调度的输出口。这是调度器设计策略的重要部分。因此，许多算法可以和CORPS一起使用在VOQ选择中。在此之前，只说明1个这样的算法，即在非空的VOQ中随机选择。使用其它的VOQ选择策略也是可能的。VOQ选择策略可以大致分为协调的选择策略和非协调选择策略两类。

非协调VOQ选择策略是VOQ选择决定独立于其它输入口，在每个输入口(VOQM)进行的策略。用在CORPS的分析中的随机选择策略属于该类。

加权公平排队(WFQ：Weighted Fair Queuing)是包交换研究文献中广知的业务策略(例如参照，H．Zhang，“Service Disciplines for GuaranteedPerformance Service in Packet－Switching Networks”，In Proceedings of IEEE，Vol．83，No．10，pp．1374－1396，Oct．1995)。其设想是，按照给定的加权，对于输出环容量限制竞争的多个队列的业务率。VOQ在CORPS交换机中，输出口的带域由某种呼唤接待控制器可以分割成多个VOQM。这时，采用WFQ，可以使得VOQ队列的最大业务率强制限制在不超过给定的输出口的VOQM带域内。

速率控制业务(RCS：Rate－Controlled Service)规律假定给定的数据流量在网络入口点满足几个爆发性制约(参照，L．Georgiadis，R．Guerin，V．Pens，“Efficient Networks QoS Provisioning Based on per Node TrafficShaping”，Proceedings of INFOCOM96，vol．1，pp．102-110，1996)。这些制约一般在网络的边缘由通信量整形器强制执行。而且，通信量整形器在中间交换机中也配置，通信量在网络内的各中间交换点遵循这些制约。通行量整形器一般由利基包算法实现。在J．Tuener，“New Directions inCommunications，or Which Way to the In Information Age?”，IEEECommunications Magazine，Vol．24，pp．8－15，1986中，记载了这种算法的1个。基本的利基包具有2个队列(1个数据用，1个作标记即许可用)的系统。队列上的数据包为了接受业务需要许可。许可以一定的速率产生。这种通信量整形器在限制VOQ中的任一个是否接受业务中可以使用。从特别的VOQ中在队列选择上可以采用任意的算法。

上述2个业务规律在包网络之中的业务质量(QoS)的支持中可以使用，其本身也是很活跃的研究领域。这样的QoS支持策略多为非协调类型。这是因为与其它通信流没有关系，就可以保证VOQ的被预测的业务举动。属于这一类的算法，可以使用在象视频和声音流那样，支持严格的QoS应用的交换机中。

协调的VOQ选择策略是VOQ选择依赖于交换机内的VOQ的整个集的状态进行选择的策略。该策略一般不是集中在各流的业务上，而以最大吞吐量那样的交换机整体的情况变好为目标。因此，在交换机中使用这样的策略是在对QoS要求的条件没有约束，支持数据流的情况。

对于协调策略，有必要向CORPS提供其它VOQ的状态那样的追加信息。由于有关队列状态的信息经常是[旧的]，业务策略对于旧的信息必需强化。

最大的匹配问题是在从给定的曲线的边开始向曲线顶点的对连接的边上，求出让对的总数最大的边的子集的问题。(参照，Cormen，Leisersonand Rivest，“Introduction to Algorithms”，McGraw－Hill，1990)。但是那一个顶点也不能有多条连接被选择的边。在所有的时隙所交换的包的个数最大时，有必要解出最大2部匹配(MBM：Maximum Bipartite Matching)问题(参照，R．B．Tarjan，“Data Structures and Networks Algorithms”，Society for Industrial and Applied Mathematics，Pennsylvania，Nov．1983)。以适当的计算量解出MBM的算法可以利用(参照，J．E．Hoperoft，R．M．Karp，“An n5／2 Aligorithm for Maximum Matching in Bipartite Graphs”，Society for Industrial and Applied Mathematics J．Comput．，2(1973)，pp．225－231)。在本发明中，VOQ是否为空的状态信息通过通信链传送，传递给VOQM。在此，MBM算法决定下一帧的时隙是那一队列的业务。最具兴趣的是，依据CORPS，有MBM算法没有选择的队列也可以试行将来的预约。

最大加权2部匹配(MWBM：Maximum Weight Bipartite Matching)问题，和上述MBM问题类似。主要的不同点在于，在前者加权与曲线的边关联，其目的是求出使得匹配的边的加权总和为最大的边的集合。其它研究者表明，如果采用MWBM算法，在非均匀通信量的基础上，就其吞吐量而言比MBM策略在其性能上要优越(参照，N．MeKeown，V．Anantharam，J．Walrand，“Achieving 100％ Throughput In an Input－QueuedSwitch”，Proceedings of Infocom 96，San Francisco，March 1996)。其设想为，为了处理非均匀通信量的情况，以VOQ队列尺寸作为加权量使用。

还有，依据上述文献，当输入通信量在可以接受的范围内，MWBM算法是稳定的，即，VOQ队列不会爆发。对于所有的输出口，在向1各输出口的输入通信量速率的总和不超过其容量时，称为通信量可以接受。最具兴趣的结果是，MWBM的稳定性，即使在旧的信息存在的情况下，即即使加权是基于几个过去的时隙的队列水平，也可以维持。这时，VOQ的队列水平信息传递给所有的VOQM，对输出口的要求在向SM发行前，MWBM算法可以在各模块执行。

如上述详细说明，依据由本发明的滚入循环管线调度器(CORPS)，纵横制高速交换机机构的输入线间可以进行公平的调度。CORPS通过调度将来时隙的包，每一线每一时隙作出1个调度决定。由于被调度的队列的选择是任意的，适于支持通信量的业务质量。CORPS公平地解决了输出口之间的竞争。

尤当指出，本专业人员很容易作出可考虑的其它效果以及变形，本发明并不限定于在此说明的具体例。在不偏离权利要求的范围所记载的本发明的构成的技术思想或者技术范围的情况下，可以考虑有各种各样的变形例。

Claims (11)

1．一种数据流控制交换机，用于网络中控制数据流，其特征是由多个输入口、多个输出口、具有为了将数据传送到所述多个输出口中的指定输出口、调度所述多个输入口中特定的输入口的多个输入口调度模块的调度器所构成，当前的调度模块从前一调度模块接受调度信息，所述当前调度模块为了存取到所述指定的输出口计算将来的时隙，根据所述将来的时隙是否由所述当前调度模块已经预约，所述将来的时隙是否被阻止，以及所述将来的时隙是否被其它调度模块所占有，判定所述将来的时隙是否有效，在有效的情况下，获取所述将来的时隙，在所述调度信息中写入表示所述将来的时隙被获取的信息。

2．根据权利要求1所述的数据流控制交换机，其特征是所述调度器在所述将来的时隙被预约或者被获取的任何一种情况下，让所述将来的时隙只前进给定数的时隙。

3．根据权利要求1所述的数据流控制交换机，其特征是对于所述多个输出口的每一个采用维持分别的队列的虚拟输出队列(VOQ)，通过所述多个输入口对输入的数据排队。

4．根据权利要求3所述的数据流控制交换机，其特征是某一口的所述虚拟输出队列与其它口的所述虚拟输出队列是独立的。

5．根据权利要求3所述的数据流控制交换机，其特征是所述虚拟输出队列的业务速率是可以预测并且可以调整的。

6．根据权利要求1所述的数据流控制交换机，其特征是所述调度器基于加权的循环，选择所述指定的输出口。

7．一种调度方法，在将到达具有多个输入口调度模块的交换机的多个输入口的输入信号传送到该交换机的多个输出口的调度方法中，其特征是由

a)当前的调度模块从前一调度模块接受调度信息的步骤、

b)所述当前调度模块为了存取到所述多个输出口中的1个计算将来的时隙步骤、

c)调度所述多个输出口中的1个用于在所述将来的时隙传送用的选择步骤、

d)判断所述将来的时隙是否由所述当前调度模块已经预约的步骤、

e)当所述将来的时隙没有被所述当前调度模块所预约时，判断所述将来的时隙是否被阻止的步骤、

f)当所述将来的时隙没有被阻止时，判断所述将来的时隙是否由其他调度模块已经获取的步骤、

g)在所述将来的时隙已经被其它调度模块获取和被所述当前调度模块已经预约的情况中的任一种情况下，判断是否从所述调度信息已经开始滚入动作的步骤、

h)当所述滚入动作已经开始的情况下，将所述将来的时隙设定为阻止状态，返回步骤(d)的步骤、

i)当所述滚入动作没有开始的情况下，让所述将来的时隙只前进给定数的时隙，设置滚动标志，返回步骤(d)的步骤、

j)在所述将来的时隙没有被其它调度模块获取的情况下，获取所述将来的时隙，将表示所述将来的时隙被获取的信息写入到所述调度信息中的步骤、

k)将所述调度信息传递到下一调度模块的步骤所构成。

8．根据权利要求7所述的调度方法，其特征是对通过所述多个输入口的输入数据，采用对于各输出口维持分别的队列的虚拟输出队列(VOQ)进行排队。

9．根据权利要求8所述的调度方法，其特征是某一口的所述虚拟输出队列与其它口的所述虚拟输出队列是独立的。

10．根据权利要求8所述的调度方法，其特征是所述虚拟输出队列的业务速率是可以预测并且可以调整的。

11．根据权利要求7所述的调度方法，其特征是所述调度器基于加权的循环，选择所述指定的输出口。

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