CN1286009A - 联网系统 - Google Patents

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Abstract

一种用于跨公用转换器结构传送信元和分组或帧的新颖的联网结构和技术,其通过利用用于转送引擎(入口侧)的一组公用算法和用于QoS管理(出口部分)的一组公用算法而至少是部分有效的,而这些算法被提供来用于各个I/O模块以处理分组/信元信息,而不会影响ATM转送的正确操作且不用把分组转换为用于在转换器结构上传送的信元。

Description

联网系统
本发明涉及联网系统和其中的信息的转送和路由，尤其指向用于管理具有公用硬件、公用QoS(服务质量)算法、公用转送算法的同一装置中信元和分组或帧转换的公用的方法的问题：建立处理帧转换而不干扰信元转换的转换器。
发明背景
驱动联网方案的两种结构是信元转换和帧转送。信元转换涉及称为信元的固定尺寸单元的数据的传送。这是基于称为异步传输模式(ATM)的技术的。帧转送以称为帧或分组的任意尺寸的单元来传送数据。帧转送是使用各种协议的基础，最值得注意的是网际协议(IP)集。
本发明与使用公用转送算法的通用系统中的信元和帧转送有关。在1995年12月29日申请的申请号为No.581，467的未决的美国专利申请“High Performance Universal Multi-Ported InternallyCached Dynamic Random Access Memory System，Architecture for andMethod”中和1997年7月25日申请的申请号为No.900，757的未决的美国专利申请“System Architecture for and Method of Dual Path DataProcessing and Management of Packets and/or Cells and the Like”中，提出一种有希望的公用信元/帧转送方案，其中这些文献与本申请的受让人相同。
大部分传统的因特网形式的主机对主机的数据通信以可变尺寸的分组格式执行的，通过应用称为路由器的分组交换机的网络(定义为转换器集)被互联。最近，ATM已经被广泛地用作把数据在主机之间进行移动的一种技术，该技术是被开发来提供用于发送传统的电话数据以及用于计算机对计算机的通信的数据的一种方法。原来使用的方法要把时分多路复用(TDM)应用于电话数据，各个电路在信道上被分配固定数量的时间。例如，电路A可被分配x数量的时间(也就是数据)，接着跟随y和z，然后又是x，这一点将参考在后面讨论的图3来描述。因此各个电路是完全同步的。但是，由于如果电路没有东西发送，那么在线路上不使用它的分配的带宽，而使这种方法具有对带宽应用的本质限制。通过允许电路是异步的而使ATM解决这个带宽问题。尽管带宽仍在固定长度的数据项上被分割，但任何电路可在任何时间点传送。
ITU-T(国际电信联盟-电信，正式地称为CCITT)是由联合国许可的组织，提供电信标准限定的4类服务：1)用于电路仿真的恒定比特率，即固定率的声音和视频；2)用于某些声音和视频应用的可变比特率；3)用于面向连接业务的数据；和4)用于非面向连接业务的数据。这些服务依次由某些种类的ATM业务支持。ATM以称为信元的固定尺寸的单元来移动数据。有几种类型的ATM“类型”，其被称为ATM适配层(AAL)，这些ATM适配层在ITU-T推荐I.163中被定义。有三种定义的类型：AAL1，AAL3/4和AAL5。AAL2没有在ITU-T推荐中定义，AAL3和AAL4合并成一种类型。相对于ATM信元构成，没有办法区分属于一层的信元和属于另一层的相对的信元。
在电路建立期间，即在主机计算机与网络通信时确定适配层。此时，主机计算机通知该层的网络它将使用特定的虚拟电路。AAL1已经被定义来用于诸如声音和视频的实时应用，而AAL5已经被定义来被诸如转送IP数据报的传统的面向数据报的服务使用。一系列的AAL5信元被定义来构成一个分组。AAL5分组的定义为由带有除最后一个外其余都被设置为0的PTI位的信元流构成(后面在图1中示出)。这被称为分段的分组。
从而在目前的联网技术中，数据或者以可变尺寸的分组或者以固定尺寸的信元来传输，这取决于安装在网络中的转换装置的类型。路由器可直接地互相连接或经ATM网络连接。如果直接相连，那么分组是任意尺寸的，但是如果通过ATM网络转换器连接，那么离开路由器的所有分组被切成53字节的固定尺寸的信元。
基于网际协议(IP)技术的网络结构被设计为“尽力销售”服务。这意味着如果带宽是可利用的，数据通过。另一方面，如果带宽是不可利用的，那么数据被丢弃。它与诸如文件传送或远程终端访问的大部分计算机数据应用一起顺利运作。而与诸如视频和声音的不能再传送的或者在那里传送没有价值的应用一起不能顺利运作。得到混乱的视频帧是没有意义的，而文件传送应用可忍受这样的异常。由于分组尺寸在任何时间点上是任意的，几乎不可能在任何两个帧之间承诺有特殊延迟变化，也没有办法预测什么类型和尺寸的业务在其它任何的类型的业务的前面。而且，必须处理数据的缓冲器必须能接收最大数目的数据尺寸，意思是缓冲方式必须被最优化来在不浪费较小分组上的太多存储的同时处理更大数据分组。
ATM被设计来提供用于不同应用的几个服务分类。这些分类包括恒定比特率(CBR)、可用比特率(ABR)、非特定比特率(UBR)和实时与非实时的两个版本的可变比特率(VBR)。这些服务分类根据业务参数和QoS参数来定义。业务参数包括峰值信元率(恒定带宽)、可容忍信元率(SCR)、最大释放量(MBS)、最小信元率(MCR)和信元延迟变化容差。QoS参数包括信元延迟变化(CDV)、信元损失率(CLR)和最大信元传送延迟(maxCTD)。作为示例，恒定比特率CBR(例如用于声音和视频应用的服务)被定义为允许用户在呼叫建立时间指定PCR(峰值信元率，实质是带宽)、CDV、maxCTD和CLR的服务分类。然后网络必须确保满足用户要求的并被网络接受的值，如果满足了，就说网络正支持CBR。
各种类的服务指引网络来提供用于与其它类型的业务相反的一些业务的更好的服务。在ATM中，用固定长度的信元，转换器通过控制各个业务流被允许在任何时候放置在线路上的数据量来有效管理线路上的带宽应用。由于数据单元仅有一个尺寸这一事实，它们通常具有更简单的缓冲技术。另一个优点是可预测的网络延迟，尤其是可预测在各个转换器处的排队等候时间。由于所有数据单元是相同的尺寸，这有助于确保诸如CDV的这种业务QoS参数可在网络中容易地测量。在非ATM网络中(即基于帧的网络)，帧可在从比如说40字节到成千字节范围内变化，使它由于不可能预测网络中的延迟而难以确保一致的CDV(或PDV，分组延迟变化)，从而各个分组缺少一致的传送时间。
通过把数据切成更小的单元，ATM可提高网络的性能以降低从一个主机向另一个主机传送数据的等待时间。这也允许在各个路程段通过网络的更容易的排队和缓冲管理。但是一个缺点是对各个信元增加标题，使得网络的有效带宽小于网络具有更大的传送单元时的带宽。例如，如果要从一个主机向另一个主机传送1000字节，那么，基于帧的方案将附加一个标题(大约4字节)并在不足1秒的时间中传送整个帧。在ATM中，1000字节用5字节的标题切成48字节，即1000/48=20.833(或21个信元)。然后各个信元被给出5字节的标题，把要被传送的字节增加了5＊21=105个额外的字节。这样ATM有效地把实际数据可利用的带宽降低了大约100个字节(大约10％)：端对端等候时间的降低也降低了用于数据传送的可利用带宽。
对于诸如视频和声音的一些应用，等待时间比带宽更重要，而对于诸如文件传送的其它的应用，更好的带宽应用而不是降低路程段到路程段的等待时间增加了性能。
最近，由于用于包括前面所述的视频和声音的多媒体服务的新应用，对更多带宽和更好QoS的要求成倍增长。这强制传统分组基网络的核心中ATM网络的发展，由于它的固定分组尺寸，使网络中的处理时间降低并因此加快转送(即低的等待时间)。它还带有利用业务分类的能力。由于早先指出的信元具有固定尺寸，业务模式可经QoS赋值而被控制：即网络可承载传统分组(以信元格式)和恒定带宽流数据(例如声音/视频基数据)。
随后将证明，大部分传统的联网系统本质上被设计来用于转送帧或信元，而不是用于传送两者。另一方面，根据本发明，通过应用新的搜索算法、QoS管理和分组/信元结构的管理，帧和信元可在同一装置中被传送并且带有比已有技术明显好的优点，这一点后面将叙述。
发明目的
因此，本发明的一个目的是提供一种新颖的系统结构和方法，其对任何用于处理数据分组和/或与数据分组同时处理信元的技术是有用的，并且不影响信元转送特性的性能。
本发明的另一个目的是提供这样一种新颖的结构，其中设计的转换器使用相同的硬件和软件可用作一个应用中的分组转换器并作为另一个应用中的信元转换器。
本发明还有一个目的是提供这样一种系统，其中在基于公用信元/数据分组算法同时管理用于信元和数据分组的QoS特性中得到改善的结果。
另外的目的是提供一种用于应用公用和相似的技术来转送信元和数据分组的公用分析算法。
其它的和进一步的目的将在后面解释，并且尤其在后附的权利要求中被描述出来。发明概述
总之，从一种主要观点看，本发明包括数据网络系统，其中从大量I/O模块接收到作为ATM信元或任意尺寸的多协议帧的数据，任何一个I/O模块可以是信元或帧接口；还包括一种方法，其基于包含在信元或帧中的控制信息应用进行转送的公用算法来以保持信元转送的正确操作必须的QoS特性的方式以不把帧转变为信元的本机模式处理ATM信元或帧；其用不取决于包含在信元或分组中的上下文相关信息的公用算法处理转送引擎中的分组/信元控制信息，并把包括QoS信息的结果传到出口排队管理器；以提供小的信元延迟变化(CDV)而使得不影响正确的信元转送特性的方式来把信元/分组传到出口I/O发送设备；并控制发送设备来提供用于信元和分组的公用带宽管理算法，所有的一切都不影响分组或信元的正确操作。优选和最佳模式设计和技术后面将具体说明。
附图
现联系附图描述本发明，其中前面提到的图1是表示ATM(异步传输模式)信元格式的图。
图2是用于32位字的网际协议(IP)帧格式的类似图；
图3是比较时分多路复用(TDM)、ATM和分组数据帧转送的流程图；
图4是本发明的带有信元和分组接口的转换器的框图；
图5是传统的已有技术的总线基转换结构的框图，图6是它的存储器基转换数据流程图；
图7是传统的已有技术的纵横制转换结构的框图，图8是它的纵横制数据流程图；
图9-10是接口图，分别图示带有本机接口卡的信元转换器、信元转换器上的分组接口和信元转换器上的AAL5分组接口，所有的都带有纵横制或存储器转换器；
图12和13是用于NxN存储器连接总线的分别带有本机分组接口卡和AAL5接口的分组转换器的类似图；
图14是本发明的转换器结构的框图，利用与分组和信元数据相关的字“NeoN”作为NeoNET LLC的商标名，其是本发明的受让人；
图15和16是分别用于转送决定的扩展的分析功能流程图和这种功能的概貌，图17是转送元件的图；
图18是第一阶段分析图树查找框图，图19是第二阶段转送表查找(FLT)图；
图20和21分别是加电的分析图存储器图和简单图示的IP多点传送分组的图。
图22表现初始化的查找表，所有的项指向未知的路由/信元转送信息，图23图示增加图示的IP地址(209.6.34.224/32)后的查找表；
图24是用于安排系统操作的排队图。
本发明的优选实施例的进一步的背景
在继续来图示本发明的优选结构之前，相信有必要回顾已有技术和当前网络系统的局限性，其在本发明中极好地得到克服。
当前的联网方案被设计来用于转送数据分组或信元。如前所述，所有类型的数据联网转换器必须在入口端口上接收数据，作出转送决定，把数据从入口端口传送到出口端口，并把那一数据在适当的出口端口物理接口上传送。除基本的数据转送方面外，与帧转送相比，对于信元转送有不同的要求。如前所述，所有的当前的技术都把转换元件分为3种类型：桥接器、路由器和转换器，并且尤其是ATM转换器。桥接器与路由器的不同被模糊化了，这是因为向前的数据报和一般的大部分路由器也同样有桥接功能，从而讨论就集中在数据报转换器(即路由器)和ATM转换器上。
依次首先基于当前的方案研究对于这两种类型的转换设备的基本结构要求，并且然后说明为什么当前方案不能提供允许同时传送信元和帧而不严重影响ATM转换或帧转送的正确操作的机制的原因。基于本发明的新颖的方案然后会变得清晰。
路由器通常具有十分不同的物理接口：如以太网、令牌环和FDDI的LAN接口以及如帧延迟X.25.T1和ATM的广域接口。路由器具有用于从这些不同接口接收帧的方法，并且各接口具有不同的帧特性。例如，以太网帧可以从64字节到1500字节的范围内变化，FDDI帧可在64字节到4500字节(包括标题和尾部)的范围变化。路由器的I/O模块使与物理接口相关的标题除去，并把结果得到的帧，如IP数据报提供给转送引擎。转送引擎在图2的IP目的地地址查找并作出适当的转送决定。转送决定的结果是把数据报发送到由转送表确定的出口端口。出口端口然后附接上适当的与网络相关的标题并把帧传送出物理接口。由于不同的接口可具有不同的帧尺寸要求，可要求路由器把帧“分段”，即把数据报切成可使用的尺寸。例如2000字节的FDDI帧在被在以太网接口上发送出去之前必须被分段为1500字节或更小的帧。
当前的路由器技术提供“尽力销售”服务。这意味着不能保证数据报在路由器基的网络中不会丢失。而且，因为路由器传送尺寸变化的数据报，不能保证每个数据报的延迟变化或等待时间。通常，路由器的特征在于它能够传送某尺寸的数据报。从而路由器的容量的特征在于在1秒中从入口端口传送64字节帧到出口端口，或在等待时间把1500字节的帧从入口端口传送到出口端口。这个等待时间的特征在于后进先出。
比较而言，ATM转换器仅有一种类型接口，即ATM。ATM转换器基于VPI/VCI数目在转送表中查找来作出转送决定，如图1所示。转送表通常由物理端口序号索引，即入口端口N上带有VPI/VCI的到来的信元映射到带有新的VPI/VCI对的出口端口M上。这个表被系统中其它地方的软件管理。无论是什么ATM适配层(AALx)，所有的信元具有相同的结构，从而如果ATM转换器可转送一个AAL类型，它们就可转送任何类型。
为转换ATM信元，必须满足几个基本的准则。转换器必须能够基于在ATM标题中提供的控制信息，尤其是VPI/VCI作出转送决定。转换器必须提供适当的QoS功能。转换器必须提供特定的服务类型，尤其是恒定比特率(CBR)业务和可变比特率(VBR)。CBR(声音或视频)业务的特征在于低的等待时间，并且更重要的是低的或得到保证的信元延迟变化(CDV)和得到保证的带宽。
经传统的分组转换器来实施CBR类型连接的3个主要的要求是低CDV、小的延迟和得到保证的带宽。例如声音基于基本的尼奎斯特采样理论占用固定量的带宽。CDV也是CBR契约的一部分，并且在整个延迟中起到一定的作用。CDV是分组/信元的期望的到达时间和实际的到达时间中的差异的总的最差的情况。在目前涉及的应用中，它需要看时间上等距离到达的数据。但是，如果网络不能保证这个等距离要求，一些硬件不得不缓冲数据-等于或大于由网络引入的最坏的情况的CDV量。CDV越高，缓冲器要求越高，因此延迟越高，并且如早先图示的那样，延迟对于CBR电路是无益的。
分组基网络通常基于业务的优先级在出口处对数据进行排队。无论数据如何排队，带有低延迟变化要求的业务将被排在一个或多个分组后面。它们中的每一个可具有最大分组尺寸，这本质上最能促进分组基的网络上的延迟变化。
还有许多用于管理带宽和优先级的方法。从网络管理的观点看，网络管理器通常喜欢把总的出口带宽分切成优先级。切割带宽有几个原因：例如它确保控制业务的管理器(更高优先级和低的带宽)在线路上总是有空间，甚至是在很高的线带宽应用期间也是这样，或者可能CBR(恒定比特率)业务将在该线路上得到保证等。
有多种方法用于对每个业务优先级规定带宽。多种类的机制是循环排队、加权公正排队和优先级排队。为了方便讨论和文件完整起见，对每一方法都进行解释。在排队的所有情况中，业务基于优先级通常通过在信元/分组标题中寻找的硬件引擎或在信元/分组从底板到达时与信元/分组相关的控制信息被放到队列中。这就是数据如何从这些队列中被抽取/解除排队的，这里这些队列的排队机制与另外的排队机制彼此不同。简单的循环排队
这种排队机制排空循环排队模式中的所有队列。这意味着业务被分为队列，并且各个队列得到相同的固定带宽。在一个明显的优点是执行起来简单的同时，这种排队技术的主要不足是这种机制完全失去了优先级的概念。然后优先级必须被缓冲分配机制来管理。唯一一个明显的优点是执行起来简单。加权循环排队
这种排队机制是“简单的循环排队”的改进，其中加权在初始化时间期间被网络管理器放置于各个队列上。在这种机制中，各个优先级队列基于加权值被服务。如果一个队列被分配带宽的10％，它将被服务10％的时间。另一个队列可具有50％的分配的带宽，并将被服务50％的时间。主要的缺点是当分配的带宽的队列中没有业务时，在线路上有未使用的带宽。这导致带宽浪费。而且，在解除排队算法中与分组尺寸无关联，这一点对于分组基网络是关键的。对所有分组尺寸给出的相等的加权背离了带宽分配模式。优先级排队
这种排队机制中，输出队列纯粹基于优先级而被服务。最高优先级的队列首先得到服务，最低优先级的队列最后得到服务。在这种机制中，较高的优先级业务总是优先于较低的优先级队列。这种类型的机制的缺点是较低优先级机制可能导致0带宽。除了简单外，这种类型的机制的缺点是不浪费带宽：只要有数据要发送，数据将被发送。但是，在解除排队算法中与分组尺寸无关联，这一点对于分组基网络是关键的。对所有分组尺寸给出的相等的加权背离了带宽分配模式，如前所述。
从上述的示例中，需要使优先级排队与加权循环排队与分组尺寸一起走向平衡。这要求本发明提供的一种方案，其中高的优先级业务在低的优先级业务之前被服务，但是各个队列至少在它的带宽分配的范围内被服务。除上述要求外，输出缓冲器应该用来自队列的包括其它带宽可忽略的队列数据的数据填充，甚至是在那一队列的带宽被耗尽时。这种技术增强了每个业务队列要求的带宽，并且也不浪费线路上的带宽，并在本发明中得到体现。转换器设计中的结构问题
当前的转换器方案使用两种不同的方案：1)存储器和2)纵横制。这些方案在图5和6中表示出来，其表示了传统的总线基和存储器的结构，在图7中，表示了传统的纵横制转换结构。
在以图5表示的传统的存储器基方案中，数据必须首先被放置在I/O卡的主存储器的内部。当位从I/O模块被移动到主存储器时，该数据传输使用几个循环。由于几个不同的I/O模块必须把数据传送到公用存储器，产生对于这种源的互相争用。主存储器提供用于数据从一个物理端口向另一个物理端口的缓冲机制和传输机制。传送率是相当依赖于出口端口的速度和把数据移入和移出主存储器的系统的能力以及必须访问主存储器的接口数目的。
如在图6中所示完全理解的那样，CPU经公共总线与用大量数据接收和传送I/O端口#1，#2等经表示接口路径和共享存储器的各种点线和虚线访问的存储器接口，这一点是公知的。如原来指出的那样，对共享存储器的各种访问导致它们相互争用共享存储器，不可预测地提高了等待时间，这一点由于控制信息的处理直到全部的分组/信元被接收到才开始而在这种结构中是已经现实存在的，
另外，当对共享存储器的访问增加时，争用变得更激烈。并且当争用增强时，导致系统的等待时间增加。在图6的传统的存储器基转换数据流程图中，每向存储器读或写一次的访问时间等于M，对于存储器访问的位数是W，产生下面的函数。
从接收端口#1向共享存储器写入数据。传送分组或信元的时间等于((B＊8)/W)＊M，这里B等于用于一个分组或信元的字节数，M是每向存储器读或写一次的访问时间，W是用于存储器访问的位数。当分组变大时，把它写入存储器的时间也变长。
这意味着如果跟随有信元的分组去往图5中的ATM接口，信元被延迟了从主存储器开始的传送时间的数量，在最坏的情况下，这可能是包括总线上其它的读出和写入间的相互争用的N个分组(其中N是分组、非ATM接口数目)。如果，例如B=4000字节，M为80纳秒(对于DRAM访问的64位宽总线)那么在信元被发送前，需要((4000＊8)/64)＊80=40000纳秒用于排队的分组传送，并且OC48是每64字节信元170纳秒。这仅是如果在总线上没有任何争用时的情况。在最坏的情况下，如果转换器具有16个端口并且所有端口同时相互争用，那么传送相同的分组将需要640000纳秒才刚好能进入存储器，并且用相同的时间出来－总共是大约1.3亿秒的时间。这发生在如果每次向存储器的写入之间，另一个端口必须同样向存储器写入的时候。所以对于n=16个端口，n-1，即15个端口必须获得对存储器的访问。这意味着在发生向原来的端口的存储器进行下一次传送之前，15个端口＊80纳秒=1200纳秒被系统使用。由于有(4000字节＊8位/字节)/64位=500次访问，各次访问被1200纳秒分开，整个的传送占用500＊1200=600000纳秒。所以总共的时间是系统时间加上真正的传送时间，即用于向存储器传送的时间为600000纳秒+40000纳秒=640000纳秒，还要用另一个640000纳秒来离开存储器。而且，这种计算没有包括由于出口端口繁忙引起的任何CPU的争用问题或延迟，其将使计算值更大。
在前面参考图7所示的传统的纵横制基方案中有类似的不足，其中那里没有主存储器，并且数据的缓冲发生在入口端口和出口端口。在图5和6的存储器基设计中，缓冲存储器被所有端口共享，非常有效地利用了转换器上的存储器。在图7的纵横制方法中，各个端口必须提供大量存储器，从而当没有公用共享的缓冲器时，系统的整个存储器很大。纵横制转换器仅是用于数据从系统上的一个物理端口向系统上的另一个物理端口进行数据传送的管道。如果两个端口同时向一个输出端口传送数据，两个输入端口之一必须缓冲数据，从而当来自第一输入端口的数据被传送到输出端口时不可预测地提高等待时间。但是与存储器基转换器相比，纵横制转换器的优点是数据从一个点向另一个点传送的率高而没有存储器基转换器上主存储器相互争用的固有限制。
在图7的传统的纵横制转换器结构中，CPU经公用总线与经表示接口路径和共享存储器的图8的各种点线和虚线访问接口的存储器接口，这一点是公知的。CPU基于数据中的信息作出转送决定。然后数据必须经纵横制转换器结构被传送到出口接口。但是如果其它的业务正被向那个出口端口转送，那么数据必须在入口端口中被缓冲，缓冲时间为把整个信元/分组传送到出口存储器所占用的时间量。这里：
A：数据从接收端口#1写入到本地存储器。传送分组或信元的时间等于((B*8)/W)＊M，这里B等于用于一个分组或信元的字节数，M是每向存储器读或写一次的访问时间，W是用于存储器访问的位数。当分组变大时，把它写入存储器的时间也变长。
B：数据从接收端口#1写入到出口端口#2的本地存储器。传送分组或信元的时间等于((B*8)/W)＊M+T，这里B等于用于一个分组或信元的字节数，M是每向存储器读或写一次的访问时间，W是用于存储器访问的位数，T是纵横制转换器的传送时间。当分组变大时，把它经纵横制转换器传送和把它写入本地存储器的时间也变长。
对于跟随有传送到出口端口的信元的分组的传送，其计算与对于图5和6的存储器基方案的计算相同。分组必须以和对于存储器基方案的速度同样的速度被传送到本地存储器。没有对于中央存储器的相互争用这一优点不会减轻在信元传送前的分组传送会引起阻止很快的接口速度的正确功能的延迟问题。
目标是生成以高速(即SONET限定率)运行的转换器装置，其提供要求的QoS。该装置速度和端口应是可调整的，并且装置应允许信元和帧从入口端口向出口的等时传送。
尽管当前的设计已经开始提出高速路由器，但是它们还不能提供所有的ATM服务要求，从而仍保持两极分化的一组联网装置，即路由器和ATM转换器。最佳方案是一种实现高速的并提供要求的QoS支持及具有合并了同一接口上的ATM和分组基技术的一种方案，如图3所示。这将允许在联网技术中保持当前的花费，还满足带宽和QoS要求。
在后面将讨论的图4中表示出在数据转换器端口上接收ATM信元并把某些ATM信元作为分组、把其它的作为ATM流来处理的以及仅接收其它接口上的分组和另一组接口上的信元的接口合并的结果。这些结果是三重的：a)在用于分组和信元的入口接口处转送决定；b)经转换器结构转换分组和信元及c)管理分组和信元上的出口带宽。基于前面引用的未决申请的这种技术，本发明解释了怎样生成把该两种技术(即ATM转换和分组转换)合并的通用数据转换器并解决了上面列出的三个问题。接口引起的转换器设计
这一部分的目的是比较和对比ATM与分组基转换器设计以及两种类型的转换器设计上的各种接口。尤其，在两种装置用于转送分组或信元时识别出这两种装置的问题，即提出ATM转换器转送分组的问题和提出分组转换器转送信元的问题，如图3所示。ATM转换器的通常的设计
如在ATM标准中限定的前面解释的那样，有多个ATM适配层(AAL1-AAL5)，各层指定与宽频谱的服务不同类型的服务：即恒定比特率(CBR)到非特定率(UCB)。恒定比特率(AAL1)契约保证低的CDV的最小的信元损失，而非特定比特率契约不指定业务参数，并且不能保证服务质量。考虑本发明的目的，把对发明的讨论方便地限定于AAL1(CBR)-AAL5(分段的分组)。
图9图示带有本机信元接口卡的信元转换器，表示带有本机ATM接口的一般ATM转换器的不同模块。从物理层模块(PHY)到达的信元被称为校正功能模块的模块处理，其对到来的信元证实每一个VCI建立的契约(服务)：例如峰值信元率、容忍信元率、最大猝发传输率。保证由基于卡和转换器的实际设计的逻辑框(box)提供诸如信元延迟变化(CDV)和信元损失率(CLR)的其它参数。契约被网络管理器或经ATM发送信号机制设置。来自校正功能的信元数据然后在图9的示例中去往纵横制(图7)或存储器基转换器(图5)。信元接着被转送到对整形业务有一些要求以避免远程连接上的拥塞的出口端口。为提供出口整形，该设计必须在出口侧缓冲数据。由于ATM连接是基于点对点基的，出口整形器模块也必须编译ATM标题。这是因为下一个路程段与入口VI/VPI无关。ATM转换器上的本机分组接口
如在“背景”部分提到的那样，如果ATM转换器将提供一种促进分组的路由的方法，在两个主机之间必须有至少两个点，在这两个点处分组和信元网络相遇。这意味着当前的信元转换设备必须载有含本机分组接口的接口，除非转换器被设置得深入到ATM网络的核心中。因此，现在检查这种连接到ATM转换器的分组接口的设计。
ATM转换器上的通常的分组接口在图10中表示，其详细描述了信元转换器上的分组接口。物理接口将把到来的分组放入缓冲器并且然后它们被提供给“标题查找和转送引擎”。分组基的转送引擎决定出口端口并联合VCI序号用于那一分组的信元。然后分组被分段单元分段为信元。从那里，分组被处理，正象它处于本机信元转换器中的情况一样，包括通过校正功能并在进入转换器之前到达转换器缓冲器。在出口侧，如果信元进入信元接口，那么象上面解释的那样进行处理(在ATM转换器上的本机信元接口中)。如果信元进入分组接口，那么信元必须被重组为分组。这些分组然后被放入各种优选级队列中并且象在分组转换器中一样被排空。
检查ATM转换器上的两种类型的分组接口。ATM转换器上的AAL5接口
连接于ATM转换器的路由器能在发送分组到ATM转换器之前把分组分段。在那种情况下，分组将到达前面说明的AAL5格式的ATM转换器。如果ATM转换器要用作路由器和ATM转换器，它将必须重组AAL5分组并在它上面执行路由决定。一旦ATM转换器/路由器在AAL5分组上作出转送决定，它将在把分组再次分段后把分组推移过ATM转换器。
在AAL5中，在图11中表示ATM转换器上的完善的接口。到来的AAL5信元首先在每个VCI上被校正，以确保发送者承认契约。一旦完成了校正功能，组装器将把VCI的信元组装成分组。这些分组然后被转送到转送引擎，其在组装的分组和一些路由算法上作出转送决定。然后分组如上面在ATM转换器部分上的分组接口中提到的那样传送过ATM转换器。处理信元转换器上的分组中的困难
脑海里保留着本发明的目标，即实现诸如CDV和等待时间与分组损失的严格的QoS参数，这部分将列出试图设计分组来通过传统的信元转换器时的困难。
根据图11，一旦到来的AAL5分段的分组被组装并且作出转送决定，它们将在“分段单元”中被再次分段。经转换器，在AAL5信元在出口线路上被运送之前它们被再组装成分组。这次分段和再组装增加延迟和不可预测并且不可测量的PDV(分组延迟变化)与信元损失。如早先提到的那样，对于要被提供QoS的分组，需要它支持包括提供可测量的PDV和延迟的契约。延迟是由于信元必须被再组装引起的。在最好的情况下在调用它完成并把它发送到QoS部分之前各个再组装件将必须缓冲数据的整个分组内容(worth)。对于8000字节的分组，例如这能产生在1千兆位的转换器上的缓冲中的64微秒(us)延迟。
对于经信元转换器的分组的PDV甚至比附加的延迟更令人关心。组装处理可同时处理来自各种入口端口和分组的多个分组，这产生不可预测的数量的PDV，尤其基于转换器争用和从入口到出口发送信元的重发数目。
经转换器的信元损失使分组不正确地被再组装，因此对尤其是实时内容的应用产生不良影响。大部分文件传送协议确实能恢复丢失的分组(由于丢失的信元)，但是由于再次传送会使转换器上的业务更大。
总之，经ATM转换器传送分组没有提供带有与信元相同的CDV和等待时间与特性的分组。它仅提供用于经信元转换器传送分组路径的机制。分组转换器的设计
传统的分组转换器在图11中表示，其带有本机接口卡。分组经物理接口被转送到转送引擎。转送引擎基于一些算法和分组的标题作出路由决定。一旦决定了出口端口，分组经分组转换器传送到以各种方式设计的出口(例如N乘以N总线、大的中央存储器库等)。在出口上，分组在不同的业务优选级队列上结束。这些队列负责对业务制定优选级并负责带宽管理。分组转换器上的信元接口
带有AAL5接口的传统的分组转换器，如图13所示，提供允许信元通过逻辑框(box)的机制，只要信元是ALL5类型。没有经传统的分组转换器生成虚拟信元转换器的实际方法，并且本发明的一部分涉及这种结构要求。
在ALL5信元对于契约协定被校正后，它们被组装模块组装成分组。这样生成的分组然后被准确地处理，象在本机分组接口上一样。在出口侧，如果分组必须作为ALL5信元离开转换器，它们首先被分段并且然后编译标题。最后它们被整形并被发送出去。处理分组转换器上的信元的困难
当信元流在传统的分组转换器上传送时它面对着问题。对于诸如路由器的传统数据转换器而言支持要求ATM的QoS保证是非常困难的。为图示这一点，以前面描述的图13中的图为参考。对于分组转换器的最大的挑战之一是支持AAL1信元。简单的原因是传统的分组基标题查找和转送引擎不同时识别信元和分组，因此，可被转换为分组的AAL5信元被支持。在转换器性能中这是一个严重的局限。
信元的特征是CDV和延迟特性。把信元推移过传统的分组转换器增加更多的延迟和不可预测的CDV。象它的名字中固有的一样，分组转换器暗示着各种大小和数目的分组在队列上被排队。分组化的信元然后将没有经转换器保持任何类型的合理QoS的机会。本发明的优选实施例
在图4和14中例示的本发明，与所有的这些已有技术的系统不一样，优化用于传送信元和帧的而不用在内部把一个转换成另一个的联网系统。而且，它保持在ATM转换器中期望的严格的QoS参数，诸如严格的CDV、等待时间和信元损失。这是通过具有与上下环境无关的公用入口转送引擎、用类似的等待时间传送信元和帧的转换器结构及一个通用的出口QoS引擎实现的一流经本发明的结构的分组得到信元QoS特性，同时信元仍保持它们的QoS特性。
如图4所示，此后有时被称为其受让人的缩写“NeoN”的本发明的新颖的转换器结构的主要组件包括入口部分、转换器结构和出口部分。入口部分由可以是信元或帧的不同物理接口构成。信元接口还可以是纯信元转送或信元与帧混合转送，其中帧由以ALL5定义的信元集合构成。入口组件的另一部分是对信元和帧公用的转送引擎。转换器结构对信元和帧是公用的。出口QoS也对信元和帧是公用的。出口处理的最后的部分依赖于接口类型的物理层处理。从而本发明的NeoN转换器结构描述了对于信元和帧处理公用的这些组件。
如前面解释的那样，ATM转换要求的并且甚至在同时的分组转换的情况下被提供的关键参数是可预测的CDV、低的等待时间、低的信元损失和带宽管理：即提供有保障的峰信元率(PCR)。但是图4和14的本发明的结构在入口和出口处包含两个物理接口AAL5/1和分组接口。两种类型的接口之间的不同是列出为“每一VC校正功能”和“每一VC整形”的模块。对于信元接口(ALL1-5)，系统必须根据任何的ATM转换器承认由网络管理器设置的契约并且在出口处在每一VCI基上提供一些种类的整形。除这些物理接口模块外，系统对于分组或信元接口是相同的。系统用一个概念来设计，即一旦数据穿过物理接口模块，在分组和信元之间不应有区别。图14列出结构的核心，其具有3个主要的块，即“标题查找和转送引擎”、“QoS”和“转换器”结构，其不加区分地处理信元和分组。与本发明相关的讨论在于这3个模块的设计，下面将具体说明。转换器结构
前面参考序列号为No.581467和序列号为No.900757的与本申请一起属于同一受让人的美国未决申请表述的本发明优化联网系统的最小等待时间，并实际上甚至在数据率和端口密度提高时实现0等待时间。而且通过在它正被写入存储器时从分组/信元中抽取控制信息并在数据帧被写入存储器时把控制信息提供给作出转换、路由和/或滤波的决定的转送引擎而对于53字节的信元或64字节到64k字节的分组均等地实现这一点。经转换器的本机信元
根据在每一VCI基上网络管理器已经安装的每一契约，图14的转换器信元(AAL1/5)首先在2处被校正。这个模块也能把AAL5信元组装成选择的VCI上的分组。从校正功能2出来的是信元或组装的分组。除数据流的这种接合点外，分组或信元单元之间没有区别，直到数据到达出口端口，在那里数据必须符合接口要求。信元在“NeoN数据转换器”4中被排队，并且对于目的地接口和QoS要求检查信元标题。该信息经标为8的控制数据转换器被传递到出口端口QoS模块6。用于信元型接口的QoS将仅确保剪去超出峰值信元率的信元率。然后信元被转送到“每一VCI整形”模块10，在那里按照下一路程段转换器的要求将信元整形后把它们转送到物理接口。由于QoS模块6不能从控制数据知道是否分组或信元被包括其中，它仅要求来自NeoN转换器的数据进入“缓冲器12”。控制数据通知“每一VCI整形”块10，如果它是去往另一VCI信道的信元则进行标题编译，和/或如果数据是离开信元接口上的分组且进行分段和/或根据远程端要求改造整形。经NeoN转换器的本机分组
当分组进入接口卡时，在数据被发送到NeoN数据转换器4的同时，分组标题被标题查找和转送引擎模块14检查。入口转送引擎基于到来的分组标题作出关于QoS和目的地接口的转送决定。转送引擎14还把关于数据分组的象NeoN转换器地址、分组QoS、出口标题编译信息的所有信息集在一起，并发送它到出口接口卡。这种信息作为控制分组经小的不分块的控制数据转换器8被运载到出口端口而到达出口QoS模块6，其将根据控制分组对数据排队并把它发送到在出口处列出的PHY的模块。如果分组要出到信元接口，分组将被分段，然后在离开接口之前标题被编译和整形。本发明的NeoN转换器结构的优点
如上面所示，信元和分组流过逻辑框(box)而除在物理接口这一点外没有任何区别，从而如果信元特性被保持，那么分组具有与信元相同的特性。因此分组必须具有可量测的和低的PDV(分组延迟变化)和低的等待时间，该结构支持带有信元特性的分组转换并且还与现有的信元接口相接。
尽管传统的分组转换器不能象前面解释的那样发送非AAL1信元。AAL5信元还承受不可预测的数量的PDV和延迟-这通过本发明的NeoN转换器而被避免。经传统的ATM转换器的分组还承受同样长的延迟和不可预测的CDV-而且这一点在本发明的NeoN转换器的情况中也没有。使本发明的这种类型的混合转换成为可能的模块包括入口转送引擎、出口QoS和转换器结构。入口转送引擎描述
图14的入口转送引擎的目的是基于预先定义的准则和帧/信元的内容分析输入帧/信元，作出转送决定。这意味着输入信元/帧与存储在存储器中的项相对比。如果确定了匹配，那么存储器位置的内容提供对讨论中的信元/帧上的行为的命令。作为重复过程的搜索的结果导致转送决定。转送决定是一个怎样处理前面提到的帧/信元的决定。这种处理包括计数统计、丢弃帧或信元、或发送帧或信元到一组特定的出口端口。在图15中，这种处理粗略地表示出来。4个字符的输入流被表示在b，c，d，e。这些字符在存储器中具有适当的匹配项，输入的一个字符产生指向下一个字符的指针。最后的字符b产生指向转送入口的指针。与图示的不同的字符流在存储器中具有不同的入口集，产生不同的结果。
提出的入口转送引擎14被定义为分析微引擎。分析微引擎被分为两部分-有源部分和无源部分。有源部分被称为分析器，是跟随写入到无源的存储器组件中的指令的逻辑电路，该存储器组件由两个主要存储部分构成：1)图18的分析图树(PGT)；和2)图19的转送查找表(FLT)以及一个用于统计类集的小存储部分。分析图树是包含所有的分组标题分析信息的存储区，其结果是转送查找中的偏置。FLT包含关于目的地端口、多点传送信息和出口标题控制的信息。设计是很灵活的，例如在数据报中，它可在分组标题的DA和SA字段外传递并在协议字段和TCP端口序号等中搜索。提出的PGT是被分为2m块的存储器，各块具有2n个元件(m＜n)。各个元件可以是三种类型之一－分支元素、叶元素或跳跃元素，在各个块中，有这些元件类型的任意组合。
尽管尤其对于本发明的目的是有用的，从检查位的任意集合并基于比较作出决定这个立场上看分析微引擎是一般的。例如这可被应用于任何文本搜索功能，搜索某一任意的字。在这种应用中，作为一个示例，在一封信或电子邮件中可搜索象“炸弹(bomb)”或“引爆(detonate)”这样的字，并且如果检测到了匹配，搜索引擎然后可执行预定的功能，如发出警报信号。实际上，同样的存储器甚至可用于搜索不同语言的字。
在本发明的环境中，图14图示有两个入口点。一个入口点被用于以一种语言搜索文本，而第二入口点被用于搜索另一种语言的文本。从而可对两种类型的搜索使用相同的机制和相同的硬件。
对于数据报标题搜索有两种组件：软件和硬件组件。软件组件生成分析图中的元件来用于它在接口上找到的每一个新路径。软件不得不对于各个附加的新的路径生成将在后面定义的从分支元素开始并结束于叶元素的唯一的图。硬件从分支元素去往叶元素，与IP标题无关。
实际上，在存储器区有许多入口点，如图21所示。初始的存储器可被分为多个区，每个存储器区是用于不同应用的分离的一系列指令。在图22的情况下，这些区之一用于IP转送而其它区用于ATM转送。在系统开始，存储器被初始化来指向“未知路径”，意思是没有转送信息是可利用的。当新的项被插入时，查找表的结构改变，如图23所示。图示的IP地址209.6.34.224被示出插入。由于这是面向字节的查找引擎，第一块具有插入在209位置的指针。指针指向在6位置的具有新的指针值的块，并且继续进行直到所有的209.6.34.224地址被插入。所有其它的值仍指向未知的路径。在存储器的IP部分插入地址对存储器的ATM部分没有影响。如前面提到的那样，在分析图树中有2n个块，各个块有2m个元件。各个元件的结构如图17所示，各个元件带有如下字段：
1．指令字段：在目前的设计中有3种指令产生2位指令字段。指令如下描述：
●分支元素(00)。在目前涉及的微引擎中，分支元素基本上把转送引擎指向下一个块地址。而且在分支元素内，用户可在图18所示的“递增的转送信息字段”中设置各种字段并更新最后的转送信息的各种共同的专用元件。例如，如果微引擎正分析IP标题，并且分支元素被放置在目的地字段的一端，那么用户能更新转送信息的出口端口字段。对于ATM转送，用户将更新分析VPI字段的一端的出口端口信息。
●叶元素(01)。这种元件把分析的端部指令到微引擎。在搜索期间积累的转送信息然后被转送到设计中的下一个逻辑块。
●跳跃元素(10)。这种元件被提供来加速分析。分析分组标题花费的时间取决于微引擎必须查找的块地址数目。不是到来的标题中的每一个序列的字段都被用于作出决定。如果跳跃元素不在，那么微引擎将必须在到来的流的不重要的字段上保持跳跃，增加分析时间。跳跃元素允许微引擎跳过到来的数据报中的字段并继续搜索。跳跃尺寸下面描述。
2．跳跃字段：这一字段尤其用于跳跃元素。这允许分析器跳过到来的数据报标题字段而允许快速搜索。例如在IP标题中，如果用户想基于DA转送分组但是基于ToS(服务类型)字段计数统计，它将分析整个DA，然后步进到ToS字段。这使得转送引擎更快速。这一字段的大小将被计算来允许使用用户对于数据转送逻辑框曾经需要的最大的跳跃，其可以是基于协议等的。
3．递增的转送信息字段：在标题分析期间，累积转送信息。转送信息可具有多个共同的专用字段。转送引擎应是灵活的，足以在它传送到来的数据报标题时独立地更新这些共同的专用字段中的每一个。例如在IP分组分析期间，出口端口能基于目的地字段而被决定，滤波可在源地址上决定，QoS基于TOS字段决定。另一个示例是对于ATM分析的。出口分析可基于VPI字段被决定，统计计数可基于VCI而被决定。当分析完成时，因此各种的转送信息被收集起来，当到达叶节点时，结果得到的转送信息被传送到控制路径。递增的转送信息的宽度(此后称为IFI)应等于转送信息中的共同的专用的递增信息的数目。
4．下一块地址字段：这一字段是在当前块之后的要查找的下一块地址。叶节点指令忽略这一字段。
5．统计偏置字段：在数据转换器中，保持流统计与转换数据自身一样重要。不保持流统计将难以管理转换器。有这一统计偏置字段允许在分析的不同的点更新统计。在IP路由器上，例如可收集各组DA、各组SA、所有ToS、各种协议等上的分组计数。在另一涉及ATM转换的示例中，这一字段允许用户对各个VPI或VCI或其组合上的信元计数。如果设计者想保持2s个计数器，则这一字段的大小是s。
6．FLT偏置字段：这是一个在后面的图18中更具体讨论的到转送查找表的偏置。转送查找表具有所有的共同的专用的信息，其是建立最后的转送信息分组所需要的。参考硬件设计示例
下面是用于分析器的硬件参考设计的示例，该分析器对于本发明的实践是有用的。参考设计分析器具有包含研究中的分组/信元的存储器。用于信元/帧标题信息的该存储器元件在深度上是两个等级的。这在入口转送引擎的目的地查找阶段中产生用于标题信息的两级管路。这是必须的，因为由于灵活的开始点性能而使入口转送引擎直到整个标题信息已经被存储后才能执行查找。两级管路允许入口转送引擎在当前的标题信息上执行查找，并且还并行存储下一个标题信息。在当前的标题查找完成时，下一个标题查找可立即开始。
存储元件存储可设计的数量的到来位流。作为示例，对于IP数据报，结构可以是64字节，对于信元是5字节。对于处理信元和帧的接口，这两个值中的最大值可被使用。
来自各个DMA信道的DMA传送完成信号将指示可开始从入口DMA总线探测和存储标题信息到状态机。分组/信元信号表示要被存储的标题是分组标题还是信元标题。当标题信息已经从DMA信道完全地被存储时，提出查找要求。
对于标题查找，有一个寄存器基表，其指示IP标题表中的开始查找的点给入口转送引擎。入口转送引擎使用源接口序号来索引这个表。这一信息允许入口转送引擎在IP标题中的任何字段开始搜索或在包含在分组的数据部分的字段开始。与后面解释的跳跃功能一起，这种性能将允许入口转送引擎搜索任何字段并把它们串在一起来对每个接口形成复杂的滤波情况。
适当的硬件查找在图19中示出，使用分析树图查找算法来确定转送决定。这种算法在IP目的地地址或VPI/VCI标题分析半字节或字节。这种性能可由软件设计。各次查找对于每一个接口具有由16个源节点之一指出的唯一的树结构。源节点被存储在可编程的寄存器基表中，允许软件在存储器的结构中的任何地方建立这些树。
半字节或字节查找可导致末端节点结果或分支节点结果。查找控制状态机通过检查与各次查找相关的状态标记位控制查找处理。这些状态标记位是末端节点、跳跃节点和跳跃大小。末端节点标记位表示查找表是末端节点还是分支节点。如果它是末端节点，查找结果是对第二阶段转送表查找存储器的索引值。如果是分支节点，半字节或字节查找将继续，直到找到末端节点。各个分支节点查找结果是对下一个分支节点的指针。跳跃节点标记位在查找期间指令状态机跳跃由跳跃大小表示的若干半字节。库选择标记位表示哪个库将被用于下一个查找中。查找状态机将使用这些位来确定哪个时钟启动和多路复用控制来激活。
分析器查找的结果是转送表查找，其是产生转送结果的存储器库，包括称为转送ID的转送信息。为优化查找时间性能，这个查找阶段被管线化，允许第一阶段并行开始另一个查找。转送ID字段将以几种方式被使用。首先，字段的MSB(最重要字节)被用来表示在网络接口水平上的单点传送或多点传送分组。例如对于多点传送，出口排队管理器需要在这个位查看，用于向多个接口的多点传送分组的排队。例如对于单点传送，转送ID中的6位表示目的地接口序号并且剩余的16位将提供层2 ID。层2 ID被出口转送逻辑电路使用来确定什么层2标题需要对于分组数据而被预考虑。对于分组，在它从出口DMA FIFO(先进先出)被移动到出口缓冲器存储器时将这些标题增加到分组。对于信元，层2 ID将向传送装置提供适当的信道ID。
对于单点传送业务，目的地I/F序号表示网络目的地接口并且层2 ID表示什么类型的层2标题需要被增加到分组数据上。对于多点传送，多点传送ID表示层2标题附加的类型和哪个网络接口可传送多点传送。出口排队管理器将执行多点传送ID表查找来确定分组在哪个接口上被传送并且哪种层2标题被放回在分组数据上。在转送引擎下的分组寿命示例
现在通过本发明的转送引擎解释简单的和复杂的分组示例。在图19中一通电，所有的2n块的分析图被指向一个最终转送所有分组到网卡上的控制处理器的FLT偏置的叶元素填充。这是所有不可识别的分组的缺省路由。软件响应来建立缺省路由。各种元素被更新到这一分析图存储器中的方式将对于图示的带有掩码255.255.0的简单的多点传送IP分组和复数滤波器分组的示例进行解释，并解释简单的IP分组的老化。简单多点传送分组
一通电，分析图存储器中的全部块被假设用指向一个把分组路由到网络处理器的FLT的第一偏置的叶元素填充。对于这个示例，假设入口分组具有224.5.6.7的目的地IP地址。在这种情况下，硬件将查找第一块中的第224偏置(第一个查找块也称为源节点)并找到一个叶。硬件将结束搜索并查找第224位置中的缺省偏置及查找FLT，还转送分组到控制处理器。
当控制处理器转送目的地IP地址224.5.6.7的随后的分组时，产生如图21所示的图。
软件首先必须局部地产生分析图。生成的分析图列为1-129-2-131。软件总是查找第一块，也叫源节点。第一块中的偏置是224，其是目的地IP标题的第一字节。它找到一个缺省路由－对于软件表示放置对于目的地IP地址的所有随后的字节的新块。一旦软件击中缺省路由，它知道这是一个链接节点。从链接节点向上，软件必须放置对于它想要硬件搜索来寻找匹配的目的地IP地址的每个字节的新块。通过适当的软件算法，它发现129.2.131是下面3个可利用的块。然后软件安装与块129的第五偏置中2的BA连续的元素、与块2的第六偏置中的131的BA连续的元素和块131的第七偏置处的FLT偏置5的叶元素。一旦带有叶的这种分支被生成，接着安装节点链接。节点必须被最后安装在新的叶式分支中。在这种情况下节点是与在第一块的偏置224处131的BA连续的元素。
现硬件准备好用于带有目的地IP地址224.5.6.7的任何随后的分组，甚至它对此一无所知。当硬件看到目的地IP地址的224时，它到达分析图的第一块的第224偏置并且找到与129的BA连续的元素。然后硬件到达第129块的第五偏置(目的地IP地址的第二字节)并且找到与2的BA连续的另一个元素。然后硬件到达第二块的第六偏置(目的地IP地址的第三字节)并找到与131的BA连续的另一个元素。然后硬件到达第131块的第七偏置(目的地IP地址的第四字节)并找到带有3的FLT的叶元素。现在硬件知道它已经完成了IP匹配并将在位置2把转送ID转送到随后的硬件块，调用分组分析的末尾。
应注意硬件仅是被软件放在存储器中的分析图的从动装置。搜索的长度纯粹取决于分析长度和存储器尺寸的软件要求。这种分析的不良效果是存储器大小和直接正比于搜索长度的搜索时间。
在这种情况下，搜索导致分析图中的硬件效应的4个查找和FLT中的1个查找。
带掩码255.255.255.0的分组
基于图20中的分析图，安装带有图示的掩码255.255.255.0和4.6.7.x的地址的分组。在这种情况下，软件将到达源节点中的第四偏置并找到与129的BA连续的元素。然后软件将到达块129中的偏置6并找到缺省FLT偏置。然后软件知道这是一个链接节点。从现在开始，它必须分配更多块在分析图中，如块2。在块2的偏置7，它将安装带有FLT3的叶元素。然后它将安装链接节点，该节点由用块129的偏置6处2的BA写入的连续元素构成。
当硬件接收带有标题4.6.7.x的任何分组时，它将查看第四偏置源节点并找到与129的BA连续的元素，然后查看块129中的第六偏置并找到出与BA131连续的元素，然后查看在带有3的FLT的偏置7处的叶元素。这个FLT具有值3，该值然后被转送到缓冲器管理器并最终到达出口带宽管理器。带有掩码255.255.0.0的分组
这一部分将基于图20的分析图，并且安装带有图示的掩码255.255.0.0和4.8.x.y的地址的分组。在这种情况下，软件将到达源节点中的第四偏置并找到与129的BA连续的元素。然后软件将到达块129中的偏置8并找到缺省FLT偏置。此时软件知道它必须安装新的FLT(比如4)偏置在块129中的第八偏置。
当硬件接收带有标题4.8.x.y的任何分组时，它将查看第四偏置源节点并找到与129的BA的连续元素，然后查看在带有4的FLT的块的叶元素并且终止搜索。在这种情况下硬件仅作两个查找。复数滤波的分组
现假设需要滤波带有标题4.5.6.8.9.x.y.z的分组。对上述分析分组的概念没有限制，并且它花费来分析分组的时间将提高，因为硬件将必须读出和比较9个字节。但是硬件仅保持分析，直到它看到叶元素。x.y.z字节是包含指向下一块的连续元素，x的所有连续元件指向块y，y的所有连续元素指向块z，z的所有连续元素指向具有项11作为叶的块，并且剩余的是缺省的。这是派生元素开始运行并且可被调用来查找在搜索4.5.6.8的末尾处的转送。移除简单的IP多点传送分组
分组的移除类似于上面解释的向分析图增加地址的反面，在本实施例中伪编码的移除如下：
一直到记录各个块地址和块中的偏置的叶的末尾。
FOR(从叶节点到源节点)
IF(块中仅一个元件)
在前面的NODE偏置地址处设置缺省FLT偏置
放开最后的块
到前面的块
ELSE
在最后的叶设置缺省FLT偏置
退出
ENDIF
ENDFOR出口带宽管理器
每个I/O模块把一个NeoN端口连接于一个或多个物理端口。各个I/O模块支持经单一物理NeoN端口注入的多个业务优先级。各个业务优先级被网络管理器指定一些带宽，如图14所示，被标为“QoS(分组&信元)”。这一部分的目的是定义如何在多个业务曲线上管理带宽。NeoN排队概念
因此本发明的NeoN排队的目的是能够把固定的可配置的带宽与每个优先级队列关联起来并且还确保线路的最大利用率。通常，带宽实施通过对每一优先级队列分配一固定的数目的缓冲器来在系统中完成。这意味着在优先级队列上的数据排队加强了带宽分配。当某队列的缓冲器被填充时，那么用于那一队列的数据被丢失(通过不在那一队列上排队)，这是理想要求的粗略近似。
有许多实际生活中的模拟来理解本发明的QoS概念，例如带有多个入口斜坡的高速路上的汽车或在生产操作中的多通道传送机上的移动物体。为了我们的目的，我们研究“车在高速路上”的简单情况。假设8个斜坡要在高速路上的某点汇集成一条车道。在实际生活经验中，每个人都知道中会产生交通阻塞。但是，如果管理正确(即带有正确的QoS)，那单一的高速车道可最高效地被应用。管理这种车流的一种方式是不控制，并且使它以先到先服务的方法被服务。这意味着斜坡上的救护车与另一个斜坡上的去往沙滩游玩的某人之间没有不同。但是在本发明的方法中，我们对某些入口斜坡定义某些有利的特性。我们在这里产生不同的机制。一种是以循环复用模式从各个入口斜坡发送一辆车，即各个斜坡是均等的。这意味着对车计数。但是如果这些车之一证明是带有3个拖车的拖拉机拖车，那么实际上相等的服务没有被给予所有的被占据的高速路的数量测量的入口斜坡。实际上如果一个入口斜坡都是拖拉机拖车，那么在其它斜坡上的支持(backup)将非常重要。所以测量车辆的大小和它的重要性是很重要的。“交通警察”的目的(也就是QoS)是基于大小、重要性并且也许是车道序号管理哪个车辆具有上路权。基于“市政厅管理器”也就是网络管理器的决定，“交通警察”实际上每隔一天队对车道入口特性具有不同的指令。为对QoS理解的概念作出结论，QoS是允许某些数据报通以控制的方式通过队列的机制，从而实现确定的和要求的目的的机制，其可根据应用来变化，例如带宽应用、精确带宽分配、低等待时间、低延迟、优先级等。
本发明的NeoN排队直接处理该问题。NeoN排队把缓冲器分配视为对于排队和带宽问题的正交参数。NeoN排队表面上把物理线路分段为称为“时间片”的小的时间单元(例如在OC 48上的64字节的OC 48时间上的大约200纳秒)。来自底板的分组被放在优先级队列中。每次分组从队列中抽出时，时间标记也被沿那一队列粘上。时间标记代表从时间片单元中的“当前时间计数器”开始的时间与当下一个分组要被从队列中取出时的时间之差。“时间差”是a)从底板进来的分组大小信息和b)时间片自身大小以及c)对于优先级队列分配的带宽的函数。一旦一个分组被从队列中取出，另一个计数器被更新，其表示要从队列中取出的下一个时间(NTTD)－这纯粹是刚被从队列中取出的分组的大小的函数。NTTD是用于信元基卡的，因为所有的分组具有相同的大小并被安装在一个缓冲器中。这实际上证明NeoN出口带宽管理器正监测线路来准确地决定下一个要发送什么。因此这种机制是带宽管理器，而不仅是解除队列引擎。
而且本发明的NeoN排队可被认为是用于使用用于ABR(可利用比特率)带宽的优先级排队对不同优先级分配带宽的TDM模式。NeoN排队的另一个优点是在TDM机制内，带宽不在“分组计数”上计算而在“分组字节大小”上计算。这种间隔尺寸是实际带宽应用的更好的复制品并且允许真正的带宽计算，而非模拟的/近似的计算。第二个NeoN优点是网络管理器可动态改变带宽要求，类似于在音量控制上滑动标尺。这是切实可行的，因为用于优先级排队的带宽计算并不全部基于缓冲器分配。而是在NeoN排队中，带宽分配是基于在物理线路上时间分割带宽的。当以很高线速度运行时，这种类型的带宽管理绝对必要，以保持线路利用率高。排队期间使用的数学
首先我们研究在最终的数学运算中使用的变量和常量。
符号 说明
TS 在用于计算的线路上的带宽的时间分割片(对于OC48是200纳秒)
Figure 9881281700371
首先考虑用户接口电平来看带宽如何在各个优先级上被分配的，用户通常被给出把100％的带宽在各种优先级上分割的工作。也可向用户呈现出要把每秒的位中的整个带宽进行拆分(例如对于OC48，是2.4Gb)。在任一种情况下，一些CPU软件从％－优先级或mBits/秒－优先级计算序号对、优先级－△n。由于CPU进行这种计算，可基于I/O模块容易地把它改变。带宽管理器不需要知道I/O模块类型，仅关注优先级－△n对。从而如果连接到NeoN端口的用户不以全线率处理数据，CPU可改变这一值来对用户要求进行调整。
△n=100/BWn    (1)
来自优先级队列的数据(以分组地址形式)在输出fifo上被解除队列。用于那一队列的下一发送时间的解除队列引擎计算被下面的等式(2)管理。对于各个队列有这样一种序号，其在每次分组被从队列中抽出时被更新。NTTS的计算为：
NTTSn=((分组字节计数＊BitTime)/(TS))*△n)+NTTSn-1(2)
这里BitTime是可由通电的CPU提供的常数，取决于I/O模块。保持NTTSn两个小数位将意味着随时间接近无限，我们将有能力强制使带宽到达TS时间的第100个，但是瞬时间隔尺寸总是为TS时间。
下一个要被解除队列的时间是在当前的解除队列之后我们开始解除队列处理的时间。这主要是基于当前的时间和刚被解除队列的分组中的缓冲器的序号的：
NTTDn=((分组字节计数＊BitTime)mod(TS))+CT    (3)排队处理
为确定从底板(back-plane)到优先级队列的地址排队所需的处理，如图24所示，其描述了整个排队和安排过程。包括来自“NeoN控制数据转换器”的数据报地址的控制数据基于由排队引擎内置到控制数据中的QoS信息被分类到优先级队列中。使安排引擎操作与经列出在下面的本发明的新算法的应用安排数据报地址的排队引擎无关：
排队引擎具有下面的任务：
●排队从输入fifo读出的数据并把分组排队到适当的队列上，具有8个优先级队列和1个局部CPU队列和一个丢失队列。
●基于对于队列设置的水位标进行水位标计算来计算何时放回入口上的压力。
●在优先级队列充满时，丢失分组(drop packet)开始丢失分组。
对于各个优先级队列Pn，有一个“头指针－pHeadn”和“尾指针－pTailn”输入Fifo从底板供给带有缓冲器地址的优先级队列Pn，另外，这里有一个转送。对于OC 48率，假设64字节分组作为平均的大小的分组，下面的处理将在大约200ns中完成。本发明的用于排队处理器的优选的伪编码如下：
读出输入Fifo
找到分组的优先级
IF(在队列上的空间)
从输入Fifo向＊pTailn优先级队列移动缓冲器
推进pTailn
更新统计
增加队列上的缓冲器计数
IF(分组计数＞=那一队列的水位标)
对那一优先级设置后压力
更新统计
ENDIF
ELSE
从输入Fifo向丢失队列移动缓冲器
更新统计
ENDIF
伪编码的字面解释如上所列。当各个控制分组从“NeoN控制数据转换器”被读出时，在它被证实在队列上有可利用的物理空间后，它被放在N个队列之一上。如果在队列上没有设置的空间，数据被放在丢失队列上，其允许硬件经NeoN控制数据转换器”把地址返回源端口。而且每一队列设置一水位标来表示滤出非优选的业务的入口。这种算法是简单的但是需要在一个TS中被执行。安排处理
这一部分将列出用于把优先级队列Pn的地址解除队列到输出fifo上去的算法。这种计算还必须在一个TS期间进行。
等待直到CT==NTTD且没有来自输出fifo的后压力     ∥sysc up
X=FALSE                                       ∥一些变量
FOR(所有的Pn，高到低)
IF(pHeadn！=pTailn)
IF(CT＞=NTTSn)
De-Queue(pHeadn)
计算新的NTTSn             ∥见上面的等式(2)
计算NTTD                 ∥见上面的等式(3)
更新统计
X=TRUE
ENDFOR
ENDIF
ENDIFENDFOR
IF(X==FALSE)
FOR(所有的Pn，高到低)
IF(pHeadn！=pTailn)
De-Queue(pTailn)
更新统计
X=TURE
ENDFOR
ENDIF
ENDFOR
ENDIF
IF(X=FALSE)
更新统计
ENDIF
更新CT函数De-Queue是概念上的简单路由，如下列出：De-Queue(Qn)
pOutoutQTail++=*pHeadn++
上面列出的伪编码的解释是在算法中有两个FOR循环-第一个FOR循环执行对队列确认的带宽，第二个FOR循环用于带宽应用，有时称为汇集带宽FOR循环。
首先检查确认的FOR循环，队列从最高优先级队列向最低优先级队列检查预定的可利用的数据报。如果队列有可利用的数据报，算法将通过比较它的NTTSn与CT检查，看是否排队时间必须解除队列。如果NTTSn在CT之后，那么该队列被解除队列；否则搜索继续到下一个队列，直到所有队列被检查过。如果来自一队列的数据预定离开，对那一队列计算新的NTTSn并且在任何队列被解除队列时总是计算NTTD。当网络管理器对队列指定加权时，所有加权的总和应不是100％。由于NTTSn是基于数据报大小的，每一队列的输出数据是管理器设置的带宽的非常准确的实施。现在检查汇集FOR循环。这一循环仅在确认的FOR循环期间没有队列被解除队列时执行。换言之，在一个TS中仅执行一次解除队列操作。在这个FOR循环中，所有队列从最高优先级队列向最低优先级队列检查有无要被解除队列的可利用的数据。这个FOR循环中引入的算法有两种原因：在所有队列中没有数据，或所有队列的NTTSn仍在CT之前(它没有时间被发送)。如果对于空队列算法引入汇集FOR循环，那第二次的命运是同样的。但是，如果因为对于所有队列没有到达NTTSn而进入汇集FOR循环，汇集将发现最高优先级的这种队列并解除它，而且在这种情况下，它将更新NTTSn和计算的NTTD。
该算法对没有数据要在它们的时间间隙中解除队列的队列建立信用(credit)，并且对在汇集循环中被解除队列的数据记帐(debits)。这些信用和记帐在长的时间周期积累下来。信用和记帐积累时间是位中的NTTSn字段的大小的直接函数，例如32位数字利用160ns作为TS(232＊160ns)在各个方向上输出6分钟。各个独立的队列可被构造来放开信用和/或记帐，取决于该算法被使用的应用。例如，如果算法要被主要用于CBR型电路，需要相当快的清除记帐，而对于突发业务它们被清除地相当慢。用于清除信用/记帐的机制是很简单的，异步地设置NTTSn为CT。如果NTTSn是CT之前的路径，队列建立了许多记帐，然后设置NTTSn为CT将意味着放开所有的信用。类似地如果NTTSn落在CT之后，队列建立了许多信用，然后设置NTTSn为CT将意味着失去这些信用。使用算法执行CBR队列的示例
现在可检查怎样从上述算法中建立CBR队列。再参考图24。假设输出线以OC 48速度运行(每秒2.4Gb)并且队列1(最高优先级队列)已经被指定是CBR队列。我们在CBR队列上构造加权的方式是通过把所有输入CBR流带宽要求相加而构造。为简单起见，有100个流通过CBR队列，每一个带有每秒2.4Mb的带宽要求。CBR队列带宽将是100乘以每秒2.4Mb，即每秒240Mb(即10％)。换言之，
QRATEcbr=∑入口流带宽
△n=100/10基于等式1
每次从对列解除45字节的数据报，NTTSn将产生10。－基于等式2
每次从对列解除90字节的数据报，NTTSn将产生20。－基于等式2
每次从对列解除45字节的数据报，NTTD将产生1。－基于等式3
每次从对列解除90字节的数据报，NTTSn将产生2。－基于等式3
这表示队列将被及时地解除队列：基于数据报大小和分配给队列的带宽百分数。这种算法与线速度无关，使它可标度，并且实现高数据速度。这种算法在安排期间无论数据报是信元或分组还都考虑数据报大小。只要网络管理器设置队列的加权为所有入口CBR流带宽之和，算法非常准确地提供安排。使用该算法实现UBR队列的示例
很简单使用该算法实现UBR队列。UBR代表使用在线路上的带宽的剩余部分的队列。为实施这种类型的队列，N个队列之一带有0％的带宽，并且然后该队列在表面上没有其它队列要被解除队列时被解除队列。NTTS在将来被设置，使得在算法解除一个数据报的队列后不再安排下一个。QoS结论
已经证明本发明的算法在分送带宽时是很准确的，并且它的间隔尺寸是基于与信元/分组信息无关的TS的大小的，而且还提供所有要求的ATM服务：预示着不仅分组享有ATM服务而且信元和分组共存在同一接口上。真实网络管理器示例
这一部分考虑所有被本发明很好处理的不同网络管理带宽管理脚本。目前为止考虑NeoN网络控制器，有n个队列出口(在例子中是8个)，各个队列被指定一个带宽。出口带宽管理器非常准确地分送百分数。网络管理器还决定不把100％的带宽分配给所有队列，在这种情况下，留在带宽上的部分仅被分布在高到低的优选级上。除这两个水平的控制外，网络管理器还检查每一优先级的统计并自己作出战略统计决定以及改变百分数分配。示例1：固定的带宽
在这种脚本中，100％的带宽被分给所有的队列。如果所有队列总是充满的，那么队列将表现为公正加权的排队。对此原因是出口带宽管理器按网络管理器要求分送线带宽的百分数，并且由于队列从来不是空的，出口带宽没有时间执行上面讨论的第二FOR循环(汇集循环)。
但是，如果队列不总是充满的，那么在队列是空的这段时间期间，一些其它的队列可提前被服务而不依靠它的带宽。
作为一个示例，网络管理器决定分配12.5％带宽给8个队列中的每一个，那么网络管理器必须提供如下给出口带宽管理器：
△n－优先级所有△n的列表，每一个对于一个优先级
BitTime基于出口带宽管理器正运行的I/O模块
对于12.5％带宽，△n将计算为8.00(100/12.5)。对于OC48，BitTime将计算为402psec。示例2：混合的带宽
在本例中，不是所有的带宽被分给所有的队列。实际上，队列上所有固定带宽之和不是可利用的带宽的100％。出口带宽管理器最大可分送直到分配的数量的恒定带宽在队列上，然后在剩余的带宽上的优先级中汇集业务。这确保一种业务的一部分来使它通过端口，并提供优先化的业务。对于在分配时间期间不是充满的队列，带宽将被丢失到汇集的带宽。示例3：没有所有队列的混合带宽
在这种脚本中，对所有队列分配0％作为固定带宽。那么队列表现得纯粹象优先化的排队。在部分0安排中列出的第一FOR循环将被视为NOP。示例4：动态带宽
在图示中，网络管理器初表现出对所有队列没有混合带宽，然后当它开始建立确认的带宽电路时，它可生成固定的带宽队列。在入口端口的流的带宽要求之和将在出口端口上规定恒定带宽的大小。可分配的出口带宽的间隔尺寸相当依赖于漂浮点深度的深度。作为示例，假设两个小数位置就足够了。这暗示一个百分数的第100个，并将对OC 48线计算为240kHz，对OC 12线计算为62kHz。
应观察到上述的示例情况只是示例，本发明的算法的应用不限制于这些情况。
对熟悉本领域的人员而言可进行进一步的修改，这被视为落入后附的权利要求定义的本发明的范围内。

Claims (26)

1．一种同时处理包含在数据联网系统的出口处接收到的数据信元和数据分组或帧中的信息的方法，包括把接收到的数据信元和数据分组应用于公用数据转换器；控制转换器来用于对信元和分组数据的转送，基于包含在信元或分组中的控制信息不加区分地使用公用网络硬件和算法用于转送，并且不用把分组转换为信元；用公用带宽管理算法控制信元和分组数据的转送而不会影响任何一个的正确转送特性。
2．根据权利要求1的方法，其特征在于信元和分组控制信息用公用算法在公用转送引擎中被处理，而与包含在信元或分组中的上下文相关的信息无关。
3．根据权利要求2的方法，其特征在于来自转送引擎的信息被传递到网络出口队列管理器，并且从此处到达网络出口发送设备，并提供最小信元延迟变化。
4．根据权利要求3的方法，其特征在于服务质量信息被包括在从转送引擎传递的并被用于信元和分组的队列管理器同时管理的以及基于公用算法的信息中。
5．根据权利要求4的方法，其特征在于一种公用分析算法也被用于类似地转送信元数据和数据分组。
6．根据权利要求4的方法，其特征在于排队管理使用在各个控制分组从转换器读出时操作的处理以在验证了在队列上存在可利用的物理空间后把其放在大量队列之一。
7．根据权利要求6的方法，其特征在于如果没有这样的空间，数据被放置在丢失队列中并被转换器返回网络入口。
8．根据权利要求7的方法，其特征在于对于各个队列设置水位标来指令各个入口来筛选出非优选的数据业务。
9．根据权利要求6的方法，其特征在于对于不同的优先级通过分组字节大小并基于时间分割带宽来分配带宽。
10．根据权利要求9的方法，其特征在于网络管理器动态变化带宽要求。
11．一种处理包含在数据联网系统的入口处接收到的数据信元和数据分组中的信息的方法，包括把接收到的数据信元和数据分组应用于公用数据转送和路由转换器；使用公用硬件、公用服务质量算法和公用转送算法管理信元和分组数据在公用转换器中的转换；与信元数据转换无关的并且对其不产生干扰地来控制分组转换。
12．一种处理来自转送转换器的信息分组并队列管理其转送的方法，包括当各个分组从转换器读出时，在验证了在队列上存在可利用的物理空间后把其放在大量队列之一；如果没有这样的空间，把分组信息放置在丢失队列中并经转换器把分组信息返回；对于各个队列设置水位标来筛选出非优选的数据业务；及对于不同的优先级通过分组字节大小并基于时间分割带宽来分配。
13．一种用于同时处理包含在数据联网系统的入口处接收到的数据信元和数据分组中的信息的系统结构设备，所述设备具有组合的把从入口接收到的数据信元和数据分组应用于系统内的公用数据转换器的装置；不加区分地控制信元和分组数据的转换器用于通过基于包含在信元或分组中的控制信息的公用算法的并且不用把分组转换为信元来转送信元和分组的装置；用公用带宽管理算法控制信元和分组数据的转送而不会影响任何一个的正确转送特性的装置。
14．根据权利要求13的设备，其特征在于信元和分组控制信息用公用算法在公用转送引擎中被处理，而与包含在信元或分组中的上下文相关的信息无关。
15．根据权利要求14的设备，其特征在于提供一装置，用于分析来自转送引擎的信息，并提供到网络出口队列管理器，并且从此处到达网络出口发射设备，并提供最小信元/分组延迟变化。
16．根据权利要求15的设备，其特征在于服务质量信息被包括在从转送引擎传递的并基于公用算法同时被用于信元和分组的队列管理器管理的信息中。
17．根据权利要求16的设备，其特征在于一种公用分析算法也被提供来用于类似地转送信元和数据分组。
18．根据权利要求16的设备，其特征在于排队管理使用在各个控制分组从转换器读出时操作的处理以在验证了在队列上存在可利用的物理空间后把其放在大量队列之一。
19．根据权利要求18的设备，其特征在于提供一装置，用于当没有这样的空间时，将数据放置在丢失队列中并被转换器返回网络入口。
20．根据权利要求19的设备，其特征在于对于各个队列设置水位标来指令各个入口来筛选出非优选的数据业务。
21．根据权利要求18的设备，其特征在于提供一装置，来对于不同的优先级通过分组字节大小并基于时间分割带宽来分配带宽。
22．根据权利要求21的设备，其特征在于网络管理器动态变化带宽要求。
23．根据权利要求14的设备，其特征在于信元数据是ATM固定大小单元并且分组数据是任意大小。
24．根据权利要求14的设备，其特征在于入口和转换器之间，VCI功能/组件被接口。
25．根据权利要求24的设备，其特征在于所述组件不仅连接于转换器而且连接于用于信元和分组数据的标题查找和转送引擎；经控制数据转换器和大量服务管理模块使引擎连接于缓冲器，而且从转换器的输出来输入。
26．根据权利要求25的设备，其特征在于缓冲器供给信元数据VC整形电路，其连接于系统出口。
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