CN1338168A - 用于带宽分配的分布式分级调度与仲裁 - Google Patents

Abstract

一种用于数字交换系统中的调度与仲裁装置,该系统包括由主控制器控制的一个中心交换机,它为若干个高带宽输入及输出端口提供相互之间的交叉连接。在该交换机的入口端设置若干个入口复接器,每一高带宽输入端口相对于一个入口复接器;而在该交换机的出口端有若干个出口复接器,每一个高带宽输出端口相对于一个出口复接器。每一个入口复接器包括一组为N个低带宽数据源服务的N个输入队列、以及一组M个虚拟输出队列,每一个低带宽输出数据源相对于一个虚拟输出队列。该调度与仲裁装置包括三个带宽分配表,其中之一是入口端口表,它与输入队列相关,具有N×M个表目,每一表目用于为一个特定的虚拟输出队列规定带宽分配。第二表是出口端口表,它与该虚拟输出队列相关,具有M个表目,每一表目用于对一个虚拟输出队列规定该中心交换机的高带宽端口的带宽分配。第三表是中心分配表,它处于该主控制器内并具有(M/N)²个表目,每一表目分别规定分配给每一个通过该中心交换机之可能的连接的加权值。

Description

用于带宽分配的分布式分级调度与仲裁

本发明涉及数据交换系统，更具体地说，涉及用于这种系统的调度与仲裁装置(arrangements)。

随着网络中对可处理带宽之需求的不断增长，要求在交换机设计中开发新的技术，以便将控制的复杂度与端口数量及系统总带宽的大小相分离。本发明描述一种交换机结构及一套方法，利用所提供的这些手段，可以构建任意大小的交换机，同时，能够对通过该交换机的各个可能的连接分配保用带宽。采用一种数字交换机为数据流从一组源部件传输到一组目的部件选定路由。基于信元的交换机对被分组为长度相等的信元流的数据进行处理。在进行大容量数据交换时，其路由选择功能可分级实施，即可将多组低带宽端口并合成数量较少的高带宽端口，然后互联在一中心交换机中。

本发明的目的在于提供一种可用于这种分级交换机的带宽分配装置(arrangements)。

在本发明中，提供一种用于数字数据交换装置的调度及仲裁方法，在这种装置中，一个中心交换机在主控制器的控制下，为若干个高带宽端口提供相互之间的交叉互连，高带宽端口在该中心交换机的入口端连接若干个入口复接器，一个入口复接器相对于每一个高带宽输入端口，高带宽端口在中心交换机出口端连接若干个出口复接器，一个出口复接器相对于每一个高带宽输出端口，每一个入口复接器包括一组为N个低带宽数据源服务的N个输入队列、及一组为M个低带宽输出数据源服务的M个虚拟输出队列，其特征在于该调度和仲裁装置包括三个带宽分配表，一个与输入队列相关的入口端口表，该表有N×M个表目，每一个表目用于为一个特定的虚拟输出队列规定带宽；一个与该虚拟输出队列相关的出口端口表，该表有M个表目，每一个表目用于对一个虚拟输出队列规定该中心交换机的高带宽端口的带宽分配；及位于该主控制器内的中心分配表，该表有(N×M)²个表目，每一个表目规定分配给每一个通过该中心交换机之可能的连接的加权值。

根据本发明的一个特征，提供一种调度和仲裁方法，其中，输入队列的调度是根据N路加权循环来实现的。

根据本发明的另一特征，提供一种N路加权循环的实现方式，即通过N.(2^W-1)路未加权循环来实现，其中W是定义加权值的比特数，该加权值使用的列表是通过交织N个字而建立的，每个字为(2^W-1)比特，每个字中有W_n个1，其中W_n为队列n的加权值。

通过以下描述的一个实施例，并结合附图，使得本发明及其各种特征更易于被理解。附图如下：

图1是一种数据交换机的简图；

图2表示一种出口复接器；

图3表示用于出口复接器中的加权循环仲裁器；

图4表示循环仲裁器的划分；

图5表示循环仲裁器的运行；

图6表示对于具有3比特加权的4端口互连的分配；

图7表示基于本发明之原理的小型交换机之框图。

现参见图1，该图示出一种分级交换机之示意图。其中，中心互连装置1给多个高带宽端口之间提供交叉连接。一组在入口端的复接器2和在出口端的分接器3提供在低带宽和高带宽端口之间的并合功能。在入口端，低带宽端口提供从交换机到数据源4的连接；在出口端，低带宽端口则提供从交换机到数据终点5的连接。实际上，要求交换机支持全双工端口，因此，入口复接器及其相应的分接器可被视作单独的全双工装置，后面将称其为“路由器”。典型的数据交换机可以采用尚未授权的专利申请号为PCT/GB9903748所公开的类型。

应该注意到，中心互连装置1可能本身便是一个分级交换机，因此，所描述的方法可运用在具有任意数量的分级水平的交换机。

以上方法的目的是提供一种将数据流从交换机传输到某一特定终点的机制，其中包括由各种数据源交织成的一系列信元，该机制是可控的，因此，保证其带宽的预定部分给来自各数据源的信元。

图2显示一入口复接器的结构。入口复接器从数据源接收流经一组低带宽输入端口的一组数据流。每一数据流是一系列相同长度的信元(即，数据的位数相等)。一组N个低带宽端口21的每一端口加入N个输入队列22中的一个。一个入口控制单元23从该输入队列的各信元中提取目的地址，并将它们转换成一组M个虚拟输出队列24。在交换机中，为每个低带宽输出端口设有一个虚拟输出队列。入口复接器还包括一个互连链路控制单元25，该单元根据一个有M个表目的出口表28，调度信元从虚拟输出队列24经过高带宽链路26至中心互连装置1，从而实现这一功能。

除图1中箭头指示的数据流之外，还有一个与各数据流相关的反压(backpressure)或流控信息流。在图2中，该控制流用虚线箭头表示。该入口复接器包括N×M个表目的一个入口端口表27，它规定分给特定出口端口(经过一特定虚拟输出队列)的带宽是如何分布在输入端口上的。入口控制单元23使用该表来确定何时(及至何程度)对分解为单个虚拟输出队列的数据源施加反压。

图1中，入口复接器2给中心互连装置1传送控制信息，指示虚拟输出队列呈“连接请求”状态。该中心互连装置的响应是将在入口与出口路由器之间建立一系列的连接。这些就是“连接许可”。入口复接器2当前必须分配带宽给各出口分接器3，它由中心互连装置1通过与各出口分接器相关的虚拟输出队列来提供。

互连链路控制单元25的确定性调度功能可定义成一个加权的循环(WRR)仲裁器。互连链路控制单元25从中心互连装置1接收一连接许可信号，允许与某个特定出口分接器3连接，并必须选定与该出口分接器相关的N个虚拟输出队列中的一个。这一点也可以通过将N路WRR(如图3a所示)扩展成为(N.(2^W-1))路未加权循环(如图3b所示)的方式来实现，其中，W等于定义加权值所需的比特数。因此，如果某一队列有一个W加权，那么，它在未加权循环列表中便可表示为(W-1)个表目。例如，有4比特加权时，一个4路加权循环扩展成一个60路未加权循环。

在所有加权情况下，为使相对于该队列的业务间隔达到最佳，未加权循环列表中的表目是这样分配的，即对各加权而言，其表目是一个等数步相差正一步或负一步。表1在以下给出这种3比特加权的排列示例：

W_n        e_n

1        1000000

2        1000100

3        1001010

4        1010101

5        1011011

6        1110111

7        1111111

在上述系统中，仲裁器必须在9个具有4比特加权值的队列中选定一个队列，即如前所述的8个虚拟输出队列和一个多点广播队列。这便扩展为一个有135表目的未加权循环。这种大型的未加权循环仲裁器的实现不依靠缓慢重复移位及检测方法，而采用“分而治之”的技术，就是将这135个表目的循环分割成各有16个表目循环的9个部分，利用组合逻辑可以有效实现每一个部分(9×16给出多达144个表目，所以达到24个表目的多点广播队列实际可分配得到的带宽要比达到15个表目的单个单点广播队列要多)。

图4说明了循环仲裁器的划分。分选器41将请求矢量V(144比特)分成9个16比特的矢量，v0至v8。它还为每一个16位循环块42建立9个指针，即p0-p8。在相应的位单元，对应于当前指针(已储存于寄存器44)的循环块被给予一个“1”，同时其他循环块被给予预置在单元0的虚设指针。现在，每一个16比特循环块在其输入矢量中找出下一个“1”并输出其位置(g)，而不管它必须周而复始地环绕(w)及在其矢量中已经找出一个“1”(f)。此时，选择器43能够识别出找到对应于最初的135比特矢量中下一个“1”的那个“1”的循环块，由该分选器41给该向量一个信号(s)。这就确定了哪个循环块处于原始指针位置。选择器43本身就是一个循环函数，可被实现为一个组合逻辑函数。

“查找始于s的下个块，具有w＝假及f＝真

(如未找到，选择s)”。

图5给出以上过程的实例，为清楚起见，只给出一个较小的结构。在该实例中，V＝12比特，p＝4比特，vo-2＝2比特，go-2＝2比特。图5还描述图4的执行过程，且在“51”定义了扩展的当前指针(D)以及在“52”定义了请求矢量(V)。分选器41产生分段矢量(v)和分段指针(p)，其中标记有^*的块是虚设的。在“55”所示为该循环的分段结果(g)，而在“56”给出选择器43的处理结果，以定义扩展的下一个指针(p)。

中心互连装置1提供交换机中的交叉连接功能。该中心互连装置中的带宽分配是采用具有(M/N)²个表目的中心分配表来确定，该表详细描述了通过中心互连装置分配给各个可能连接的加权值(该中心互连装置具有N/M个高带宽端口)。该中心分配表包括P²个表目，其中P＝(N/M)。每个表目w_ie定义分配给从高带宽端口i到高带宽端口e之连接的加权值。但是，并非所有的表目组合都可组成一个自相容，即从输出看到的分配也许与从输入看到的分配相矛盾。如果在各输出和输入的加权值之和相等，分配才是自相容的。图6给出对于一个具有3比特加权的4端口互连的自相容分配(a)和非自相容分配(b)。IP表示输入，OP表示输出，其总和用∑表示。假设中心分配表有一个自相容表目，对于输入端口i和输入端口e之间、具有加权值w_ie的一条链路，有可能将其带宽分配定义为P_ic，其中： $P_{\mathrm{ie}}=\frac{W_{\mathrm{ie}}}{\underset{n=0}{\overset{(p-1)}{\mathrm{\Σ}}}\mathrm{win}}$

出口端口表定义了高带宽端口到中心互连装置1的带宽如何经过虚拟输出队列而被分配。由于所有可能的表目均为自相容的，不存在自相容问题，因此，对于一个加权值为W_v的虚拟输出队列v，其带宽分配为： $P_f=\frac{W_v}{\underset{n=0}{\overset{(N-1)}{\mathrm{\Σ}}}{W}_n}$

同样，入口端口表的表目给出一个加权值为W_f的虚拟输出队列对于该入口端口的带宽分配，即： $P_f=\frac{W_f}{\underset{n=0}{\overset{(N-1)}{\mathrm{\Σ}}}{W}_n}$ 所以，在分配给入口端口f的出口端口v的带宽大小为：P_fv＝P_f·P_v·P_ie在需要端口之间保证精确带宽分配的交换机中(如ATM交换机)，由一连接许可及控制处理器经一交换管理接口建立这些表。当该连接许可及控制处理器已检查出该交换机中具有可用资源满足连接请求时，它才能修改入口端口表、出口端口表以及中心分配表，以反映整个交换机新的业务量分布。

与之相反，交换机可能会被要求提供“最佳工作”业务。在此情形下，该表的表目来源于许多局部参数。有两个这种参数是虚拟输出队列v的长度l_v和虚拟输出队列的紧急性u_v。紧急性是一个来源于信元之信元头的参数，该信元从入口端口进入队列。

通过定义加权函数，可实现的交换机能够满足一系列的需求(其中包括上述两项)，该加权函数“混合”多个调度参数，根据一系列对于长度、紧急性及伪静态带宽分配(S_l、S_w、S_s)的“敏感度参数”来实时产生该表表目。对该函数的要求是，它应该快速有效的，因为在交换机的关键通道上有多重事件发生。在所描述的系统中，加权函数具有的形式为： $W_v=\{\frac{I_v^2}{2^{(l/\mathrm{sl})}}+\frac{p_v}{2^{(l/\mathrm{ss})}}+\frac{u_v}{2^{(l/\mathrm{su})}}\}\·(1-b_v)$

其中：b_v表示自出口复接器施加的反压，

      w_v表示用于调度器的队列加权值，及

      P_v表示一种伪静态带宽分配，如一个出口端口表。

尽管该函数看起来复杂，但可以使用加法器、复接器和小查找表就可以专用于实现它，因而满足了速度和效率之要求。该加权函数的特征在于，对于S_l＝1.0，S_s＝0.0，且S_u＝0.0，带宽的局部分配完全是基于队列长度，采用非线性函数，因而交换机总是试图避免队列溢出。当s_l＝0.0，s_s＝1.0且s_u＝0.0时，带宽的分配完全基于如上述的伪静态分配。最后，当s_l＝0.0，s_s＝1.0且s_u＝0.5时，带宽的分配基于伪静态分配，但当需求发生时，通过在适当的信元头中设置紧急性比特，允许一个数据源更强烈地“推压”一些数据。

图7是基于上述原理的一个小型交换机的框图。由图可见队列、列表及表目内容的准确数量。在图7中，有两个入口路由器71和72、一个中心纵横交换机73和两个出口路由器74和75。每一个入口路由器有两个低带宽输入端口，其中，路由器71的端口是A和B，路由器72的端口是C和D。如前所述，每一个入口路由器有一入口端口表和一出口端口表，如77是路由器72的入口端口表，78是一出口端口表，由此，中心交换机73具有一个中心分配表79。假设每一个低带宽端口可传输1Gbps信息量，每一个高带宽链路可能载有2Gbps数据，且要求该交换机保证下述带宽分配：

流量带宽             目的端口

(Gbps)              A     B     C     D

A                  0.5   0.1   0.1   0.2

B                  0.2   0.2   0.2   0.2

C                   -    0.5    -    0.2

D                  0.1   0.1   0.6   0.2

于是，由连接许可及控制处理器将用以下4比特值建立入口端口表(如77)、出口端口表(如78)以及中心分配表79(在此请注意，由于4比特加权值的分辨率有限，将存在舍入误差)：

入口端口表                         入口端口表

(路由器71中)                      (路由器72中)

   信源                               信源

     A    B                            A    B

A    15   6                       A    0    3

B    3    6                       B    15   3

C    3    6                       C    0    15

D    6    6                       D    6    5

出口端口表                        出口端口表

(路由器71中)                     (路由器72中)

   信源                              信源

     AB                               CD

A    15                          A    2

B    6                           B    12

C    6                           C    12

D    8                           D    12

           中心分配表

           目的路由器

            AB    CB

信源  AB    15    10

      CD    10    15

Claims (8)

1、一种用于数字数据交换装置中调度与仲裁的方法，在这种装置中，一中心交换机在主控制器的控制下为若干个高带宽端口提供相互之间的交叉连接，入口复接器在中心交换机的入口端与高带宽端口相连，每一高带宽输入端口相对于一个入口复接器；出口复接器在中心交换机的出口端与高带宽端口相连，每一个高带宽输出端口相对于一个出口复接器，每一个入口复接器包括一组为N个低带宽数据源服务的N个输入队列、以及一组M个虚拟输出队列，每一个低带宽输出数据源相对于一个虚拟输出队列，其特征在于，调度与仲裁装置包括三个带宽分配表：一个与输入队列相关的入口端口表，具有N×M个表目，每一表目用于为一个特定的虚拟输出队列规定带宽分配；一个与该虚拟输出队列相关的出口端口表，具有M个表目，每一表目用于对一个虚拟输出队列规定该中心交换机的高带宽端口的带宽分配；及一个位于该主控制器内的中心分配表，该表具有(M/N)²个表目，每一表目分别规定分配给每一个通过该中心交换机之可能的连接的加权值。

2、如权利要求1所述的调度与仲裁装置，其特征在于，输入队列的调度是根据N路加权循环来实现的，其中，N等于输入队列数。

3、如权利要求2所述的调度与仲裁装置，其特征在于，N路加权循环是通过N.(2^W-1)路未加权循环来实现的，其中W是定义加权值的比特数，采用通过交织N个字而建立的请求矢量列表，每个字为(2^W-1)比特，每个字中有W_n个1，其中W_n为队列n的加权值。

4、如权利要求3所述的调度与仲裁装置，其特征在于，该请求矢量列表被划分成多个16比特循环块，一个块相对于复接器中的每一个队列；为每一个循环块建立一个指针，在相应的位单元，对应于当前指针的循环块具有一个“1”，而其他所有的指针则初始化为零，且每一循环块被启动，以识别在请求矢量列表中发现下一个“1”的循环块。

5、如权利要求1所述的调度与仲裁装置，其特征在于，入口端口表、出口端口表以及中心分配表都是根据一个外部信源而被编程的。

6、如权利要求5所述的调度与仲裁装置，其特征在于，该外部信源使用局部参数定义虚拟输出队列的长度和虚拟输出队列的紧急性。

7、如权利要求6所述的调度与仲裁装置，其特征在于，该外部信源使用一组与长度、加急及伪静态带宽分配相关的敏感度参数。

8、一种数字交换装置，其特征在于采用以上权利要求之任一项所述的调度与仲裁装置。

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