CN1419362A

CN1419362A - 一种实现无差错的信元流量管制的方法

Info

Publication number: CN1419362A
Application number: CN 01132238
Authority: CN
Inventors: 林胜; 朱向阳
Original assignee: Shanghai No 2 Research Institute of ZTE Corp
Current assignee: Haimen science and Technology Development General Corporation
Priority date: 2001-11-14
Filing date: 2001-11-14
Publication date: 2003-05-21
Anticipated expiration: 2021-11-14
Also published as: CN100417120C

Abstract

本发明提出了一种实现无差错信元流量管制的方法，当信元到达时，进行下列步骤：锁存信元的实际到达时间的观察值v(ta)：从存储器中读出该信元所属虚通路的流量管制相关信息；根据长时间间隔信元标志是否置位，选择下一步的动作；如果长时间间隔信元标志没有置位，进行下一步；否则，转到信元处理步骤；对信元一致性进行判断；对判断后的信元进行处理；令一致信元可以透明通过，对不一致信元则可以根据需要丢弃或者打标签，降低其优先级。采用本发明所述方法，可以避免差错的发生，不需要对TAT和ta翻转状态跟踪，很大程度上节省了资源，大大提高信元流量管制的准确性。

Description

一种实现无差错的信元流量管制的方法

技术领域

本发明涉及一种在ATM网络中进行流量控制的方法。特别是涉及在用户网络接口处监测用户信元的流量，决定信元是否遵守了连接建立时协商的流量协议的方法。

背景技术

在ATM网络中，会由于节点的内部错误或者用户流量的不可预测的波动，而导致网络的拥塞，使网络的传输效率和已建立连接服务质量QOS急剧下降。流量管制是优化ATM网络传输效率，保证网络QOS的重要方法和手段。它根据连接建立时协商的峰值信元速率(PCR)、信元时延变化容限(CDVT)、可维持的信元速率(SCR)、突发容限(BT)等流量参数，对用户的实际通信流量进行监控，对不符合协商的流量协议的信元，网络可根据一致性连接的定义，采取适当的处理，以避免用户滥用或终端设备故障引起的信元流量猛增，导致的网络拥塞。

ITU-T建议I.371中描述了两种等价的通用信元速率方法(GCRA)，虚调度方法和连续状态漏桶方法，它们都使用两个参数，增量值I和极限值L。

虚调度方法比较信元的理论到达时间(TAT)和实际到达时间(ta)，如果信元的实际到达时间ta滞后于TAT-L，则该信元是一致的，并根据TAT、ta和参数I计算下一信元的理论到达时间；否则该信元就被认为是不一致的，理论到达时间不被更新。

连续漏桶方法可以看作是一个有限容量的漏桶，该漏桶以每单位时间一个容量单位连续向外渗漏，同时每当一个一致性信元到达时其容量增加I。当一个信元到达时，如果漏桶里的容荷小于L，则该信元是一致的，否则就是不一致的。

在实际硬件系统中，由于只能使用有限长度的计数器表示上述数值，直接使用上述通用信元速率方法，会产生由于计数器翻转导致的信元一致性的错误判决。为解决误判问题，必须对传统的通用信元速率方法进行改进。US Pat.No.5668797采用比较前一个信元的ta和当前信元的ta的最高位，以及1秒更新标志的方法部分地解决了这个问题。当前一个信元ta的最高位为1，且当前信元ta的最高位为0，或者当1秒更新标志置位时，就认为当前信元是一致信元。但是这种方法可能在ta翻转时，将不一致信元误判为一致信元。US Pat.No.6108303对此进行了改进，它同时跟踪TAT和ta的翻转情况，可以避免在TAT和ta翻转时造成的误判，但是在信元到达间隔很长时，ta翻转的判断是不准确的，此时仍然可能发生信元一致性的误判，而且还需要增加跟踪TAT和ta翻转的开销。

发明内容

本发明要解决的技术问题就是为了克服在实际的流量管制系统中，实现通用信元速率方法存在的计数器翻转、信元一致性判决存在误差的缺点，提出了一种实现无差错的信元流量管制的方法，以解决信元一致性误判决的问题。

本发明所述的实现无差错信元流量管制的方法，其特征在于，当一个信元到达时，进行下列步骤：

第一步，锁存信元的实际到达时间的观察值v(ta)，其中v()是观察函数：

第二步，从存储器中读出该信元所属虚通路的流量管制相关信息，包括增量值I、极限值L、理论到达时间的观察值v(TAT)、以及长时间间隔信元标志；

第三步，根据长时间间隔信元标志是否置位，选择下一步的动作；如果长时间间隔信元标志没有置位，进行第四步的情形选择；否则，认为该信元是一致信元，更新理论到达时间v(TAT)＝v(ta+I)，转到第九步；

第四步，判断：

如果v(TAT+THR-min(I，L))＞v(TAT)，并且v(TAT-L-I)＜v(TAT)，选择情形

A，转到第五步；

如果v(TAT+THR-min(I，L))＜v(TAT)，并且v(TAT-L-I)＜v(TAT)，选择情况

B，转到第六步；

如果v(TAT+THR-min(I，L))＞v(TAT)，v(TAT-L-I)＞v(TAT)，并且

v(TAT)＜v(TAT-L)，选择情形C，转到第七步；

如果v(TAT+THR-min(I，L))＞v(TAT)，v(TAT-L-I)＞v(TAT)，并且v(TAT)≥

v(TAT-L)，选择情形D，转到第八步；

其中THR是预先已知的常量，满足THR≥L+I，并且计数器的表示范围R应该满足(THR+L+I)-min(I，L)＜R；

第五步，情形A：

如果v(TAT)≤v(ta)，则信元是一致的，更新v(TAT)＝v(ta+I)；否则，比

较v(TAT-L)是否大于v(ta)，若是，信元为不一致信元，不更新v(TAT)；

若否，信元为一致信元，更新v(TAT)＝v(TAT+I)；然后转到第九步；

第六步，情形B：

如果v(ta)≤v(TAT-L-I)或者v(TAT)≤v(ta)，则信元是一致信元，更新

v(TAT)＝v(ta+I)。否则，比较v(TAT-L)是否大于v(ta)，若是，信元为不

一致信元，不更新v(TAT)；若否，信元为一致信元，更新

v(TAT)＝v(TAT+I)；然后转到第九步；

第七步，情形C：

如果v(TAT)≤v(ta)，并且v(ta)＜v(TAT+THR-min(I，L))，则信元是一致

信元，更新v(TAT)＝v(ta+I)。否则，判断是否满足v(ta)＜v(TAT-L)且v(ta)

≥v(TAT+THR-min(I，L))，若是，信元为不一致信元，不更新v(TAT)；

第八步，情形D：

如果v(TAT)≤v(ta)，并且v(ta)＜v(TAT+THR-min(I，L))，则信元是一致

信元，更新v(TAT)＝v(ta+I)。否则，判断是否满足v(ta)＜v(TAT)且v(ta)

≥v(TAT-L)，若是，信元是一致信元，更新v(TAT)＝v(TAT+I)；若否，

信元是不一致信元，不更新v(TAT)；

第九步，信元处理；

根据得到的信元一致性判断，对信元进行相应的处理；令一致信元可以

透明通过，对不一致信元则可以根据需要丢弃或者打标签，降低其优先

级。

采用本发明所述方法，与现有技术相比，可以避免差错的发生，并且也不需要对TAT和ta翻转状态进行跟踪。很大程度上节省了资源，大大提高了信元流量管制的准确性。

附图说明

图1是本发明实现无差错的信元流量管制的方法的总流程图。

图2是信元一致性误判的原理分析图。

图3是未发生边界跨越的情形A的相对时间关系图。

图4是情形A的信元一致性判决方法。

图5是情形B，大于TAT的某个位置发生了边界跨越，被重映射到观察窗口的低端的相对时间关系图。

图6是情形B的信元一致性判决方法。

图7是情形C，小于TAT的某个位置跨越了边界，被重映射到了观察窗口的高端，TAT-L位于重映射部分时的相对时间关系图。

图8是情形C的信元一致性判决方法。

图9是情形D，小于TAT的某个位置跨越了边界，被重映射到了观察窗口的高端，TAT-L未被重映射时的相对时间关系图。

图10是情形D的信元一致性判决方法。

图11是情形选择方法的流程图。

具体实施方式

下面结合附图对技术方案的实施作进一步的详细描述：

本发明利用通用信元速率方法固有的约束条件，结合理论到达时间、实际到达时间、增量值、限制值和长时间信元到达间隔门限的关系约束，通过比较TAT和ta的位置关系来完成无差错的信元一致性判决的，实现了高性能信元流量管制。

本发明所述的实现无差错的信元流量管制的方法的总流程图如图1所示，首先根据长时间间隔信元标志是否置位，选择下一步的动作。如果长时间间隔信元标志置位，则认为该信元是一致信元；否则，对情形进行选择，再根据选择的情形分别采用不同的判决方法对信元的一致性进行判定。在详细描述本发明之前，首先介绍本发明的原理和核心思想。

如上所述，在使用有限长度的计数器表示理论到达时间TAT和实际到达时间ta的情况下，由于计数器会发生翻转，可能无法得到理论到达时间TAT和实际到达时间ta的准确时间关系，从而导致信元一致性判断的错误。这种计数器翻转引起的误判，可用时间轴上分割区间的重叠清楚地解释如下，这里假设理论到达时间TAT和实际到达时间ta使用相同长度的计数器。计数器的长度决定了理论到达时间TAT和实际到达时间ta的表示范围，实际上相当于定义了一个时间轴上的有限长度的观察窗口，它将时间轴划分为许多长度相等的分割区间。只有当理论到达时间TAT和实际到达时间ta落在同一个分割区间时，我们通过观察窗口观察到的理论到达时间TAT和实际到达时间ta的时间关系才是准确的，这时按照标准规定的通用信元速率方法进行信元一致性检测，才是可靠的。

但是，理论到达时间TAT和实际到达时间ta落在同一个分割区间的情况并不是总是成立的，理论到达时间TAT和实际到达时间ta还有可能落在不同的分割区间，但这些不同的分割区间却重叠到一起通过观察窗口输出，使人们无法区分理论到达时间TAT和实际到达时间ta是属于哪一个分割区间，得到的只是理论到达时间TAT和实际到达时间ta的伪时间关系。因此，不可能使用标准的通用信元速率方法得到无差错的信元一致性判决。

显然，想要保证理论到达时间TAT和实际到达时间ta落在同一个时间分割区间是不现实的，理论到达时间TAT和实际到达时间ta总是有可能跨越时间分割区间的边界的。实际上，人们只是需要得到理论到达时间TAT和实际到达时间ta之间准确的相对时间关系就足够了，这个条件比理论到达时间TAT和实际到达时间ta落在同一个时间分割区间要弱得多。

可以这样考虑，以理论到达时间TAT为时间参考，实际到达时间ta可能出现的时间集合构成一个区间S，该区间同样只能通过观察窗口进行观察，如果不论实际到达时间ta出现在区间的任何位置，都能对信元一致性作出正确的判断，并更新理论到达时间TAT，就能确保无差错的流量管制了。

首先分析通用信元速率方法对实际到达时间ta可能出现的时间的约束条件。对第一个信元，通用信元速率方法设置为：使理论到达时间TAT等于实际到达时间ta，因此，该信元总是一致信元。当后续信元到达时，通用信元速率方法根据信元的实际达到时间ta和理论到达时间TAT，以及极限参数L来判断信元的一致性。如果ta＜TAT-L，该信元不一致，理论到达时间不被更新；否则，该信元是一致信元，下一信元的理论到达时间更新为TAT+I。设当前信元的理论到达时间和实际到达时间分别为TAT和ta，前一信元的理论到达时间和实际到达时间分别为TAT’和ta’。如果前一信元为一致信元，有

TAT’-ta’≤L所以

TAT＝max(TAT’，ta’)+I

≤max(TAT’，ta’+L)+I

＝ta’+L+I

＜ta+L+I如果前一信元为不一致信元，则考虑该信元前第一个一致信元，它的理论到达时间和实际到达时间分别为TAT”和ta”。由于不一致信元到达时不对理论到达时间进行更新，所以有

TAT＝TAT’

＝max(TAT”，ta”)+I

≤max(TAT”，ta”+L)+I

＝ta”+L+I

＜ta’+L+I

＜ta+L+I因此，所有信元都满足，

TAT-ta’≤L+I和

TAT-ta＜L+I也就是说实际到达时间ta超前理论到达时间TAT不大于L+I。另外，很容易得到，在前一信元是一致信元时，

TAT＝max(TAT’，ta’)+I≤ta’+I或者，前一信元是不一致信元时

TAT＝TAT’＞ta’+L所以，对所有信元也满足，

TAT≥min(ta’+I，ta’+L)＝ta’+min(I，L)也就是说前一信元的实际到达时间ta’超前理论到达时间TAT至少min(I，L)。

但是，实际到达时间ta滞后于理论到达时间TAT则是没有任何限制的。所以S的长度是无限的，它同样被观察窗口分割并重叠，因而不可避免地将产生理论到达时间TAT和实际到达时间ta的伪时间关系。可以借助长时间信元到达间隔监测装置，该装置可以在相邻信元到达时间间隔超过某一门限THR时置位一信号标志。设相邻信元到达时间间隔为D，即当D≥THR时，使信号标志置位。如果THR≥L+I，则可以保证当该标志置位时，当前信元是一致信元，且ta＞TAT，下一信元的理论到达时间TAT_update更新为ta+I。因为，根据标志条件有

ta-ta’＝D≥THR≥L+I，且对所有信元都满足TAT-ta’≤L+I，有

TAT-ta≤TAT-(ta’+L+I)＝(TAT-ta’)-(L+I)≤0

TAT_update＝max(TAT，ta)+I＝ta+I

如果，还能在长时间信元到达间隔标志不置位时，正确判断信元的一致性和更新理论到达时间，就能完成无差错地流量管制。由于有了长时间信元到达间隔标志不置位的限制，实际到达时间ta可能到达时间的集合S变为一有限长度的区间(TAT-L-I，TAT+THR-min(I，L))，因为

ta-ta’＝D＜THR，所以

TAT-ta＞TAT-(ta’+THR)＝(TAT-ta’)-THR≥min(I，L)-THR于是，可以得到

TAT-(L+I)＜ta＜TAT+THR-min(I，L)

开区间S可能因跨越时间分割区间的边界而重映射，导致区间混叠，见图2。当实际到达时间ta处于混叠区间时，不能判断理论到达时间TAT和实际到达时间ta之间的时间关系。

为避免混叠发生，要求

(TAT+THR-min(I，L))-(TAT-L-I)＝THR+L+I-min(I，L)＜R其中，R是时间分割区间的长度，也就是观察窗口的长度。

在保证上述条件下，就可以分下面的四种情况判断信元的一致性并计算下一信元的理论到达时间。

图3为S不跨越时间分割边界(情形A)。

显然，此时TAT和ta的相对时间关系和通过观察窗口得到的相对时间关系一致，可以根据标准的虚调度方法，作出信元是否一致的判断：如果ta落在灰色区域，信元为不一致信元，如果ta落在白色区域，信元为一致信元。并可对TAT正确地进行更新。因为所有变量都是通过观察窗口观察的，观察函数记为v(.)，所有运算都是相对观察窗口的取模运算。

情形A的虚调度方法的框图如图4所示。

在描述上述方法时，为简便起见，有时没有对每个变量都添加观察函数v(.)，而只对运算的结果添加了观察函数，这样做的效果是相同的。

图5为S区间大于TAT的某个位置发生了边界跨越，被重映射到观察窗口的低端的情形，重映射部分用点阵表示(情形B)。

从图5可见，ta落在点阵部分，本来表明ta大于TAT，该信元应为一致信元。但是观察到的ta却小于TAT-L，因此使用标准的虚调度方法则会误判为不一致信元。需要对原方法进行修改，使用修改后的方法进行判决，灰色区域为不一致信元，白色区域为一致信元，点阵部分属于白色区域，为一致信元区域，没有发生误判。

图6是情形B的判决方法的框图。

需要注意的是，这里比较的是：

TAT-L＞ta？

而不是

TAT＞ta+L？

这是因为ta+L可能跨越观察窗口而被重映射，不能保证计算的正确性。而TAT-L则不会。上述差别说明，必须保证运算过程中不产生溢出，比较操作符才能得到正确的结果。

图7为S区间小于TAT的某个位置跨越了边界，被重映射到了观察窗口的高端，TAT-L位于重映射部分(情形C)。

在这种情形下，如果ta落在点阵部分，本来表明ta＜TAT，该信元可能是一致信元，也可能是不一致信元。但是，从观察窗口得出的相对时间关系是v(ta)＞v(TAT)，如果使用标准的虚调度方法，所有信元都会被判决为一致信元，其中灰色点阵部分是误判区域。因此也需要对标准方法进行修改，使用修改后的方法，灰色点阵被判决为不一致信元，白色区域被判决为一致信元(包括白色点阵区域)，与实际情况吻合。得到情形C的判决方法框图如图8所示。

图9为S区间小于TAT的某个位置跨越了边界，被重映射到了观察窗口的高端的情形，TAT-L未被重映射(情形D)。

在这种情形下，如果ta落在点阵区域，本来表明该信元是不一致信元。但是此时从观察窗口得到的相对时间关系却是v(ta)＞v(TAT)，如果使用标准的虚调度方法，信元被误判为一致信元。因此需要对标准方法进行改进，使用改进后方法，灰色区域被判决为不一致信元，白色区域被判决为一致信元，与实际情况吻合。针对情形D的判决方法框图如图10所示。

至于如何来区分上述四种情况的情形选择方法，其流程图如图11所示。描述如下：

计算v(TAT-L-I)和v(TAT+THR-min(I，L))，比较其与v(TAT)的关系

如果，v(TAT-L-I)＜v(TAT)＜v(TAT+THR-min(I，L))

则属于情形A，不存在边界跨越。

如果，v(TAT-L-I)＜v(TAT)，v(TAT+THR-min(I，L))＜v(TAT)

则属于情形B，区间的高端发生了边界跨越。

如果，v(TAT＜TAT+THR-min(I，L))，v(TAT)＜v(TAT-L-I)

则属于情形C或D，区间的低端发生了边界跨越。

为了区分情形C或D，还需要计算v(TAT-L)，比较它与v(TAT)的关系

如果，v(TAT)＜v(TAT-L)

则属于情形C，TAT-L被重映射。

如果，v(TAT)＞v(TAT-L)

则属于情形D，TAT-L没有被重映射。

Claims

1、一种实现无差错信元流量管制的方法，其特征在于，当一个信元到达时，进行下列步骤：

第三步，根据长时间间隔信元标志是否置位，选择下一步的动作；如果长时间间隔信元标志没有置位，进行下一步；否则，转到第五步；

第四步，根据不同的情形对信元一致性进行判断；

第五步，对判断后的信元进行处理；令一致信元可以透明通过，对不一致信元则可以根据需要丢弃或者打标签，降低其优先级。

2、如权利要求1所述的一种实现无差错信元流量管制的方法，其特征在于，当满足v(TAT+THR-min(I，L))＞v(TAT)，并且v(TAT-L-I)＜v(TAT)时，所述对信元一致性判断为：如果v(TAT)≤v(ta)，则信元是一致的，更新v(TAT)＝v(ta+I)；否则，比较v(TAT-L)是否大于v(ta)，若是，信元为不一致信元，不更新v(TAT)；若否，信元为一致信元，更新v(TAT)＝v(TAT+I)。

3、如权利要求1所述的一种实现无差错信元流量管制的方法，其特征在于，当满足v(TAT+THR-min(I，L))＜v(TAT)，并且v(TAT-L-I)＜v(TAT)时，所述对信元一致性判断为：如果v(ta)≤v(TAT-L-I)或者v(TAT)≤v(ta)，则信元是一致信元，更新v(TAT)＝v(ta+I)；否则，比较v(TAT-L)是否大于v(ta)，若是，信元为不一致信元，不更新v(TAT)；若否，信元为一致信元，更新v(TAT)＝v(TAT+I)。

4、如权利要求1所述的一种实现无差错信元流量管制的方法，其特征在于，当满足v(TAT+THR-min(I，L))＞v(TAT)，v(TAT-L-I)＞v(TAT)，并且v(TAT)＜v(TAT-L)时，所述对信元一致性判断为：如果v(TAT)≤v(ta)，并且v(ta)＜v(TAT+THR-min(I，L))，则信元是一致信元，更新v(TAT)＝v(ta+I)；否则，判断是否满足v(ta)＜v(TAT-L)且v(ta)≥v(TAT+THR-min(I，L))，若是，信元为不一致信元，不更新v(TAT)；若否，信元为一致信元，更新v(TAT)＝v(TAT+I)。

5、如权利要求1所述的一种实现无差错信元流量管制的方法，其特征在于，当满足v(TAT+THR-min(I，L))＞v(TAT)，v(TAT-L-I)＞v(TAT)，并且v(TAT)≥v(TAT-L)时，所述对信元一致性判断为：如果v(TAT)≤v(ta)，并且v(ta)＜v(TAT+THR-min(I，L))，则信元是一致信元，更新v(TAT)＝v(ta+I)；否则，判断是否满足v(ta)＜v(TAT)且v(ta)≥v(TAT-L)，若是，信元是一致信元，更新v(TAT)＝v(TAT+I)；若否，信元是不一致信元，不更新v(TAT)。

6、如权利要求1-5任一所述的一种实现无差错信元流量管制的方法，其特征在于，所述THR是预先已知的常量，满足THR≥L+I，并且计数器的表示范围R应该满足(THR+L+I)-min(I，L)＜R。