WO2011015055A1 - 一种存储管理的方法和系统 - Google Patents

Description

一种存储管理的方法和系统

技术领域

本发明涉及数据通信技术中分组转发设备的存储管理方法， 特别是涉及 一种高速路由器流量管理芯片存储管理方法和系统。

背景技术

随着网络容量与业务不断地快速增长， 分组转发设备， 特别是路由器的 接口速度迅速增加。 为了实现报文的高速转发处理， 一般在路由器内部釆用 专门的流量管理芯片完成对高速数据流的管理， 将报文緩存后输出。

对于高端路由器等设备而言， 一个基本的要求是能緩存 200ms线速的报 文数据， 40Gbps环境下， 则至少拥有 8Gb的存储能力。 对于如此大的存储容 量， 一般釆用在流量管理芯片外挂存储芯片存储数据， 在流量管理芯片内部 釆用链表结构进行管理。以链表的每个节点对应每个报文或分片的存储空间 , 预先记录链表首尾节点， 对于链表除首尾节点之外的其他节点可以根据数量 的多少存储在流量管理芯片内部或片外专门的存储器中。

为了能够应用到 40Gbps 的网络环境， 流量管理芯片必须能够线速处理 OC-768速度等级上的 IP包。 在 OC-768速度等级上， 典型的 IP包长与 IP包 转发率之间的关系如图 1。

因此，为了满足要求，芯片需提供 100MPPS的分组处理能力。在 100MHz 的系统时钟下， 100MPPS的分组处理能力， 对应为每个周期应处理一个链表 节点， 然后利用该链表节点访问数据存储区。 由于链表结构的固有特性， 必 须要以链表的当前节点作为依据去读取链表的下一个节点， 在得到下一个节 点之前， 链表是无法继续有效进行工作的， 而片内和片外的存储器都存在读 取延迟 (读取延迟指发起读操作到真正获得所要读取内容， 存在时间间隔）， 片内存储器一般会有 1-2个周期读取延迟， 而片外存储器延迟更长。 因为读 取延迟的存在， 普通的链表结构无法做到流水操作， 也就无法满足每个周期 处理一个链表节点要求。 普通单链表结构如图 2所示， A0、 Al Dm 为链表节点， 每个链表节点指向一块数据存储空间， 在硬件实现中， 预先记录链表的首尾 节点内容， 由于链表节点数量巨大， 其他节点放入存储器保存。 在同一队列 的数据报文连续出列时， 需要连续获取链表节点， 保证报文数据的持续出队。 访问链表时， 由当前节点作为存储器的地址， 读取链表的下一节点， 然后再 由读取到的链表节点作为存储器的读地址， 继续去读下一节点。 由于硬件存 储器的固有读延迟， 由当前节点作为读地址读取下一节点， 到真正读取到该 地址存储器的内容， 需要若干个时钟周期， 这一段时间内链表是无法有效使 用的， 因为必须使用读到的内容作为地址继续读取， 才能使流水线持续工作。 这样在实际高速、 大容量网络环境下是无法满足需求的。

申请号 200410010495.2的中国专利《具有链表处理器的存储管理系统》， 提出了适合于处理链表数据文件的一个存储器管理系统（ 1800 ) 。 该系统 具有多个低容量高速存储器 （ 1803 )和一个低速高容量的大容量存储器 ( 1806 ) 。 一个访问流量调节器（ 1801 )生成请求以通过存储器读写链 表文件。 头部和尾部緩冲区以及链表的任何中间部分緩冲区， 都被写入高速 存储器。 中间部分緩冲区立即从高速存储器被传输到上述大容量存储器， 同 时将链表的头緩冲区和尾緩冲区留在高速存储器中。 在读操作中， 从高速存 储器中读出头和尾部緩冲区。 将中间部分緩冲区从大容量存储器传输到上述 高速存储器， 并接着从该高速存储器中读出。 该专利对于高速、 大容量存储 结构进行提出了一种方案， 使用了链表， 但对于链表的管理方法并没有具体 涉及。

申请号 200710038679.3的中国专利《一种快速检索数据的链表实现方法》 提出了一种快速检索数据的链表实现方法， 将链表中的每一个节点的数据项 都指向一个数组空间， 在初始化时指定节点的数据项指向数组的类型； 在初 始化时指定或默认每一个节点的数据项指向的数组的元素个数并设定每个元 素的字节数， 数据项指向的数组中的每个元素都具备一个唯一的索引号； 链 表可以为单向链表或双向链表； 数组可以是动态分配的数组或指定的数组， 整个链表中的数据为排序存放。 该专利提出了一种链表结构， 但没有解决高 带宽、 大容量环境下的硬件实现高速存储管理所遇到的难点。 由此可以看出， 现有的技术并没有很好的解决上面提到的釆用硬件实现 高速、 大容量存储管理所遇到的问题。

发明内容

本发明要解决的技术问题是提供一种便于硬件芯片实现的， 适应高速、 大容量存储管理的方法和系统。

为了解决上述问题， 本发明提供了一种存储管理方法， 包括：

报文入队时， 为所述报文建立 n条链表， 依次称为 0号链表至 n-1号链 表， 所述 n不小于 2, 保存所述 n条链表的首节点和尾节点； 所述 n条链表中 每条链表包括多个组块， 每个组块内包含多个区块， 每个区块对应一个节点， 同一组块内各区块的地址为基地址加偏移地址， 同一组块内各区块的基地址 相同， 相邻区块偏移地址相差一指定值； 以及

报文出队时， 从 0号链表开始， 依次使用 0号链表至 n-1号链表的首个 组块； 然后依次使用 0号链表至 n-1号链表的下一组块； 依此类推， 直到报 文结束；

其中， 使用所述组块的步骤包括： 从该组块的首个区块开始， 依次使用 该组块中的每个区块， 根据当前使用的区块的偏移地址加上所述指定值得到 下一区块的偏移地址； 使用完所述组块时， 使用该组块中区块的基地址得到 该组块所在链表中下一组块的基地址。

上述方法还可具有以下特点， 所述方法还包括： 为所述 n条链表建立链 表出队活动标志和链表空标志， 为每个节点建立包尾标志， 报文出队时， 根 据链表出队活动标志判断当前要使用的链表， 根据链表空标志判断链表是否 为空， 根据包尾标志判断是否到达报文尾节点， 使用完 i号链表的某一组块 时，将 i号链表的链表出队活动标志设置为非活动， 将 i+1号链表的链表出队 活动标志设置为活动， i=0,... ,n-2; 当链表的首节点等于尾节点时， 将该链表 的链表空标志设置为空。

上述方法还可具有以下特点， 所述 n条链表中， 每个链表中每个组块包 含的区块个数相同。 上述方法还可具有以下特点， 所述 n条链表的组块中， 同一组块内相邻 区块的偏移地址相差 1 , 每个组块的首个区块的偏移地址为 0;

在所述使用该组块中区块的基地址得到该组块所在链表中下一组块的基 地址的步骤中， 使用该组块中首个区块的基地址得到该组块所在链表中下一 组块的基地址。

上述方法还可具有以下特点， 报文入队时， 所述建立 n条链表的步骤包 括：

根据报文长度申请可用的组块， 将第一个申请的组块分给 0号链表， 第 二个申请的组块分给 1号链表， 依此类推， 将第 n个申请的组块分给 n-1号 链表， 如果报文未结束， 将第 n+1个申请的组块分给 0号链表， 将第 n+2个 申请的组块分给 1号链表， 依此类推， 直到报文结束； 申请的组块数目由入 队报文的总大小决定；每个链表的第一个组块的首个区块为该链表的首节点， 每个链表的最后一个组块中使用到的最后一个区块为该链表的尾节点。

本发明还提供一种存储管理系统， 包括报文入队管理模块和报文出队管 理模块，

所述报文入队管理模块设置为： 在报文入队时， 为所述报文建立 n条链 表， 依次称为 0号链表至 n-1号链表， 保存所述 n条链表的首节点和尾节点， 所述 n条链表中每条链表包括多个组块， 每个组块内包含多个区块， 每个区 块对应一个节点， 同一组块内各区块的地址为基地址加偏移地址， 同一组块 内各区块的基地址相同， 相邻区块偏移地址相差一指定值， 所述 n不小于 2; 所述报文出队管理模块设置为： 在报文出队时， 从 0号链表开始， 依次 使用 0号链表至 n-1号链表的首个组块；然后依次使用 0号链表至 n-1号链表 的下一组块； 依此类推， 直到报文结束； 使用所述组块时， 从该组块的首个 区块开始， 依次使用该组块中的每个区块， 根据当前使用的区块的偏移地址 加上所述指定值得到下一区块的偏移地址； 使用完所述组块时， 使用该组块 中区块的基地址得到该组块所在链表中下一组块的基地址。

上述系统还可具有以下特点， 所述报文入队管理模块还设置为： 为所述 n条链表建立链表出队活动标志和链表空标志， 为每个节点建立包尾标志， 所述报文出队管理模块， 还用于在报文出队时， 根据所述链表出队活动标志 判断当前要使用的链表， 根据链表空标志判断链表是否为空， 根据包尾标志 判断是否到达报文尾节点， 使用完 i号链表的某一组块时， 将 i号链表的链表 出队活动标志设置为非活动， 将 i+1号链表的链表出队活动标志设置为活动， i=0,... ,n-2; 当链表的首节点等于尾节点时，将该链表的链表空标志设置为空。

上述系统还可具有以下特点， 所述 文入队管理模块建立的所述 n条链 表中每个链表中每个组块包含的区块个数相同。

上述系统还可具有以下特点， 所述 文入队管理模块建立的所述 n条链 表的组块中， 同一组块内相邻区块的偏移地址相差 1 , 每个组块的首个区块 的偏移地址为 0;

所述报文出队管理模块是设置为： 在使用该组块中区块的基地址得到该 组块所在链表中下一组块的基地址时， 使用该组块中首个区块的基地址得到 该组块所在链表中下一组块的基地址。

上述系统还可具有以下特点， 所述报文入队管理模块是设置为按如下方 式建立 n条链表：

根据报文长度申请可用的组块， 将第一个申请的组块分给 0号链表， 第 二个申请的组块分给 1号链表， 依此类推， 将第 n个申请的组块分给 n-1号 链表， 如果报文未结束， 将第 n+1个申请的组块分给 0号链表， 将第 n+2个 申请的组块分给 1号链表， 依此类推， 直到报文结束； 申请的组块数目由入 队报文的总大小决定；每个链表的第一个组块的首个区块为该链表的首节点， 每个链表的最后一个组块中使用的最后一个区块为该链表的尾节点。

本发明提供的一种硬件易于实现的高速、 大容量存储管理方法和系统， 釆用多链表管理数据存储空间， 同时若干个相邻的链表节点汇聚成 Chunk, 使得每条链表的使用间隔加大， 隐藏了硬件存储器的读取延迟， 同时方便管 理。 附图概述

图 1是 OC-768速度等级上，典型的 IP包长与 IP包转发率的关系示意图; 图 2是现有单链表结构示意图；

图 3时本发明存储管理方法流程图；

图 4是本发明基本应用系统模型；

图 5是本发明多链表和节点汇聚使用流程图；

图 6是本发明 n=2、 m=3时多链表和节点汇聚结构示意图;

图 7是本发明多链表和节点汇聚使用示意图。 本发明的较佳实施方式

本发明的核心思想是， 为报文建立多个链表， 每个链表包含多个组块 ( Chunk ) , 每个组块包含多个区块（ Block ) , block即节点， 每个 Chunk内 各 Block地址连续， 出队时， 轮流使用各个链表的组块， 并且在使用完一个 组块时， 读取该组块所在链表的下一组块的地址， 从而在下一次使用该链表 时， 已经从存储器中读出该组块的地址， 可以直接使用该组块， 避免了现有 技术中由于存储器读取延迟而导致无法满足每个周期处理一个链表节点要 求。

本发明提供一种存储管理方法， 如图 3所示， 包括：

步骤 310, 报文入队时， 为所述报文建立 n条链表， 依次称为 0号链表 至 n-1号链表， n不小于 2, 该 n条链表中每条链表包括若干个 Chunk, 每个 组块包含若干个 Block, 每个 Block对应一个节点， 同一 Chunk内的 Block地 址为基地址加偏移地址，同一 Chunk内其各 Block的基地址相同，其相邻 Block 偏移地址相差一指定值； 保存该 n条链表的首节点和尾节点。

其中， 每个 Chunk内包含的 Block数可以相同或不同， 同一 Chunk内各 Block的偏移地址可以相差 X , X事先给定。

一种实现方式是， 每个 Chunk所包含的 Block个数相同， 为 m+1 , 同一 Chunk内的 Block地址是连续的， 即 X = l , 所在地址表示为基地址 +偏移地 址， 同一 Chunk 内的每个 Block 的基地址相同， 实际上基地址也就是每个 Chunk的地址。

建立 n条链表的步骤包括： 当某一队列有报文入队时， 根据报文长度申 请空闲链表， 即申请可用的 Chunk, 第一个申请的 Chunk分给 0号链表， 第 二个申请的 Chunk分给 1号链表， 依此类推， 前 n个 Chunk的每个首 Block 节点记录为该队列 n条链表的首指针（即首节点） ， 至于申请的 Chunk数目 由入队报文的总大小决定。 同时， 记录该队列的 n条链表的尾指针（即尾节 点） ， 为每条链表最后一个 Chunk中使用到的最后一个 Block节点， 同样也 要记录链表活动标志和包尾标志。 其他队列入队时， 也进行相同处理， 为每 个队列建立自己的 n条链表。

步骤 320, 报文出队时， 从 0号链表开始， 依次使用 0号链表至 n-1号链 表的首个组块； 然后依次使用 0号链表至 n-1号链表的下一组块； 依此类推， 直到报文结束。

其中， 使用每个组块的步骤包括： 从该组块的首个区块开始， 依次使用 该组块中的每个区块， 其中， 根据当前使用的区块的偏移地址加上所述指定 值得到下一区块的偏移地址； 使用完每个组块时， 使用该组块中区块的基地 址得到该组块所在链表中下一组块的基地址。

具体的说， 首先使用 0号链表的首个组块， 使用完 0号链表的首个组块 后， 使用 1号链表的首个组块， 依次类推， 直到使用完 n-1号链表的首个组 块； 使用完 n-1号链表的首个组块后， 使用 0号链表的下一组块； 使用完 0 号链表的下一组块时， 使用 1号链表的下一组块； 依次类推， 直到报文结束。

当各 Chunk均包含 m+1个 Block,且同一 Chunk内各节点的地址连续时， 报文出队时首先使用 0号链表的首节点， 即 0号 Chunk中的 0号 Block。然后 直接将节点地址中的偏移地址直接增加 1 , 就可得到链表的下一节点， 即 0 号 Chunk中的 1号 Block。 当使用到编号为 m的 Block时用 0号链表的首节 点的基地址读取 0号链表的下一基地址， 作为 0号链表新的首节点。 当 0号 链表读取下一 Chunk地址时， 更新标志位， 同时使用 1号链表的首节点， 并 依次类推。 当再次轮到使用 0号链表时， 0号链表新的首节点已经从存储器 中读出， 更新完毕， 可以使用。

这样保证了链表可以每个周期都正常工作， 直到进行到报文尾部， 结束 一轮出队操作。

报文入队时， 还为所述 n条链表建立链表入队活动标志， 链表出队活动 标志和链表空标志， 为每个节点建立包尾标志， 报文出队时， 根据链表出队 活动标志判断当前要使用的链表， 根据链表空标志判断链表是否为空， 根据 包尾标志判断是否到达报文尾节点， 使用完 i号链表的某一组块时， 将 i号链 表的链表出队活动标志设置为非活动， 将 i+1 号链表的链表出队活动标志设 置为活动， i=0,... ,n-2; 当链表的首节点等于尾节点时， 将该链表的链表空标 志设置为空。

本发明基本应用系统模型如图 4所示， 包括队列调度系统、 队列緩存管 理系统、 报文数据存储器和链表节点存储器， 队列调度系统用于发起队列调 度请求至队列緩存管理系统， 报文数据存储器用于存储报文数据， 链表节点 存储器用于存储链表节点信息， 本发明中， 主要涉及队列緩存管理系统， 该 队列緩存管理系统包括报文入队管理模块和报文出队管理模块， 其中：

报文入队管理模块， 用于在报文入队时， 为所述报文建立 n条链表， 依 次称为 0号链表至 n-1号链表， 保存所述 n条链表的首节点和尾节点， 所述 n 条链表中每条链表包括若干个组块， 每个组块内包含若干个区块， 每个区块 对应一个节点， 同一组块内各区块的地址为基地址加偏移地址， 同一组块内 其各区块的基地址相同， 其相邻区块偏移地址相差一指定值， 所述 n不小于 2;

其中， 报文入队管理模块具体按如下方式建立 n条链表：

根据报文长度申请可用的组块， 将第一个申请的组块分给 0号链表， 第 二个申请的组块分给 1号链表， 依此类推， 将第 n个申请的组块分给 n-1号 链表， 如果报文未结束， 将第 n+1个申请的组块分给 0号链表， 将第 n+2个 申请的组块分给 1号链表， 依此类推， 直到报文结束； 申请的组块数目由入 队报文的总大小决定；每个链表的第一个组块的首个区块为该链表的首节点， 每个链表的最后一个组块中使用到的最后一个区块为该链表的尾节点。

报文出队管理模块， 用于在报文出队时， 从 0号链表开始， 依次使用 0 号链表至 n-1号链表的首个组块；然后依次使用 0号链表至 n-1号链表的下一 组块； 依此类推， 直到报文结束； 其中， 使用每个组块的方法为： 从该组块 的首个区块开始， 依次使用该组块中的每个区块， 其中， 根据当前使用的区 块的偏移地址加上所述指定值得到下一区块的偏移地址；使用完每个组块时， 使用该组块中区块的基地址得到该组块所在链表中下一组块的基地址。

所述报文入队管理模块还用于为所述 n条链表建立链表活动标志 (包括 链表入队活动标志和链表出队活动标志， 链表入队活动标志指示 ^艮文该入哪 个链表， 链表出队活动标志指示当前出队该使用哪个链表）和链表空标志， 为每个节点建立包尾标志， 报文出队管理模块使用并维护这些标志。 报文出 队管理模块在报文出队时， 根据链表出队活动标志判断当前要使用的链表， 根据链表空标志判断链表是否为空，根据包尾标志判断是否到达报文尾节点， 使用完 i号链表的某一组块时 ,将 i号链表的链表出队活动标志设置为非活动 , 将 i+1号链表的链表出队活动标志设置为活动， i=0,... ,n-2; 当链表的首节点 等于尾节点时， 将该链表的链表空标志设置为空。

所述报文入队管理模块建立的所述 n条链表中每个链表中每个组块包含 的区块个数相同， 每个链表的同一组块内相邻区块的偏移地址相差 1 , 每个 组块的首个区块的偏移地址为 0。 所述报文出队管理模块在使用完每个组块 时， 使用该组块中首个区块的基地址得到该组块所在链表中下一组块的基地 址， 也可以使用该组块中其他区块的基地址得到该组块所在链表中下一组块 的基地址， 具体使用哪个区块可以事先约定。

下面结合图 5的流程， 说明本发明方法在存储管理中的详细工作步骤。 对应报文数据存储空间， 建立多链表结构， 链表个数为 n, 链表节点对 应报文或分片的存储空间， 每个链表都有各自的首尾节点， 同时设置标志位， 为每个链表设置链表活动标志 LinkActFlag ( 包括链表入队活动标志 LinkWActFlag 和链表出 队活动标志 LinkRActFlag ) 和链表空标志 LinkEmptyFlag, 为每个节点设置包尾标志 PktEopFlag, 用来确定当前应该使 用的链表编号以及各个链表是否为空， 以及是否到达报文的尾节点。 其中， 每个 Chunk所包含的 Block个数为 （ m+1 ) 。 同一 Chunk内的 Block地址是 连续的， 所在地址表示为基地址 +偏移地址， 每个 Block的基地址相同。

队列緩存管理系统入队时按照多链表和节点汇聚的结构建立链表对数据 緩存进行管理。 报文出队时， 队列緩存管理系统响应队列调度系统的出队请 求， 开始新一轮次的工作， 具体包括： 步骤 S502, 队列緩存管理系统接收出队请求， 并且根据多链表和节点汇 聚结构中的链表出队活动标志确定当前应该使用哪一条链表。

根据链表出队活动标志确定当前应该使用哪个链表， 对于 n条链表， 设 置位宽为 n的链表出队活动标志 LinkRActFlag[(n-l):0] , 每 bit对应一条链表， 如 LinkRActFlag[x]对应 X号链表， 当其值为 '1' 时， 表明当前应该使用该条 链表。

根据链表空标志 LinkEmptyFlag确定当前各个链表是否为空，设置位宽为 n的链表空标志 LinkEmptyFlag[(n-l):0] , 每 bit对应一条链表， 当其值为 '1， 时链表为空， '0， 为非空。

步骤 S504, 确定当前选用的链表应该使用哪个 Block, 即哪个节点。 其中选中的链表首节点为基地址 +y， 表示当前使用的 Block为该 Chunk 中的 y号 Block。 当 y<m时，令 y=y+l ,作为新的链表首节点 , 以便下次使用； 当 y=m时， 表示当前使用的 Blcok为当前 Chunk的最后一个 Block, 此时以 该 Chunk的基地址作为读地址读取存储器， 获取下一 Chunk的基地址， 同时 将 LinkRActFlag[x]更新为 '0， ， LinkRActFlag[x+l]更新为 'Γ , 表示下次 开始使用另一条链表， X表示当前使用的链表标号。

当某条链表的首节点等于尾节点时， 将对应的 LinkEmptyFlag置 T , 表示该链表空。

步骤 S506, 判断当前节点是否为出队报文数据的尾节点。

这其中， 根据包尾标志 PktEopFlag确定报文的尾节点。 为 T 时， 该节 点为本次出队报文的尾节点， 本轮操作完成； 为 '0， 时， 该节点不是本次出 队报文的尾节点， 返回到步骤 S502, 继续操作， 直到输出报文尾节点， 然后 结束本轮操作。

下面结合一具体实例说明该方法的具体实现。

在 OC-768速度等级上， 为了满足要求， 芯片需提供 100MPPS的分组处 理能力。 在 100MHz的系统时钟下， 100MPPS的分组处理能力， 对应为每个 周期处理一个链表节点， 利用该链表节点访问数据存储区。 以 n=2、 m=3为 例的多链表和节点汇聚结构为例， 如图 6所示， 构建 2条链表， 每个 Chunk 包含 4个 Block, 同一 Chunk内的每个 Block的地址是连续的， 都是由基地址 +偏移地址。 以链表 0为例， A0、 Al、 A2、 A3四个 Block组成一个 Chunk, 基地址为 X, 每个 Block的偏移地址分别为 0、 1、 2、 3 , 同时以每个 Chunk 的基地址作为指针指向该链表下一个 Chunk的基地址。

使用时， 队列緩存管理系统预先记录下 n (本实施例中 n为 2 )条链表 的首尾节点， 同时设置标志位， 确定当前应该使用哪个链表以及每个链表是 否为空以及每个节点是否为报文的尾节点。 队列緩存管理系统接收到队列调 度系统链表操作请求时， 根据标志位， 确定使用的链表编号。 一般最初使用 时， 首先使用 0号链表的首节点 AO, 然后下一周期将 AO的偏移地址直接加 1 , 得到 A1 , 继续使用。 当使用到编号为 m的 Block时， 即 A3 , 送出 A3的 同时， 以其基地址读取下一 Chunk, 并更新标志位。 下个周期开始使用 1号 链表， 即送出 B0, 继续操作， 等到使用 B3时， 以其基地址读取下一 Chunk, 并更新标志位。 下个周期又重新开始使用 0号链表， 而此时 0号链表新的首 节点 C0已经从存储器中读出， 并且准备完毕， 可以使用， 如图 7所示。 这样 按顺序轮流操作， 直到报文尾部结束本轮操作。

上例中， 该应用完全满足了 100MPPS的分组处理需求，每个时钟周期链 表节点都是可以有效使用的。

与现有技术相比较， 在硬件实现中本方法可以保证链表的高效使用， 克 服了硬件自身读取延迟带来的问题。 且根据实际应用环境， 可更优的选取合 适的 n和 m进行组合， 使得本方法面对不同的应用环境更加灵活有效。 釆用 本发明中的方法， 使高速、 大容量条件下的存储管理可以在硬件中简单有效 的实现。

工业实用性

本发明提供的一种硬件易于实现的高速、 大容量存储管理方法和系统， 釆用多链表管理数据存储空间， 同时若干个相邻的链表节点汇聚成 Chunk, 使得每条链表的使用间隔加大， 隐藏了硬件存储器的读取延迟， 同时方便管 理。

Claims

权 利 要 求 书

1、 一种存储管理方法， 其包括：

报文入队时， 为所述报文建立 n条链表， 依次称为 0号链表至 n-1号链 表， 所述 n不小于 2, 保存所述 n条链表的首节点和尾节点； 所述 n条链表中 每条链表包括多个组块， 每个组块内包含多个区块， 每个区块对应一个节点， 同一组块内各区块的地址为基地址加偏移地址， 同一组块内各区块的基地址 相同， 相邻区块偏移地址相差一指定值； 以及

报文出队时， 从 0号链表开始， 依次使用 0号链表至 n-1号链表的首个 组块； 然后依次使用 0号链表至 n-1号链表的下一组块； 依此类推， 直到报 文结束；

其中， 使用所述组块的步骤包括： 从该组块的首个区块开始， 依次使用 该组块中的每个区块， 根据当前使用的区块的偏移地址加上所述指定值得到 下一区块的偏移地址； 使用完所述组块时， 使用该组块中区块的基地址得到 该组块所在链表中下一组块的基地址。

2、 如权利要求 1所述的方法， 其中， 所述方法还包括： 为所述 n条链 表建立链表出队活动标志和链表空标志， 为每个节点建立包尾标志， 报文出 队时， 根据链表出队活动标志判断当前要使用的链表， 根据链表空标志判断 链表是否为空， 根据包尾标志判断是否到达报文尾节点， 使用完 i号链表的 某一组块时，将 i号链表的链表出队活动标志设置为非活动， 将 i+1号链表的 链表出队活动标志设置为活动， i=0,... ,n-2; 当链表的首节点等于尾节点时， 将该链表的链表空标志设置为空。

3、 如权利要求 1所述的方法， 其中， 所述 n条链表中， 每个链表中每 个组块包含的区块个数相同。

4、 如权利要求 1所述的方法， 其中， 所述 n条链表的组块中， 同一组 块内相邻区块的偏移地址相差 1 , 每个组块的首个区块的偏移地址为 0;

在所述使用该组块中区块的基地址得到该组块所在链表中下一组块的基 地址的步骤中， 使用该组块中首个区块的基地址得到该组块所在链表中下一 组块的基地址。

5、 如权利要求 1所述的方法， 其中， 报文入队时， 所述建立 n条链表 的步骤包括：

根据报文长度申请可用的组块， 将第一个申请的组块分给 0号链表， 第 二个申请的组块分给 1号链表， 依此类推， 将第 n个申请的组块分给 n-1号 链表， 如果报文未结束， 将第 n+1个申请的组块分给 0号链表， 将第 n+2个 申请的组块分给 1号链表， 依此类推， 直到报文结束； 申请的组块数目由入 队报文的总大小决定；每个链表的第一个组块的首个区块为该链表的首节点， 每个链表的最后一个组块中使用到的最后一个区块为该链表的尾节点。

6、 一种存储管理系统， 包括报文入队管理模块和报文出队管理模块， 所述报文入队管理模块设置为： 在报文入队时， 为所述报文建立 n条链 表， 依次称为 0号链表至 n-1号链表， 保存所述 n条链表的首节点和尾节点； 所述 n条链表中每条链表包括多个组块， 每个组块内包含多个区块， 每个区 块对应一个节点， 同一组块内各区块的地址为基地址加偏移地址， 同一组块 内各区块的基地址相同， 相邻区块偏移地址相差一指定值， 所述 n不小于 2;

所述报文出队管理模块设置为： 在报文出队时， 从 0号链表开始， 依次 使用 0号链表至 n-1号链表的首个组块；然后依次使用 0号链表至 n-1号链表 的下一组块； 依此类推， 直到报文结束； 使用所述组块时， 从该组块的首个 区块开始， 依次使用该组块中的每个区块， 根据当前使用的区块的偏移地址 加上所述指定值得到下一区块的偏移地址； 使用完所述组块时， 使用该组块 中区块的基地址得到该组块所在链表中下一组块的基地址。

7、 如权利要求 6所述的系统，其中，所述报文入队管理模块还设置为： 为所述 n条链表建立链表出队活动标志和链表空标志， 为每个节点建立包尾 标志， 所述报文出队管理模块， 还用于在报文出队时、 根据所述链表出队活 动标志判断当前要使用的链表， 根据链表空标志判断链表是否为空， 根据包 尾标志判断是否到达报文尾节点， 使用完 i号链表的某一组块时， 将 i号链表 的链表出队活动标志设置为非活动， 将 i+1 号链表的链表出队活动标志设置 为活动， i=0,... ,n-2; 当链表的首节点等于尾节点时， 将该链表的链表空标志 设置为空。

8、 如权利要求 6所述的系统， 其中， 所述 n条链表中每个链表中每个 组块包含的区块个数相同。

9、 如权利要求 6所述的系统， 其中， 所述 n条链表的组块中， 同一组 块内相邻区块的偏移地址相差 1 , 每个组块的首个区块的偏移地址为 0;

所述报文出队管理模块是设置为： 在使用该组块中区块的基地址得到该 组块所在链表中下一组块的基地址时， 使用该组块中首个区块的基地址得到 该组块所在链表中下一组块的基地址。

10、 如权利要求 6所述的系统，其中， 所述报文入队管理模块是设置为 按如下方式建立 n条链表：

根据报文长度申请可用的组块， 将第一个申请的组块分给 0号链表， 第 二个申请的组块分给 1号链表， 依此类推， 将第 n个申请的组块分给 n-1号 链表， 如果报文未结束， 将第 n+1个申请的组块分给 0号链表， 将第 n+2个 申请的组块分给 1号链表， 依此类推， 直到报文结束； 申请的组块数目由入 队报文的总大小决定；每个链表的第一个组块的首个区块为该链表的首节点， 每个链表的最后一个组块中使用的最后一个区块为该链表的尾节点。