專利名稱：一種使信元流量實(shí)現(xiàn)最小抖動(dòng)的加權(quán)輪詢方法
技術(shù)領(lǐng)域：
本發(fā)明涉及一種使信元流量實(shí)現(xiàn)最小抖動(dòng)的加權(quán)輪詢方法，確切地說，涉及一種在使用傳統(tǒng)加權(quán)輪詢算法時(shí)，信元在短時(shí)間上的抖動(dòng)過大，以及在使用專用集成電路ASIC或現(xiàn)場(chǎng)可編程門陣列FPGA器件實(shí)現(xiàn)時(shí)，邏輯規(guī)模太大的問題得到較好解決的加權(quán)輪詢方法，屬于異步轉(zhuǎn)移模式和其他業(yè)務(wù)的恒定比特率CBR業(yè)務(wù)的信元流量調(diào)度控制技術(shù)領(lǐng)域。
背景技術(shù)：
加權(quán)輪詢(WRR)算法主要應(yīng)用在ATM和其他業(yè)務(wù)的CBR業(yè)務(wù)的流量調(diào)度上?，F(xiàn)在，對(duì)于控制信元流量的傳統(tǒng)加權(quán)輪詢算法一般采用下述實(shí)現(xiàn)方法為了計(jì)算和比較時(shí)標(biāo)，每條隊(duì)列分配一個(gè)16位的時(shí)標(biāo)計(jì)數(shù)器，初始值為0x0000，這里確定時(shí)標(biāo)為16位是為了減少寄存器的數(shù)量，加快比較速度；另一個(gè)關(guān)鍵參數(shù)-16位的發(fā)送時(shí)間間隔參數(shù)則存儲(chǔ)在寄存器參數(shù)表中，該參數(shù)是根據(jù)隊(duì)列的預(yù)約帶寬和權(quán)值計(jì)算得到的，隊(duì)列的權(quán)值和信元時(shí)間間隔參數(shù)需要CPU進(jìn)行配置，在執(zhí)行配置時(shí)寫入寄存器。采用16位的時(shí)間間隔參數(shù)，分辨率為622M/64K＝9.8K；權(quán)值的計(jì)算公式為WEIGHT＝|R/9.8K|，式中R為每條隊(duì)列的預(yù)約速率。
每次通過輪詢選取隊(duì)列，找到一個(gè)隊(duì)列后，先檢查該隊(duì)列時(shí)標(biāo)計(jì)數(shù)器的值是否符合發(fā)送條件隊(duì)列[n]Counter＜隊(duì)列[m]Counter？如果符合條件，就發(fā)送該隊(duì)列的一個(gè)信元，并把該隊(duì)列的計(jì)數(shù)器加上本隊(duì)列的時(shí)間間隔值，再輪詢進(jìn)行下一次運(yùn)算。否則，就發(fā)送另一個(gè)隊(duì)列的信元，并使其隊(duì)列的計(jì)數(shù)器加上本隊(duì)列的時(shí)間間隔值。如果一條隊(duì)列的計(jì)數(shù)值到達(dá)最大值0xFFFF，就等待另一隊(duì)列的計(jì)算。如果所有計(jì)數(shù)器都到達(dá)或接近最大值0xFFFF時(shí)，同時(shí)把所有的計(jì)數(shù)器清零，重新進(jìn)行計(jì)算。
參見圖1，該圖描述了兩個(gè)隊(duì)列CBR_A和CBR_B分別使用權(quán)值為7和4、信元間隔參數(shù)為4和7進(jìn)行上述傳統(tǒng)加權(quán)輪詢算法的簡(jiǎn)化調(diào)度示意。在這種傳統(tǒng)加權(quán)輪詢算法中，對(duì)于兩個(gè)隊(duì)列需要比較該兩個(gè)時(shí)標(biāo)寄存器的大小，還需要判斷這兩個(gè)寄存器是否接近于0xFFFF，以便對(duì)它們重新進(jìn)行清零處理。對(duì)于多個(gè)隊(duì)列，就需要找出各個(gè)隊(duì)列時(shí)標(biāo)寄存器的最小值來判斷哪個(gè)隊(duì)列滿足發(fā)送條件。
這種傳統(tǒng)加權(quán)輪詢算法能夠保證在較長(zhǎng)的周期中各個(gè)隊(duì)列的帶寬是均勻的。但是，在有多個(gè)隊(duì)列、且各個(gè)隊(duì)列的帶寬相差較大時(shí)，傳統(tǒng)加權(quán)輪詢算法所得到的結(jié)果在短時(shí)上的抖動(dòng)比較大。對(duì)于僅有兩個(gè)隊(duì)列的情況，各個(gè)隊(duì)列短時(shí)流量的抖動(dòng)看起來還不太明顯。如果隊(duì)列數(shù)量較多，短時(shí)抖動(dòng)就非常明顯了。
下面例舉一個(gè)簡(jiǎn)化的有16個(gè)隊(duì)列的情況假設(shè)總帶寬為48M，總共有16個(gè)隊(duì)列業(yè)務(wù)(隊(duì)列序號(hào)小的優(yōu)先級(jí)高)，各個(gè)隊(duì)列中需要的最小帶寬為1M。該簡(jiǎn)化的16個(gè)隊(duì)列所需要的帶寬分配如下表所示

如果采用傳統(tǒng)加權(quán)算法進(jìn)行隊(duì)列調(diào)度，得到的48個(gè)調(diào)度的順序如下表所示


參見圖2所示的其中編號(hào)為CBR_0和CBR_1的隊(duì)列發(fā)送時(shí)隙在時(shí)間軸上的一段局部分布狀況，從圖2可以清楚地看出編號(hào)為CBR_0和CBR_1的隊(duì)列速率在短時(shí)上的抖動(dòng)相當(dāng)大。
因此，傳統(tǒng)加權(quán)輪詢算法的缺點(diǎn)主要是流量的短時(shí)抖動(dòng)比較大，對(duì)于有一些對(duì)短時(shí)抖動(dòng)要求較高的應(yīng)用就不甚合適。同時(shí)使用這種傳統(tǒng)技術(shù)實(shí)現(xiàn)時(shí)，需要通過多次比較才能得到一個(gè)最小值結(jié)果。在使用邏輯器件實(shí)現(xiàn)的時(shí)候，需要的資源很大；如果使用CPU進(jìn)行計(jì)算，則速度很慢。

發(fā)明內(nèi)容
本發(fā)明的目的是提供一種使信元流量實(shí)現(xiàn)最小抖動(dòng)的加權(quán)輪詢方法，以解決現(xiàn)有技術(shù)存在的短時(shí)抖動(dòng)過大，以及在使用ASIC或FPGA器件實(shí)現(xiàn)時(shí)邏輯規(guī)模太大的問題。
本發(fā)明的目的是這樣實(shí)現(xiàn)的一種使信元流量實(shí)現(xiàn)最小抖動(dòng)的加權(quán)輪詢方法，其特征在于該方法包括下列三個(gè)步驟A、對(duì)各個(gè)信元隊(duì)列進(jìn)行編號(hào)；B、配置一個(gè)將各個(gè)隊(duì)列的編號(hào)均勻分布的查找表；C、按照查找表的順序發(fā)送各個(gè)隊(duì)列的信元，從而實(shí)現(xiàn)隊(duì)列的流量調(diào)度。
所述的步驟A中，對(duì)各個(gè)信元隊(duì)列進(jìn)行編號(hào)之前，進(jìn)一步包括下列步驟A1、確定需要實(shí)現(xiàn)的各個(gè)隊(duì)列的最小流量或流量控制的最小步進(jìn)；A2、確定傳輸信道上可供使用的總帶寬；A3、根據(jù)上述最小流量和傳輸信道上可供使用的總帶寬，得到所需要的查找表的長(zhǎng)度L∶L＝總帶寬/最小流量。
所述的步驟A3中，所需要的查找表是存儲(chǔ)該配置數(shù)據(jù)的RAM存儲(chǔ)器。
所述的查找表的長(zhǎng)度是RAM存儲(chǔ)器的存儲(chǔ)深度，即存儲(chǔ)器的存儲(chǔ)空間。
所述的步驟A3中，根據(jù)計(jì)算公式L＝總帶寬/最小流量得到的所需要的查找表的長(zhǎng)度L可以只取整數(shù)部分，以使該查找表的長(zhǎng)度最短；也可以對(duì)查找表的長(zhǎng)度L的計(jì)算結(jié)果精確到小數(shù)點(diǎn)后的若干位，即加大查找表的長(zhǎng)度，使各個(gè)隊(duì)列的流量得到更精確的控制。
所述的步驟B中，配置一個(gè)將各個(gè)隊(duì)列的編號(hào)均勻分布的查找表是采用偽隨機(jī)交織的方法。
所述的步驟B中，在查找表中均勻分布配置各個(gè)隊(duì)列的編號(hào)時(shí)，其配置結(jié)果應(yīng)該滿足下述三個(gè)條件各個(gè)隊(duì)列編號(hào)出現(xiàn)的次數(shù)與其配置的帶寬成正比，表示各個(gè)隊(duì)列的編號(hào)均勻分布在RAM存儲(chǔ)器空間上，以及如果將生成的查找表展開，在整個(gè)查找表中的任何一個(gè)節(jié)距上，各個(gè)隊(duì)列編號(hào)出現(xiàn)的次數(shù)與其在查找表內(nèi)相應(yīng)位置的個(gè)數(shù)的誤差不超過1個(gè)。
所述的步驟C中，按照查找表的順序發(fā)送各個(gè)隊(duì)列的信元，進(jìn)一步包括下列步驟C1、根據(jù)上述配置的查找表順序，確定發(fā)送的隊(duì)列編號(hào)，同時(shí)發(fā)送該隊(duì)列的一個(gè)信元；C2、在每次發(fā)送一個(gè)信元之后，將查找表的地址加1，再讀出查找表內(nèi)該新地址的數(shù)據(jù)，即確定下一個(gè)發(fā)送的隊(duì)列編號(hào)，接著發(fā)送該隊(duì)列的一個(gè)信元；C3、循環(huán)進(jìn)行上述步驟C2的操作，直至所有隊(duì)列的信元全部發(fā)送完畢。
對(duì)于SDH/SONET承載包或POS/SPI系統(tǒng)包接口上的變長(zhǎng)報(bào)文，先將其切割成定長(zhǎng)的信元，再執(zhí)行所述的各個(gè)步驟，可實(shí)現(xiàn)變長(zhǎng)報(bào)文的流量調(diào)度。
本發(fā)明是一種使信元流量實(shí)現(xiàn)最小抖動(dòng)的加權(quán)輪詢方法，該方法的技術(shù)關(guān)鍵是采用一個(gè)將各個(gè)隊(duì)列的編號(hào)均勻分布的查找表，來實(shí)現(xiàn)隊(duì)列的流量調(diào)度。本發(fā)明的優(yōu)點(diǎn)是實(shí)現(xiàn)簡(jiǎn)單，解決了傳統(tǒng)加權(quán)輪詢算法的缺陷，在實(shí)現(xiàn)時(shí)，無須比較各個(gè)隊(duì)列的時(shí)標(biāo)寄存器，可以大大減小實(shí)現(xiàn)加權(quán)輪詢算法的難度和復(fù)雜度，在使用ASIC或FPGA實(shí)現(xiàn)本發(fā)明的時(shí)候，極大地減小了邏輯器件實(shí)現(xiàn)的規(guī)模和難度；同時(shí)極大地減小了傳統(tǒng)加權(quán)輪詢算法引起的短時(shí)流量的抖動(dòng)，使短時(shí)抖動(dòng)減小到最低程度。另外，由于本發(fā)明只進(jìn)行查表，如果使用CPU進(jìn)行計(jì)算，其速度很快，遠(yuǎn)遠(yuǎn)高于現(xiàn)有的加權(quán)輪詢算法的速度。本發(fā)明還可以在SDH/SONET承載包或系統(tǒng)包(POS/SPI，Packet Over SDH/SONET/System PacketInterface)接口上實(shí)現(xiàn)變長(zhǎng)報(bào)文的流量調(diào)度，即先將變長(zhǎng)報(bào)文切割成定長(zhǎng)的信元，然后應(yīng)用本發(fā)明方法進(jìn)行調(diào)度。


圖1是傳統(tǒng)加權(quán)輪詢算法的簡(jiǎn)化調(diào)度示意圖。
圖2是用圖1所示的傳統(tǒng)加權(quán)輪詢算法的實(shí)施例中編號(hào)為CBR_0和CBR_1的隊(duì)列速率在短時(shí)上抖動(dòng)很大的情況示意圖。
圖3是本發(fā)明使信元流量實(shí)現(xiàn)最小抖動(dòng)的加權(quán)輪詢方法的流程圖。
圖4是采用本發(fā)明的實(shí)施例中編號(hào)為CBR_0和CBR_1的兩個(gè)隊(duì)列在短時(shí)上的速率抖動(dòng)明顯減少的情況示意圖。
具體實(shí)施例方式
本發(fā)明是一種使信元流量實(shí)現(xiàn)最小抖動(dòng)的加權(quán)輪詢方法，該方法是先對(duì)各個(gè)信元隊(duì)列進(jìn)行編號(hào)，再配置一個(gè)將各個(gè)隊(duì)列的編號(hào)均勻分布的查找表，并按照查找表的順序發(fā)送各個(gè)隊(duì)列的信元，從而實(shí)現(xiàn)隊(duì)列的流量調(diào)度。
參見圖3，該方法包括下列具體步驟(1)確定需要實(shí)現(xiàn)的各個(gè)隊(duì)列的最小流量或流量控制的最小步進(jìn)(Bwsmin)；例如64K。
(2)確定傳輸信道上可供使用的總帶寬(Bwtmax)；例如一條光纖的帶寬，或者是系統(tǒng)分配的一條傳輸信道的帶寬622M。
(3)根據(jù)上述最小流量和傳輸信道上可供使用的總帶寬，得到所需要的查找表的長(zhǎng)度L∶L＝總帶寬(Bwtmax)/最小流量(Bwsmin)，也就是RAM存儲(chǔ)器的深度(即地址空間)為622M/64K＝9800，為了減小RAM空間，可以對(duì)其結(jié)果L只取整數(shù)部分。
(4)將各個(gè)恒定比特率CBR業(yè)務(wù)逐一編號(hào)，假如有4096個(gè)隊(duì)列，則可將隊(duì)列編號(hào)為0～4095；再采用偽隨機(jī)交織的方法在可供使用的總帶寬空間里均勻分布配置編號(hào)的各個(gè)隊(duì)列，即將各個(gè)隊(duì)列編號(hào)0～4095在9800地址空間內(nèi)均勻分布配置，并將這些配置數(shù)據(jù)存入查找表中；且配置結(jié)果應(yīng)該符合下列條件A、各個(gè)隊(duì)列編號(hào)出現(xiàn)的次數(shù)與其配置的帶寬成正比。如配置第0個(gè)CBR業(yè)務(wù)地帶寬為128K，那么隊(duì)列0在查找表(即RAM)中出現(xiàn)的次數(shù)應(yīng)為2次。B、表示各個(gè)隊(duì)列的編號(hào)應(yīng)在RAM空間上均勻分配。C、在整個(gè)查找表9800地址中的任何一個(gè)節(jié)距上，各個(gè)隊(duì)列編號(hào)出現(xiàn)的次數(shù)與其在查找表內(nèi)相應(yīng)位置的個(gè)數(shù)一致，其誤差不超過1個(gè)。
(5)根據(jù)上述配置的查找表順序，確定發(fā)送的隊(duì)列編號(hào)，同時(shí)發(fā)送該隊(duì)列的一個(gè)信元；(6)在每次發(fā)送一個(gè)信元之后，將查找表的地址加1，再讀出查找表內(nèi)該新地址的數(shù)據(jù)，即確定下一個(gè)發(fā)送的隊(duì)列編號(hào)，接著發(fā)送該隊(duì)列的一個(gè)信元；(7)循環(huán)進(jìn)行上述步驟(6)的操作，直至所有隊(duì)列的信元全部發(fā)送完畢。
下面采用背景技術(shù)中的同一個(gè)實(shí)施例進(jìn)一步具體說明之。假設(shè)總帶寬為48M，總共有16個(gè)隊(duì)列業(yè)務(wù)(隊(duì)列序號(hào)小的優(yōu)先級(jí)高)，各個(gè)隊(duì)列中需要的最小帶寬為1M。該簡(jiǎn)化的16個(gè)隊(duì)列所需要的帶寬分配如下表所示

采用本發(fā)明所述步驟中(1)～(5)的辦法得到用于隊(duì)列調(diào)度的查找表，它是一個(gè)4×48的RAM，RAM內(nèi)的數(shù)據(jù)見下表

這個(gè)查找表與隊(duì)列調(diào)度的順序是一致的，也就是說，應(yīng)該按照該查找表的順序發(fā)送隊(duì)列。
根據(jù)上述查找表，對(duì)于編號(hào)為CBR_0和CBR_1的隊(duì)列發(fā)送時(shí)隙在時(shí)間軸上的分布則如圖4所示。從圖4中可以明顯看到，采用本發(fā)明后，CBR_0和CBRCBR_1隊(duì)列在短時(shí)上的速率抖動(dòng)顯著減小，各個(gè)隊(duì)列的信元均勻發(fā)送的好處是顯而易見的。同時(shí)本發(fā)明是采用查表的辦法省略了比較時(shí)標(biāo)的程序，大大減少了用ASIC和FPGA器件實(shí)現(xiàn)的難度和規(guī)模。
本發(fā)明的方法已經(jīng)在申請(qǐng)人研制的設(shè)備上進(jìn)行試驗(yàn)實(shí)施，實(shí)施的結(jié)果是成功的，實(shí)現(xiàn)了發(fā)明目的。
權(quán)利要求
1.一種使信元流量實(shí)現(xiàn)最小抖動(dòng)的加權(quán)輪詢方法，其特征在于該方法包括下列三個(gè)步驟A、對(duì)各個(gè)信元隊(duì)列進(jìn)行編號(hào)；B、配置一個(gè)將各個(gè)隊(duì)列的編號(hào)均勻分布的查找表；C、按照查找表的順序發(fā)送各個(gè)隊(duì)列的信元，從而實(shí)現(xiàn)隊(duì)列的流量調(diào)度。
2.根據(jù)權(quán)利要求1所述的加權(quán)輪詢方法，其特征在于所述的步驟A中，對(duì)各個(gè)信元隊(duì)列進(jìn)行編號(hào)之前，進(jìn)一步包括下列步驟A1、確定需要實(shí)現(xiàn)的各個(gè)隊(duì)列的最小流量或流量控制的最小步進(jìn)；A2、確定傳輸信道上可供使用的總帶寬；A3、根據(jù)上述最小流量和傳輸信道上可供使用的總帶寬，得到所需要的查找表的長(zhǎng)度L∶L＝總帶寬/最小流量。
3.根據(jù)權(quán)利要求2所述的加權(quán)輪詢方法，其特征在于所述的步驟A3中，所需要的查找表是存儲(chǔ)該配置數(shù)據(jù)的RAM存儲(chǔ)器。
4.根據(jù)權(quán)利要求2或3所述的加權(quán)輪詢方法，其特征在于所述的查找表的長(zhǎng)度是RAM存儲(chǔ)器的存儲(chǔ)深度，即存儲(chǔ)器的存儲(chǔ)空間。
5.根據(jù)權(quán)利要求2所述的加權(quán)輪詢方法，其特征在于所述的步驟A3中，根據(jù)計(jì)算公式L＝總帶寬/最小流量得到的所需要的查找表的長(zhǎng)度L可以只取整數(shù)部分，以使該查找表的長(zhǎng)度最短；也可以對(duì)查找表的長(zhǎng)度L的計(jì)算結(jié)果精確到小數(shù)點(diǎn)后的若干位，即加大查找表的長(zhǎng)度，使各個(gè)隊(duì)列的流量得到更精確的控制。
6.根據(jù)權(quán)利要求1所述的加權(quán)輪詢方法，其特征在于所述的步驟B中，配置一個(gè)將各個(gè)隊(duì)列的編號(hào)均勻分布的查找表是采用偽隨機(jī)交織的方法。
7.根據(jù)權(quán)利要求1或6所述的加權(quán)輪詢方法，其特征在于所述的步驟B中，在查找表中均勻分布配置各個(gè)隊(duì)列的編號(hào)時(shí)，其配置結(jié)果應(yīng)該滿足下述三個(gè)條件各個(gè)隊(duì)列編號(hào)出現(xiàn)的次數(shù)與其配置的帶寬成正比，表示各個(gè)隊(duì)列的編號(hào)均勻分布在RAM存儲(chǔ)器空間上，以及如果將生成的查找表展開，在整個(gè)查找表中的任何一個(gè)節(jié)距上，各個(gè)隊(duì)列編號(hào)出現(xiàn)的次數(shù)與其在查找表內(nèi)相應(yīng)位置的個(gè)數(shù)的誤差不超過1個(gè)。
8.根據(jù)權(quán)利要求1所述的加權(quán)輪詢方法，其特征在于所述的步驟C中，按照查找表的順序發(fā)送各個(gè)隊(duì)列的信元，進(jìn)一步包括下列步驟C1、根據(jù)上述配置的查找表順序，確定發(fā)送的隊(duì)列編號(hào)，同時(shí)發(fā)送該隊(duì)列的一個(gè)信元；C2、在每次發(fā)送一個(gè)信元之后，將查找表的地址加1，再讀出查找表內(nèi)該新地址的數(shù)據(jù)，即確定下一個(gè)發(fā)送的隊(duì)列編號(hào)，接著發(fā)送該隊(duì)列的一個(gè)信元；C3、循環(huán)進(jìn)行上述步驟C2的操作，直至所有隊(duì)列的信元全部發(fā)送完畢。
9.根據(jù)權(quán)利要求1或2所述的加權(quán)輪詢方法，其特征在于對(duì)于SDH/SONET承載包或POS/SPI系統(tǒng)包接口上的變長(zhǎng)報(bào)文，先將其切割成定長(zhǎng)的信元，再執(zhí)行所述的各個(gè)步驟，可實(shí)現(xiàn)變長(zhǎng)報(bào)文的流量調(diào)度。
全文摘要
一種使信元流量實(shí)現(xiàn)最小抖動(dòng)的加權(quán)輪詢方法，該方法是先對(duì)各個(gè)信元隊(duì)列進(jìn)行編號(hào)，再配置一個(gè)將各個(gè)隊(duì)列的編號(hào)均勻分布的查找表，并按照查找表的順序發(fā)送各個(gè)隊(duì)列的信元，從而實(shí)現(xiàn)隊(duì)列的流量調(diào)度。本發(fā)明的優(yōu)點(diǎn)是實(shí)現(xiàn)簡(jiǎn)單，解決了傳統(tǒng)加權(quán)輪詢算法的缺陷，在實(shí)現(xiàn)時(shí)，無須比較各個(gè)隊(duì)列的時(shí)標(biāo)寄存器，可以大大減小實(shí)現(xiàn)加權(quán)輪詢算法的難度和復(fù)雜度，在使用ASIC或FPGA實(shí)現(xiàn)本發(fā)明的時(shí)候，極大地減小了邏輯器件實(shí)現(xiàn)的規(guī)模和難度；同時(shí)極大地減小了傳統(tǒng)加權(quán)輪詢算法引起的短時(shí)流量的抖動(dòng)，使短時(shí)抖動(dòng)減小到最低程度。另外，由于本發(fā)明只進(jìn)行查表，如果使用CPU進(jìn)行計(jì)算，其速度很快，遠(yuǎn)遠(yuǎn)高于現(xiàn)有的加權(quán)輪詢算法的速度。
文檔編號(hào)H04Q3/00GK1507212SQ0215533
公開日2004年6月23日 申請(qǐng)日期2002年12月10日 優(yōu)先權(quán)日2002年12月10日
發(fā)明者胡正超 申請(qǐng)人:華為技術(shù)有限公司