專利名稱：一種支持多優(yōu)先級的高速Crossbar調(diào)度策略的制作方法
技術(shù)領(lǐng)域：
本發(fā)明涉及一種支持多優(yōu)先級的高速crossbar調(diào)度策略，主要適用于高速、多端口、大容量的IP路由器/交換機，并能提供服務質(zhì)量(QoS)保證。
背景技術(shù)：
IP路由器/交換機是因特網(wǎng)中重要的網(wǎng)絡互聯(lián)設備，隨著Internet規(guī)模和容量的飛速增長，以及多業(yè)務的發(fā)展，要求路由器不僅支持多端口、高速鏈路速率、具備大容量的處理能力，還要能提供一定的QoS保證，具體表現(xiàn)在滿足吞吐量、帶寬、時延等方面的不同需求。在路由器中，交換網(wǎng)絡用于建立輸入與輸出端之間的數(shù)據(jù)通路，負責數(shù)據(jù)的轉(zhuǎn)發(fā)，是制約路由器端口速度和容量的關(guān)鍵因素。
傳統(tǒng)的中、低速路由器大多采用輸出排隊的交換網(wǎng)絡(包括共享緩存)，它們雖然具有良好的QoS性能，但是要求交換網(wǎng)絡的速率是鏈路速率的N(N指輸入端口數(shù)目)倍，而在因特網(wǎng)干線中鏈路速率往往很高(如OC-192、10GE)，交換網(wǎng)絡難以達到數(shù)十Gbps的速率，造成系統(tǒng)可擴展性差，已無法滿足Internet日益發(fā)展的需求。
基于輸入排隊的crossbar是一種快速的定長交換網(wǎng)絡，只要求交換網(wǎng)絡的速率與鏈路速率相同，并且crossbar具有簡單易實現(xiàn)、無阻塞等優(yōu)點，被廣泛應用于高速路由器/交換機的設計中[1][2][3]。在這種交換網(wǎng)絡結(jié)構(gòu)中，分組只在輸入端存儲，經(jīng)過調(diào)度通過crossbar輸出，因此，輸入端排隊策略和crossbar調(diào)度算法是影響系統(tǒng)吞吐量、時延等性能的關(guān)鍵因素，也是高速路由器/交換機設計時必須解決的兩個問題。對于前者，經(jīng)過前人的研究，輸入隊列為了避免由于HOL阻塞(head of line blocking)而帶來的交換網(wǎng)絡吞吐量下降的問題[4]，一般采用虛擬輸出排隊技術(shù)(VOQvirtual output queueing)來消除HOL阻塞，即每個輸入端為每一個輸出端維護一個單獨的FIFO(first in first out)隊列[5]。為了支持多優(yōu)先級，每個輸入端為每一個輸出端的每一個優(yōu)先級維護一個單獨的FIFO隊列。我們統(tǒng)稱之為VOQ隊列。
對于另一個問題——crossbar調(diào)度算法，通常被描述為圖論中的二部圖匹配問題，即解決輸入/輸出端競爭，避免信元的發(fā)送和接收沖突。為了實現(xiàn)高速交換和控制上的方便，crossbar處理的數(shù)據(jù)單元為固定長度的信元，一個信元通常取64字節(jié)長度，crossbar交換一個信元的時間間隔稱為一個時隙。調(diào)度算法每個時隙執(zhí)行一次，執(zhí)行結(jié)果控制crossbar交叉點的閉合，建立輸入與輸出端的連接，輸入隊列中的信元通過這些連接被發(fā)送到相應的輸出端。多優(yōu)先級調(diào)度是一種簡單有效的QoS保證機制。支持多優(yōu)先級的crossbar調(diào)度算法必須同時滿足如下三個條件(a)在一個時隙內(nèi)每個輸入端至多發(fā)送一個信元；(b)在一個時隙內(nèi)每個輸出端至多接收一個信元；(c)一個隊列的隊頭信元只有當所有比它優(yōu)先級高的隊列為空時才能被調(diào)度。滿足條件(a)是為了解決輸入端競爭，避免發(fā)送沖突；滿足條件(b)是為了解決輸出端競爭，避免接收沖突；滿足條件(c)是為了保證優(yōu)先級調(diào)度規(guī)則。
根據(jù)當前的研究和使用情況，支持多優(yōu)先級的crossbar調(diào)度算法有p-iSLIP[5]和OSP[6]。前者被應用于Cisco12000系列路由器(最多支持32個OC-192接口)，后者被應用于我國大唐電信的“銀河玉衡”系列路由器(最多支持16個OC-48接口)。這兩種算法都存在控制信息量大、可擴展性差的缺點，這就限制了它們在高速、多端口、大容量路由器中的應用，特別是OSP算法收斂時間長，更加難以滿足高速crossbar調(diào)度需要。p-iSLIP和OSP都采用迭代策略，每次執(zhí)行過程包含多次迭代，每次迭代包含“請求-許可-接受”三個階段。以p-iSLIP為例簡單介紹“請求-許可-接受”的運行過程Phase1請求。每個輸入端i選擇出每個VOQj中最高優(yōu)先級的非空子隊列，向輸出端j發(fā)送請求，請求中攜帶優(yōu)先級信息。
Phase2許可。如果輸出端j接收到多個請求，那么首先找出所有最高優(yōu)先級的請求，然后根據(jù)round-robin規(guī)則從中選擇一個，并向發(fā)出該請求的輸入端發(fā)送許可信號。
Phase3接受。如果輸入端i接收到多個許可，那么首先找出所有最高優(yōu)先級的許可，然后根據(jù)round-robin規(guī)則從中選擇一個，并向發(fā)出該許可的輸出端發(fā)送接受信號，這樣就建立一個連接。
對于一個支持P個優(yōu)先級的NxN的crossbar，表1比較了p-iSLIP和OSP算法，其中控制信息量指在一次迭代中，一個輸入端與調(diào)度器之間交換的信息量。

表1 p-iSLIP和OSP算法的比較考慮一個支持8個優(yōu)先級的64x64交換網(wǎng)絡，所有端口速率相同，均為10Gbps。一個64字節(jié)長度的信元傳輸時間為51.2ns，也就是說，調(diào)度器一次執(zhí)行過程必須限定在51.2ns內(nèi)完成。根據(jù)表1，每次迭代，p-iSLIP和OSP共有262bit的控制信息，這些信息的傳輸將限制p-iSLIP和OSP的擴展并且可能降低其時延性能。根據(jù)目前的技術(shù)，串行電子電路很難達到10Gpbs，即使這樣，這些控制信息的傳輸也需要26.2ns的時間，實際上允許調(diào)度器真正執(zhí)行的時間只有51.2-26.2＝25ns。這些時間無法滿足下一次迭代的需要，這將導致時延性能的下降。另外，OSP收斂需要N次迭代，更加限制它在多端口路由器中的應用。隨著端口數(shù)目、優(yōu)先級數(shù)目的增多以及端口速率的提高，這些情況更加惡化。
隨著路由器技術(shù)的發(fā)展，下一代高速路由器逐漸將交換單元(調(diào)度器和crossbar)與輸入/輸出接口卡分別放置于不同機架，并使用光交換結(jié)構(gòu)代替電子crossbar，以支持幾十甚至上百個高速端口[7][8]。上述算法由于控制信息量大，傳輸時間長，造成調(diào)度器在規(guī)定的時間內(nèi)無法及時地完成調(diào)度，導致交換網(wǎng)絡吞吐量和信元時延性能下降，不能適應路由器的發(fā)展趨勢。

發(fā)明內(nèi)容
為了克服上述問題，本發(fā)明提供一種新的支持多優(yōu)先級調(diào)度策略——p-iDRR(prioritized iterative Dual Round-Robin)。p-iDRR每次執(zhí)行過程也包含多次迭代，但每次迭代只包含“請求-許可”兩個階段。在“請求”階段，每個輸入端最多發(fā)送一個請求，控制信息量為(logN+logP)bit；在“許可”階段，每個輸出端至多發(fā)送一個許可，控制信息量僅lbit。仍以上述例子說明，p-iDRR每次迭代的控制信息量只有10bit，傳輸時間為1ns。p-iDRR采用“請求-許可”兩個運行階段，一方面簡化了硬件實現(xiàn)，提高了運行速度，另一方面大大降低了控制信息傳輸時延，可以滿足高速、多端口、大容量路由器的調(diào)度需要。與同類算法相比，該算法具有與p-iSLIP、OSP幾乎相同的性能，但硬件實現(xiàn)更加簡單；另外，算法收斂速度比OSP快，克服了它們在實際應用中的缺陷。
本發(fā)明解決其技術(shù)問題所采用的技術(shù)方案是(1)分組分段和重組不同長度的IP分組在轉(zhuǎn)發(fā)前劃分成固定長度的“信元”，在輸出端重組后再發(fā)送到鏈路上去。
(2)信元排隊信元到達過程是一個離散時間隨機過程，每個輸入端每個時隙至多到達一個信元。輸入隊列采用VOQ排隊技術(shù)，若在時隙n輸入端i到達一個目的端為j，優(yōu)先級為p的信元(0≤i，j≤N-1，0≤p≤P-1)，那么該信元被放入VOQj的第(p+1)個子隊列中。只要隊列中有信元等待發(fā)送，則會產(chǎn)生發(fā)送請求。
(3)p-iDRR調(diào)度算法在p-iDRR算法中，每個輸入/輸出端都有一個round-robin仲裁器，設有P個指針，分別對應于P個優(yōu)先級。p-iDRR采用多次迭代的策略，每次執(zhí)行過程包含logN次迭代，前面迭代中建立連接的輸入/輸出端不參加后面的迭代，后面的迭代不影響前面迭代中已經(jīng)建立的連接。每次執(zhí)行過程開始時所有輸入/輸出端為空閑狀態(tài)。p-iDRR每次迭代只包括兩個步驟Phase1請求。輸入端i的仲裁器有P個請求指針rip(0≤p≤P-1，0≤rip≤N-1)，分別指向當前優(yōu)先選擇的VOQ。如果輸入端i中有發(fā)送請求，首先找出所有最高優(yōu)先級(假設為pi)的請求，然后仲裁器使用指針ripi，根據(jù)round-robin規(guī)則選擇一個VOQ，并且保證相應的輸出端空閑，最后向輸出端仲裁器發(fā)送請求，請求中攜帶優(yōu)先級信息pi。ripi僅在第一次迭代后更新。如果該請求在Phase2中被許可，那么ripi等于被選擇的VOQ端口號加1(mod N)；否則ripi等于被選擇的VOQ端口號，同時將該請求清除。
Phase2許可。輸出端j的仲裁器有P個許可指針gip(0≤p≤P-1，0≤gJP≤N-1)，分別指向當前優(yōu)先選擇的輸入端。如果輸出端j接收到請求，首先找出所有最高優(yōu)先級(假設為pj'=mini(pi))]]>的請求，然后仲裁器使用指針gjpj′，根據(jù)round-robin規(guī)則選擇一個輸入端的請求，并發(fā)送許可信息，從而建立一個連接。gjpj′僅在第一次迭代后更新，等于被選擇的輸入端口號加1(mod N)。
(4)輸出端空閑通知機制在p-iDRR調(diào)度算法中，存在如下性質(zhì)一旦在前面迭代中某個輸出端接收到發(fā)送請求，則該輸出端在后面的迭代中必定是非空閑的。根據(jù)這個性質(zhì)，增加N條控制線，分別對應于N個輸出端，將所有輸入端仲裁器連接在這N條控制線上，一旦某個輸入端有請求發(fā)送到輸出端j，則將控制線j置為高電平，表示該輸出端將處于非空閑狀態(tài)。每次執(zhí)行過程開始時所有控制線置為低電平，表示輸出端空閑。所有輸入端根據(jù)控制線的狀態(tài)判定輸出端是否空閑。利用輸出端空閑通知機制，p-iDRR在“請求”階段中可以簡單確定輸出端是否空閑，并沒有增加輸入端與調(diào)度器之間的控制信息量。


下面結(jié)合附圖和實施例對本發(fā)明進一步說明。
圖1是輸入排隊crossbar交換結(jié)構(gòu)的組成圖；圖2是輸入端排隊策略示意圖；圖3是本發(fā)明方法一實施例的執(zhí)行過程。
具體實施例方式
參考圖1，輸入排隊crossbar交換結(jié)構(gòu)主要由輸入隊列(VOQ)、crossbar、輸入端仲裁器和集中調(diào)度器組成，所有輸入端仲裁器與控制線相連。輸入隊列用于存儲暫時得不到調(diào)度的信元；crossbar用于建立輸入/輸出端的連接，傳輸信元；輸入端仲裁器和集中調(diào)度器共同完成p-iDRR調(diào)度算法，其中集中調(diào)度器主要由輸出端仲裁器組成。當輸入端有分組到達時，首先進行一系列的分組處理，包括查表、報頭更新、分類、分段，然后在輸入隊列中緩沖，等待crossbar調(diào)度。輸入端仲裁器完成p-iDRR中“請求”階段的工作，根據(jù)VOQ和控制線的狀態(tài)信息向調(diào)度器發(fā)送請求調(diào)度器完成“許可”階段的工作，根據(jù)請求信息作出許可。另外，輸入端仲裁器還負責設置控制線的狀態(tài)。所有的輸入/輸出端仲裁器是相互獨立工作的。調(diào)度器的執(zhí)行結(jié)果(輸入/輸出端的連接)配置crossbar，從而建立輸入/輸出端的連接，信元被發(fā)送到輸出端，最后經(jīng)過重組被發(fā)送到輸出鏈路。
圖2所示為輸入端排隊策略，采用了支持多優(yōu)先級的VOQ排隊機制，主要是為了避免單個FIFO帶來的HOL阻塞問題，輸入端為每個輸出端每個優(yōu)先級維護一個單獨的FIFO的隊列。在具體實現(xiàn)時，這些隊列可以用一個單獨的物理存儲器，通過簡單的存儲器管理，劃分成多個邏輯獨立的隊列。對于一個支持P個優(yōu)先級的NxN的crossbar，每個輸入端總共有(N*P)個獨立的FIFO，信元經(jīng)過查表、分類存于不同的FIFO隊列。優(yōu)先級0為最高優(yōu)先級，(P-1)為最低優(yōu)先級。
圖3所示為本發(fā)明方法一實施例的執(zhí)行過程。本實施例展示了在一個支持2個優(yōu)先級的3x3的crossbar中p-iDRR一次迭代的過程，圖中VOQ隊列的一個黑點代表一個信元。初始時控制線均為低電平，各指針的狀態(tài)如圖中所示。在“請求”階段，輸入端0和1仲裁器同時向輸出端0發(fā)送優(yōu)先級為0(高優(yōu)先級)的請求，產(chǎn)生了輸出端競爭。輸出端仲裁器使用g00許可了輸入端1的請求，g00和r10分別更新為(1+1)mod 3＝2和(0+1)mod 3＝1；而輸入端0的請求未得到許可，r00更新為0，同時這個請求會被清除。輸入端0和1仲裁器同時會把控制線0置為高電平。若再進行一次迭代，雖然輸入端0有低優(yōu)先級信元到達輸出端0，并且低優(yōu)先級指針指向VOQ0，但是根據(jù)控制線的狀態(tài)，輸入端0非空閑，輸入端0只會向輸出端1發(fā)出低優(yōu)先級的請求，并得到許可，最終建立連接。由于不是第一次迭代，r11和g11都不會更新。
本領(lǐng)域人員在本發(fā)明方案基礎上，以選取不同參數(shù)(迭代次數(shù)、N、P等)或用于其它交換網(wǎng)絡而做出的其它方案，亦在本發(fā)明保護的范圍之內(nèi)。
參考文獻[1]Nick Mckeown et al.The Tiny TeraA packet switch core.IEEE Micro Magazine，1997，1726-33. Cisco Inc.Cisco 12000 series----Internet Router.Product Overview，http//www.cisco.com，Oct 2001. Partridge C.et al.A 50-Gb/s IP router.IEEE Trans.on Networking，1998，6237-248. M.J.Karol，M.Hluchyj，and S.Morgan.Input versus output queuing on a space-division packet switch.IEEETrans.On Communications，1987，351347-1356. N.Mckeown.Scheduling algorithm for input-queued cell switches.Ph.D.Thesis，UC Berkeley，May 1995. 孫志剛，盧錫城.一種用于區(qū)分服務路由器的crossbar調(diào)度算法.國防科技大學學報，2000，22(6)52～56. 彭來獻，李萬林，田暢，鄭少仁.太比特路由器關(guān)鍵技術(shù)分析.《電信科學》，2002，18(3)11～15. A New architecture for switch and router design，PMC-Sierra，Inc.White paper，1999.
權(quán)利要求
1.一種支持多優(yōu)先級的高速crossbar調(diào)度策略，主要包括排隊策略和crossbar調(diào)度算法，其特征在于(1)、不同長度的IP分組在轉(zhuǎn)發(fā)前劃分成固定長度的“信元”，在輸出端重組后再發(fā)送到鏈路上去；分組只在輸入端存儲，輸入端隊列采用虛擬輸出排隊(VOQvirtual outputqueueing)技術(shù)，為每個輸出端每個優(yōu)先級維護一個獨立的FIFO(first in first out)隊列，若輸入端i到達一個目的端為j，優(yōu)先級為p的信元(0≤i，j≤N-1，0≤p≤P-1)，那么該信元被放入VOQi的第(p+1)個子隊列中；(2)、crossbar調(diào)度算法稱為p-iDRR，在該算法中，每個輸入/輸出端都有一個輪轉(zhuǎn)優(yōu)先級(round-robin)仲裁器，設有P個指針，分別對應于P個優(yōu)先級。p-iDRR每次迭代包括兩個“請求-許可”兩個階段Phase 1請求。輸入端i的仲裁器有P個請求指針rip(0≤p≤P-1，0 ≤rip≤N-1)，分別指向當前優(yōu)先選擇的VOQ。如果輸入端i中有發(fā)送請求，首先找出所有最高優(yōu)先級(假設為pi)的請求，然后仲裁器使用指針ripi，根據(jù)round-robin規(guī)則選擇一個VOQ，并且保證相應的輸出端空閑，最后向輸出端仲裁器發(fā)送請求，請求中攜帶優(yōu)先級信息pi。ripi僅在第一次迭代后更新。如果該請求在Phase2中被許可，那么ripi等于被選擇的VOQ端口號加1(modN)；否則ripi等于被選擇的VOQ端口號，同時將該請求清除。Phase 2許可。輸出端j的仲裁器有P個許可指針gjp(0≤p≤P-1，0≤gjp≤N-1)，分別指向當前優(yōu)先選擇的輸入端。如果輸出端j接收到請求，首先找出所有最高優(yōu)先級(假設為pj′=mini(pi)]]>)的請求，然后仲裁器使用指針gjp′j，根據(jù)round-robin規(guī)則選擇一個輸入端的請求，并發(fā)送許可信息，從而建立一個連接。gjp′j僅在第一次迭代后更新，等于被選擇的輸入端口號加1(modN)。
2.如權(quán)利要求1所述的crossbar調(diào)度策略，其特征在于輸出端空閑通知機制將所有輸入端仲裁器連接于N條控制線，分別對應于N個輸出端，一旦某個輸入端有請求發(fā)送到輸出端j，則將控制線j置為高電平，表示該輸出端將是非空閑狀態(tài)。
3.如權(quán)利要求1所述的crossbar調(diào)度策略，其特征在于采用多次迭代的策略，每次執(zhí)行過程包含logN次(N為輸入端口數(shù))迭代，前面迭代中建立連接的輸入/輸出端不參加后面的迭代，后面的迭代不影響前面迭代中已經(jīng)建立的連接；每次執(zhí)行過程開始時所有輸入/輸出端為空閑狀態(tài)。
4.如權(quán)利要求1所述的crossbar調(diào)度策略，其特征在于每次迭代包括“請求一許可”兩個階段，在“請求”階段，每個輸入端至多發(fā)送一個請求，控制信息量為(logN+logP)bit；在“許可”階段，每個輸出端至多發(fā)送一個許可，控制信息量僅1bit。
5.如權(quán)利要求1所述的crossbar調(diào)度策略，其特征在于crossbar交換的信元大小為64字節(jié)，端口速率為10Gbps。
全文摘要
本發(fā)明公開了一種支持多優(yōu)先級的高速crossbar調(diào)度策略，主要包括排隊策略和crossbar調(diào)度算法，其方法是，分組只在輸入端存儲，將到達的分組劃分成固定長度的信元放入不同優(yōu)先級的隊列中；每個輸入/輸出端都有一個輪轉(zhuǎn)優(yōu)先級仲裁器，調(diào)度算法由這些仲裁器協(xié)同執(zhí)行，分為“請求”和“許可”兩個階段，輸入端仲裁器首先從該輸入端多個發(fā)送請求中選擇一個發(fā)送到相應的輸出端仲裁器，然后輸出端仲裁從接收的請求中選擇一個進行許可，從而建立輸入/輸出端連接，最后根據(jù)連接信息配置crossbar，調(diào)度輸出信元；該調(diào)度策略簡單、高效、硬件易實現(xiàn)，適用于高速路由器/交換機，并能提供服務質(zhì)量保證。
文檔編號H04Q3/00GK1604537SQ03158390
公開日2005年4月6日 申請日期2003年9月29日 優(yōu)先權(quán)日2003年9月29日
發(fā)明者彭來獻, 田暢 申請人:中國人民解放軍理工大學通信工程學院