（计算机软件与理论专业论文）一种新型光突发交换资源预留机制的仿真研究.pdf

摘要 光突发交换( o b s ) 是近年来出现的一种很有前途的新型光交换技术。我们 针对o b s 网络的资源竞争问题，提出了一种旨在减少网络资源竞争冲突的新型资 源预留机制区分型资源预留机制( d r r ) 。该机制在已有o b s 资源预留机制 的基础上，将边缘节点突发组装算法与核心节点资源预留机制相结合，通过引入 “突发流”的概念，改变了资源预留的基本单位；同时在核心结点采用“搭载请 求”技术，使得对单个突发和“突发流”可以采用不同的资源预留方式。仿真结 果表明，相对于已有的资源预留机制，d r r 机制既可以明显改善o b s 网络的丢 失性能，也可以在一定程度上提高嚼络带宽的利用率。 本文首先对光突发交换技术进行了介绍，指出现阶段存在的不足之处。在此 基础上，提出d r r 机制并对其进行了详细的介绍。然后描述了基于o p n e t m o d e l e r 仿真软件建立的d r r 机制网络仿真平台。最后给出在此平台下对d r r 机制进行仿真的结果，并据此结果对d r r 机制的性能进行了分析。 关键词：光突发交换资源预留机制仿真分析 a b s t r a c t o p t i c a lb u r s ts w i t c h i n g ( o b s ) ，p r o p o s e di n r e c e n ty e a r s ，i san e wp r o m i s i n g o p t i c a ls w i t c h i n g t e c h n o l o g y a n e wn e t w o r kr e s o u r c er e s e r v a t i o nm e c h a n i s m ， d i f f e r e n t i a t e dr e s o u r c er e s e r v a t i o n ( d r r ) ，f o ro b si sp r o p o s e db yu s b a s e do n c u r r e n tr e s e r v a t i o nm e c h a n i s m si no b s ，b yc o m b i n i n gt h eb u r s ta s s e m b l ya l g o r i t h mi n e d g en o d e sw i t h t h er e s o u r c er e s e r v a t i o ns c h e m ei nc o r en o d e sa n db yi n t r o d u c i n gt h e c o n c e p to f b u r s tf l o w ”，d r rc h a n g e st h e e s s e n t i a lu n i t so fr e s o u r c er e s e r v a t i o n m o r e o v e r , b yt h eu s eo f p i g g y b a c kr e q u e s t ”t e c h n i q u e si nc o r en o d e s ，d i f f e r e n t i a t e d t y p eo f r e s o u r c er e s e r v a t i o na r ep r e s e n t e df o rp e rb u r s ta n dp e r “f l o w ”i nc o r en o d e s i t i ss h o w n b y t h es i m u l a t i o nr e s u l t st h a td r rc a ni m p r o v et h ep e r f o r m a n c eo fb u r s tl o s s a n di n c r e a s et h eu t i l i z a t i o no ft h eb a n d w i d t hi no b sn e t w o r k s b e a e rt h a nc u r r e n t r e s e r v a t i o nm e c h a n i s m s i nt h i s t h e s i s ，t h eo b st e c h n o l o g y i so v e r v i e w e d f i r s t l y ，“t h t h e p r e s e n t s h o r t c o m i n g sp o i n t e do u t t h e nt h ed r r m e c h a n i s mi s p r o p o s e da n di n t r o d u c e di n d e t a i l as i m u l a t i o nn e t w o r km o d e le s t a b l i s h e do nt h eo p n e tm o d e l e rt os i m u l a t et h e d r rm e c h a n i s mi s a l s o d e s c r i b e d f i n a l l y t h es i m u l a t i o nr e s u l t sm a d eo nt h i s s i m u l a t i o nm o d e la r eg i v e na n da n a l y s e so ft h ep e r f o r m a n c eo fd r rm e c h a n i s ma r c m a d e k e y w o r d ：o b s r e s o u r c er e s e r v a t i o ns i m u l a t i o na n a l y s i s 创新性声明 本人声明所呈交的论文是我个人在导师指导下进行的研究工作及取得的研 究成果。尽我所知，除了文中特别加以标注和致谢中所罗列的内容以外，论文中 不包含其他人已经发表或撰写过的研究成果；也不包含为获得西安电子科技大学 或其它教育机构的学位或证书而使用过的材料。与我一同工作的同志对本研究所 做的任何贡献均已在论文中做了明确的说明并表示了谢意。 申请学位论文与资料若有不实之处，本人承担一切相关责任。 本人签名超日期巡业 关于论文使用授权的说明 本人完全了解西安电子科技大学有关保留和使用学位论文的规定，即：研究 生在校攻读学位期间论文工作的知识产权单位属西安电子科技大学。本人保证毕 业离校后，发表论文或使用论文工作成果时署名单位仍然为西安电子科技大学。 学校有权保留送交论文的复印件，允许查阅和借阅论文；学校可以公布论文的全 部或部分内容，可以允许采用影印、缩印或其它复制手段保存论文。( 保密的论 文在解密后遵守此规定) 本学位论文属于保密在一年解密后适用本授权书。 本人签名瘩，伯危 导师签名：塑! ：兰 日期塑堕：! 翌 f i 期呈! 堂一监 第一章绪论 第一章绪论 1 1 引言 2 1 世纪是一个以网络为核心的信息时代，人们对信息的需求与日俱增。一些 与人们视觉有关的图像信息，如付费电视、可视电话、高清晰度电视等宽带业务 市场正在迅速扩大，各类新型业务，像远程教育、远程医疗、网络购物等f 在蓬 勃发展，i n t c r n e t 业务也按指数规律逐年增长。这些都必须依靠完善的网络爿能实 现，网络已经成为信息社会的脉搏，它正在改变着社会生活的很多方面。 随着i n t e m e t 业务( i p 业务) 的出现，其服务范围己从初期单纯的e m a i l 发 展成商务和多媒体服务，i p 在信息网络中的核心地位f 在形成，现在全世界因特 网上的主机己接近3 亿台，在线用户过亿，而且每年还在以4 0 左右的速度增长 ，如采用现有的网络结构，必然会造成业务拥挤，带宽“枯竭”，于是人们呼唤 着新一代网络全光网络的诞生。 电节点 p o t s ：电话业务 。光节点 c a t v ：有线电视 图1 1 通信网络的分层模型 全光网( a o n ，a l lo p t i c a ln e t w o r k ) 是未来信息网络的核心，它以光节点取 代现有网络的电节点，并用光纤将光节点互连成网，在光域完成信号的传输、交 换等功能，克服了现有网络在传送和交换时的电子瓶颈，减少了信息传输的拥塞， 大大提高了网络妁罨哇量。 !二登堑型堂窒垄奎堡童塑堡叟垫型箜堕壅竺茎 图1 1 是一个通信网路的分层模型，从中可以清楚地看出光层在网络中的功 能，如交叉连接、信号存储、业务调度等。目前，光层采用的d w d m ( d e n s e w a v e l e n g t hd i v i s i o nm u l t i p l e x i n g ) 技术可以使一根光纤的可用带宽达到1 0 t b i t s 左右，这足以满足今后较长一段时期对通信网传输带宽的需求。但是目前通信节 点所采用的电交换技术已接近了电子速率的极限，其固有的抖动、漂移、串话、 响应速度慢等缺点限制了交换速率的进一步提高，使得交换速率远远低于传输线 路所能提供的带宽。这样。通信网的瓶颈就由传输线路的带宽转移到了交换系统 上。为了克服这个瓶颈，进而实现透明的、具有高度生存性的全光通信网，采用 光交换技术成为必然的发展趋势。 1 2 光交换技术概述 所谓光交换技术是指在网络节点处不经过任何光电转换，在光域直接将输入 光信号交换到不同的输出端口。与电交换技术相比，光交换技术具有如下优点： ( 1 ) 能够提供灵活的信号路由平台，为进入节点的高速信息流提供动态光域 处理能力，保证网络的高可靠性； ( 2 ) 克服纯电子交换的容量瓶颈，极大的提升交换速度； ( 3 ) 大大提高网络的重构性和生存性，减少网络恢复的时间； ( 4 ) 大量节省建网和网络升级成本。 1 2 1 光交换技术的分类 目前，光交换技术可分为光路交换( o c s ，o p t i c a lc i r c u i ts w i t c h i n g ) 和光分 组交换( o p s ，o p t i c a lp a c k e ts w i t c h i n g ) 两种主要类型。光路交换类似于现存的电 路交换技术，它采用o x c 、o a d m 等光器件设置光通路，中间节点不需要使用 光缓存a 目前对o c s 的研究已经较为成熟，根据交换对象的不同o c s 又可以分 为光时分交换、光波分交换、光空分交换、光码分交换四种。 光路交换具有速度快、带宽大、对数据速率及格式透明的优点，特别适用于 s d h ( s y n c h r o n o u s d i g i t a l h i e r a r c h y ) 网络，不过其缺点也很明显：对于突发性的 数据业务，其带宽利用率不高，因此光路交换不适合于高突发性的i p 数据业务， 对于i p 数据业务，应当采用光分组交换技术。 1 2 2 光分组交换 光分组交换( o p s ) 技术可以看作是电分组交换在光域的延伸，它虽然遵循 “存储转发”原则，傻分缀鹩存懒转发过程都是在黪壤申述锈霸。 第一章绪论 3 光分缀交换网络由核心路由器和边缘路由器组成，它们之间通过波分复用 ( w d m w a v e d i v i s i o n m u l t i p l e x i n g ) 链路相连接。边缘路由器完成光分组的生成 以及将光分组拆分成普通分组的功能。核心路由器则完成光分组的转发寻路功能。 交换网络中的光数据分组主要分成两部分处理，其中有效载荷部分采用不需 要经过光电、电光处理的路由与转发，因此极大地提高了数据分组的转发速度 和节点的吞吐量。不过载有地址和管理信息的分组信头需要进行同步、帧识别和 地址识别处理，这些在实现上较为复杂和困难。 与电分组技术相比，光分组交换技术虽经过近十几年的研究，却还没有达到 实用化，主要原因是由于受到目前的光存储和光信息处理技术的限制。光分组的 同步和缓存只能采用光纤延迟线技术，而小型光纤延迟线难以实现大的延时，而 且时延分辨率较低，不适合作为灵活的光存储器，同样也无法实现分组之间足够 精确的同步。因此，在今后相当长的一段时间内，o p s 的应用前景并不被看好。 1 2 3 光突发交换 如前所述，光路交换( o c s ) 虽然相对比较成熟，但以波长作为网络资源的 基本调度单位，因粒度太大而缺乏灵活性，尤其不适合于具有自相似、高突发的 数据和未来数字视频业务，而o p s 又面临着短期难以克服的光“处理瓶颈”限制。 为充分利用电子技术的处理优势和光子技术的速度优势，在电的处理能力范围内 实现o p s ，近年来，光突发交换( o b s ，o p t i c a lb u r s ts w i t c h i n g ) 1 2 】的概念被提出 并逐渐成为光通信领域的研究热点之一。 一、o b s 基本结构 目核心节点固边缘节点 一w d m 锄l p 链路 图1 2 0 b s 网络基本结构 一种新型光突发交换资源预留机制的仿真研究 o b s n 络的基本结构如图1 2 所示，它由处于网络边缘的边缘节点( e n ，e d g e n o d e ) ，位于网络中心的核心节点( c n ，c o r en o d e ) 以及w d m 链路组成。边缘 节点提供突发包( b u r s t ) 的组装和拆分功能，并且提供了各种网络接口( 如： g i g a b i t e t h e m e t ，p a c k e to v e rs o n e t ( p o s ) ，i p a t m 等) ，使之可以和其它协议类型 的网络互联。核心节点主要由光交换矩阵( o p t i c a ls w i t c h i n gm a t r i x ) 和交换控制 单元( s w i t c hc o n t r o lu i l i t ) 组成。 二、o b s 基本原理 o b s 采用分离的波长来传输数据和它们的控制信息。网络中传输的基本数据 块是将一些具有相同目的地址和特性( 如q o s 要求) 的分组经过聚合组装后形成 的突发包。突发包长度可以是固定的，也可以是变化的。每个突发包配有一个控 制头，控制头中含有该突发包的相关信息，用于在其所经过的网络节点预留带宽。 控制头以分组的形式发送，称为突发控制分组( b c p , b u r s tc o n t r o lp a c k e t ) 。控制 分组先于突发包发送，两者之间的时序关系由o b s 采用的信令协议确定( 偏置时 间o f f s e t t i m e ) 。 o b s 网络采用w d m 技术连接各个节点，w d m 信道组中的一个或多个波长 用来传输控制分组，称为控制信道。其它的波长用来传输突发包，相应地称为数 据信道。在网络中间节点处，控制信息转化为电信号在电域中处理，数据信息则 保持在光域内透明传输，其原理如图1 3 所示。 控制信道 图i 3o b s 原理框图 第一章绪论 5 三、o b s 的优势 与光路交换，光分组交换相比较，o b s 具有如下的特点： ( 1 ) 突发包具有中等粒度，并且长度可变； ( 2 ) 数据的发送可以是无连接的( 数据报方式) ，也可以是面向连接的( 虚 电路方式) 。但不论使用那一种方式，控制信号和数据信息都以分离的 波长信道传送； ( 3 ) 对一个突发包，可以用单向处理的方式预留带宽，也就是可以在不知道 是否成功获得带宽的情况下发送数据包： ( 4 ) 突发包可以直接通过中间节点而无需缓存。 关于上述三者性能的比较见表1 1 ： 表i 1 三种光交换方式的比较 带宽等待处理，同实现自适 光交换方式粒度光缓存 利用率时间步开销难度应性 o c s粗低酷不需要小低弱 o p s 细高短需要火高强 ( 3 1 b s 中中短不需要人中强 综上所述，o b s 具有一些明显的优点：首先，o b s 比o c s 灵活，带宽利用 率较高，同时又不像o p s 那样需要在分组级别上进行信息处理。其次o b s 和o p s 相比，减少了对光缓存和精确同步的要求，降低了实现的复杂度和成本，而且o b s 支持i po v c rw d m ，符合通信网的长期发展方向。因此可以说o b s 是o c s 和o p s 之间的一种平衡选择，它结合了两者的优点且克服了两者的部分缺点，非常适合 于高突发性数据业务，因而逐渐引起了众多研究机构和学者的关注。 四、o b s 研究现状 目前o b s 的研究主要集中在以下方面： ( 1 ) 边缘节点的突发包塑装算法。现有的组装算法有自适应组装算法、q b t ( q o sb u r s t i f i c a t i o n ) 组装算法等，这些算法着眼点不同，虽然都能取得 定的效果，但过于复杂。因此，目前最为通用的算法依然是传统的基 于组装时间和突发包长度限制的算法1 4 l a ( 2 ) o b s 信令协议。典型的有美国纽约州立大学的m y u n g s i ky b o 和c h u n m m g q i a o 提出的适用于o b s 的带宽效率很高的传输协议j e t ( j u s t - e n o u g h - t f m e ) 协议【5 j ，该协议能够利用额外偏置时间实现对业务 的q o s 支持；以及由j o h n y w e i 等人提出j i t ( j l l s t i n - t i m e ) 协议【6 】o !二壁堑型堂壅茎奎垫窭塑要里塑型堕堕墨堕茎一一一 ( 3 ) 核心节点信道调度算法。最初j o n a t h a n s t u r n e r 提出了l a u c ( l a t e s t a v a i l a b l eu n s c h e d u l e dc h a n n e l ) 【4 】算法；后来a l c a t e l 公司的l j u b i a t a n c e v s k i 在l a u c 的基础上进行了改进，提出了效率更高的l a u c v f ( l a t e s ta v a i l a b l eu n s c h e d u l e dc h a n n e l w i t hv o i df i l l i n g ) 强】算法：韩国 的j i n b o n gc h a n g 贝l j 提出了一种按照突发包到达顺序分配信道的调度算 法f a f a v f ( f i r s ta r r i v a lf i r s ta s s i g n m e n tw i t hv o i df i l l i n g ) 。 ( 4 ) 突发包竞争的解决。这方面的研究大多集中在o b s 网络光缓存器管理和 偏射路由方面。已经提出的技术有s a n j e e v v e r m a 的突发包数据流整型技 术，a n d r e ad e t t i 的组合式突发包技术o c b s 9 1 和v i n o dm v o k k a r a n e 的突 发包分段技术。 ( 5 ) 数学理论建模。目前对o b s 的研究大多数是基于计算机仿真方法的，而 采用数学分析方法的研究较少，目前这一工作正在起步。 迄今为止，o b s 研究已经取得了相当的进展，但o b s 仍然处于实验室研究阶段， 其中还有许多问题尚未解决或有待迸一步改善，如上面提到的突发包组装算法、 信道调度策略、竞争解决方案等，对这些问题的解决和改善无疑会对o b s 的发展 起到积极的推动作用。 1 3 1 主要工作 1 3 本文的主要工作及内容安排 我们在国内外现有研究成果的基础上，针对资源竞争问题，提出了一种旨在 减少网络资源竞争冲突的新型资源预留机制区分型资源预留机制( d r r ) 。 该机制在已有o b s 资源预留机制的基础上，将边缘节点突发组装算法与核心节点 资源预留机制结合，通过引入“突发流”的概念，改变了资源预留的基本单位； n 日- t 在核心结点采用“搭载请求”技术，使得对单个突发和“突发流”可以采用 不同的资源预留方式。 由于理论分析较为困难，加之d r r 机制的研究还处于初始阶段，因此本文 的研究工作主要以仿真为主。 仿真结果表明，相对于已有的资源预留机制，d r r 机制既可以明显改善o b s 网络的丢失性能，也可以在一定程度上提高网络带宽的利用率。 1 3 2 内容安排 本文的内容安排如下： 第一章绪论 第一章绪论：介绍全光网的基本知识及光交换技术的概况，重点突出了光突 发交换技术； 第二章d r r 机制：对d r r 机制进行详细的介绍； 第三章仿真建模：从仿真建模的角度介绍d r r 机制仿真平台的搭建过程； 第四章d r r 机制性能分析：从仿真结果入手对d r r 机制进行性能分析； 第五章结束语：总结全文，指出研究工作的不足之处并介绍下一步工作。 笺三兰! 坠垫型! 一 - _ _ - - 一一 第二章d r r 机制 2 i 传统0 b s 中的资源预留机制 传统o b s 的资源预留机制按照突发发送时是否收到资源预留确认消息可以 分为“一步资源预留”和“两步资源预留”。“两步资源预留”需要首先向目的端 发送请求，而后接收确认消息，然后才能建立连接发送数据，由此可能会造成较 大延迟，链路利用率也较低。而“一步顸留机制”不需要等待确认消息即可发送 数据，在一定程度上克服了“两步资源预留”的缺点，因而在当前的研究工作中 被广泛的采用。 “一步资源预留”机制有多种实现方式，根据资源预留、资源释放时问和释 放方式的不同可将其分为四类： ( 1 ) 显式预留，显式释放： ( 2 ) 显式预留，估计释放； ( 3 ) 估计预留，显式释放； ( 4 ) 估计预留，估计释放。 所谓“显式预留”是指核心节点在收到控制分组( b c p ) 后立即进行资源预 留。而“估计预留”是指核心节点在收到控制分组后，根据控制分组中携带的突 发到达信息( 偏置时间，o f f s e t - t i m e ) 进行资源预留；同理，“显式释放”是指核心 节点在收到释放资源信令消息后释放资源；而“估计释放”是根据控制分组中携 带的突发长度信息进行资源释放。 无论采用哪种实现方式，“一步资源预留”机制进行资源预留的基本单位是单 个突发( b u r s t ) ，每个突发发送完毕必须释放资源，下一个突发发送时重新申请 资源。这样的资源申请方式类似于a l o h a 方式( 不同之处在于每次总会有一个 申请成功) ，当网络负载较重时，核心节点资源冲突比较严重，申请成功率较低。 为了减小资源冲突次数，降低丢失率，本文提出一种新的资源预留机制，称之为 “区分型资源预留机制”，简称“d r r ( d i f f e r e n t i a t e d r e s o u r c e r e s e r v a t i o n ) 机制”。 2 2 区分型资源预留机制一d r r d r r 机制将边缘节点的突发组装算法与核心节点的资源预留机制有机结合， 针对不同形式的突发采用不同的资源预留方式。与传统o b s 资源预留机制相比， d r r 机制不同之处在于：第一，在边缘节点，引入“突发流”的概念，将资源预 留的基本单位改变为单个突发或“突发流”。所谓“突发流”是指满足一定突发长 一种新型光突发交换资源预留机制的仿真研究 度要求的连续发送的多个突发，为此采了用一种基于线性预测的突发组装算法； 同时引入“搭载请求”的概念，即控制分组( b c p ) 除了为与自身相对应的突发 申请资源外，还携带有是否为下一个突发继续保留资源的信息。第二，在核心节 点针对单个突发和“突发流”采用不同的资源预留方式，即区分型资源预留方式， 为突发( 流) 预留网络资源。 本节主要从以下几个方面介绍d r r 机制：( 1 ) d r r 机制信令协议；( 2 ) d r r 机制边缘节点突发组装算法；( 3 ) d r r 机制核心节点信道调度算法。其中重点介 绍d r r 机制与传统o b s 机制的异同。为方面描述，以后称传统o b s 为t - o b s ( 1 a d i t i o n a lo b s ) 。 2 2 1d r r 机制信令协议 上一节中，我们曾经提到目前o b s 的信令协议可以分为四类：显式预留，显 式释放；显式预留，估计释放；估计预留，显式释放；估计预留，估计释放。 在众多的o b s 协议中，j e t ( j u s te n o u g ht i m e ) 协议和j i t ( j u s ti nt i m e ) 协议是两个比较出色的协议。j e t 协议属于“估计建立，估计释放”类协议，其 优点是具有较高的信道利用率且能提供q o s 保证，但其自身不具备面向连接数据 传送能力。而属于“显示建立，显示释放”的j i t 协议则与之相反，能提供面向 连接的数据传送，但信道利用率不高，还不能提供q o s 保证。d r r 机制的提出， 目标之一就是要提高信道利用率，并最终提供q o s 支持，这和j e t 协议的特点正 好相符，因此d r r 机制信令协议以j e t 协议为基础，并根据自己的特点进行了 适当的修正。 、j e t 协议 j e t 协议的基本原理如图2 1 所示。输入边缘节点s r c 首先为突发包生成一个 控制分组( b c p ) ，然后将其通过控制信道发出，在经过t o 时间后，才将该b c p 对应的突发包从数据信道发送，在此如是突发包的偏置时间( o f f s e t t i m e ) ，需满 足屯( ) 的条件，其中为突发包传送路径上的最大跳数( h o p ) ，( 厅) 为第 h m h ( 1 h 目) 个节点处理b c p 的时间。在边缘节点处，突发包以电信号的形式存 储一段时间来等待b c p 为其建立交换路径，当突发包由数据信道发送经过各个核 心节点时，由于路径已经建立好，因此就不再需要缓存，也就不需要光缓存器， 从而避开了光存储器件的限制。 第二章d r r 机制 1 1 偏置时 边缘节点固核心节点 接入网w d m 链路 s r c 节点i d e s t 图2 ij e t 协议原理图 为有效利用带宽资源，j e t 协议还使用了延时预留( d d e l a y e dr e s e r v a t i o n ) 方式( 如图2 2 ) 。是b c p 的到达第f 个核心节点的时间，此时偏置时间为 l i t o ( i ) = t o 一( ) ，厶为突发包的长度，则突发包的期望到达时间为 ：t + o ( f ) ， 图2 2j e t 协议延时预留机制示意图 1 2一种新型光突发交换资源预留机制的仿真研究 结束时间为f + 厶。于是核心节点只需为突发包预留 至 + 厶之间的带宽从而 使得带宽的利用率得到了极大的提高。 二、d r r 机制资源预留方式 d r r 机制也采用延时预留方式为突发包预留资源，但是和j e t 协议的延时预 留方式存在一定的区别。在d r r 机审4 下，由于存在单个突发和“突发流”两种 突发形式，因而对它们分别采取了不同的资源预留方式。当核心结点收到控制分 组时，根据其所携带的标志域( s e r i a l ) 信息判定突发类型，若为单个突发，则按 突发长度信息预留资源，发送完毕释放资源，整个过程完全与j e t 方式相同；若 为“突发流”，则只确定预留资源的起始时刻，突发传送结束不释放资源，继续传 送下一个突发，直到发送完该“突发流”的最后一个突发后才释放资源。当出现 资源冲突时，可以采用部分丢弃【1 0 1 或完全丢弃策略，本文采用完全丢弃策略，即 若竞争资源的突发为单个突发，则丢弃整个突发；若为“突发流”，则按传送次序 从前至后丢弃发生冲突的突发，“突发流”中剩余的突发继续传送。 2 2 2d r r 机制边缘节点突发组装算法 d r r 机制边缘节点突发组装算法是在传统o b s 突发组装算法的基础上，结 合自身的特点经过改进形成的。因此我们首先介绍传统的o b s 突发组装算法。 一、传统的o b s 突发组装算法 传统的o b s 突发组装算法是基于组装时间和突发包长度限制的，有三个参 数：组装时间t ，突发包最小长度k ；。和最大长度k 。 - - i p 分组 - - i p 分组专 图2 3 边缘节点功能结构图 图2 3 为边缘节点功能结构图，假设每个边缘节点维护g 个队列( 组装器) ， 对于每个队列q 玎( 卢1 ，2 g ) ，有一个计时器， f 】( 卢l 2 ，回记录突发组装时间， 队列长度用l o ( - - 1 ，2 回表示，则传统组装算法的基本思想如下： ( 1 ) 当属于队列“长度为6 的分组到达时：如果卵】为空，计时器丁【i 开 第二章d r r 机制 1 3 始计时，令 f 】= b 。如果q f 】不空，若 订+ 6 l m 。，则将队列q 【f 】中 的分组组装成一个b u r s t 送到缓存排队，同时r 【i 】清零并重新开始计时， 令 f = b ；若三 f 】+ 6 = l m 。，则首先令研f 】= 工 f 】+ 6 ，然后将队列g f 】 中的分组组装成一个b u r s t 送到缓存排队丁【i 】清零停止计时；若 订+ 6 。，则直接将分组加入队列q f 】中， f 】= 工 f 】+ 6 ； ( 2 ) 当组装时间到达，即计时器t t i 】= z 时，直接将队列q 【i 】中的分组组装 成一个b u r s t ，并检测b u r s t 长度三：如果 厶矿则令l = 厶。，然后 将b u r s t 放入缓存，同时清空队列l i 】= 0 ，计时器清零t i 】：0 ；否贝 j 直接将b u r s t 放入缓存，同时清空队列和计时器。 二、d r r 机制突发组装算法 在上面讨论d r r 机制时，曾多次出现“突发流”这个概念，事实上“突发 流”就是指满足一定突发长度要求的连续发送的多个突发组合。其形式如图2 4 所示： 图2 4 “突发流”示意图 在边缘节点，为了形成“突发流”，要求在生成前一个突发的b c p 时知道其 后继突发的长度信息，为此我们在传统汇聚算法的基础上进行了以下改进，形成 了d r r 机制突发组装算法： 增加线性预测方法来预测突发包长： 增加判决门限玩来控制“突发流”数目； 重新定义控制分组( b c p ) 格式，以便“搭载请求”。 ( 1 ) 突发包长的线性预测 “突发流”形成的先决条件是当前一个突发组装完成时能够预先知道下一个 突发的长度。本文采用业务量预测方式来预测下一个突发的长度，在选择预测方 法时综合考虑预测时间间隔、预测误差和预测计算成本等因素。对于网络数据业 务，基于最小均方误差( l m s ) 的线性预测被认为是种简便丽有效的方法 ， ! ! = 登堑型堂窒垄壅垫壅塑堡旦垫型塑望塞堑窒一 其基本原理为1 2 】： 若f 女1 为第k 个突发长度，则第k + 1 个突发的长度可以由前m 个突发长度 通过下式来预测： m z ( k + 1 ) = ( 舭( 七一i + 1 ) ( 2 1 ) i m l 其中：m 为预测器的阶数，向( f ) ，i l ，2 ，m ) 为预测器系数，每完成一次预测， 利用下式对预测器系数更新一次： ( ) + = ( ) 。+ 1 t p ( 女) r i i l 1 1 2 ( 2 2 ) 式中：r = 陋( i ) ，l ( k m + 1 ) 】，p ( i ) = 三( t ) 一三( ) 为第k 次预测误差，为调 节系数。 ( 2 ) 判决门限既 判决门限耳。是用于调节“突发流”数目的参数，它就像一个水龙头，通过改 变参数值，可以在相同的输入业务强度下，增大或减小“突发流”的输出数量， 因此会对后面节点的资源冲突产生很大影响。实验证明，给定一个环境，玩存在 最佳值。 ( 3 ) 控制分组格式 为了能够为突发预留网络资源，控制分组通常必须包含源地址、目的地址、 突发传送的起止时间和q o s 等必要的控制信息。在d r r 机制下，一个突发可能 是单个突发或属于某个“突发流”，因而控制分组中还应包括一个标志域，用来进 行“搭载请求”和标识与之相应的突发是单个突发，还是属于某个“突发流”。图 2 5 为d r r 机制下的控制分组格式。定义标志域为“l ”时表示突发属于某个“突 发流”，并且进行“搭载请求”，为“0 ”时表示是单个突发。 圈2 5 控制分组格式 综上所述，d r r 机制边缘节点组装算法描述如下： 第二章d r r 机制 1 ) 2 ) 3 ) 4 ) 5 ) 设定组装时间门限r 和判决门限玩： i p 分组到达时，按目的地址将其送入相应队列，同时启动计时器； 当组装时间达到时间门限r 时，将队列中的分组组装成突发包，并产生与 之对应的控制分组； 在生成控制分组时，利用线性预测算法预测下一个组装周期内可能到达 的i p 分组长度，若预测长度大于玩，则在控制分组中使用“搭载请求”， 即将标志域s e r i a l 置为“l ”；否则不使用，将标志域s e r i a l 置为“0 ”； 计时器归零，返回第2 ) 步。 2 2 3d r r 机制核心节点信道调度算法 所谓数据信道调度，就是指为到达的突发数据选择一条输出数据信道，即当 控制分组到达核心路由器后，选择一条在突发数据到达光交换矩阵时可用的数据 信道作为输出信道。当没有可用信道时，必须将此突发数据和控制分组丢弃。调 度算法需要考虑的因素包括数据的丢失率、波长转换次数等。 目前比较典型的调度算法有l a u c 算法和带有时间填充的l a u c 算法 l a u c - v f 算法，这里先讨论最基本的l a u c 调度算法，然后在此基础上提出d r r 机制的信道调度算法。 一、l a u c 算法 图2 6f d l 结构图 假设每个核心节点有占个f 工) l ( f i b e r d e l a y l i n e ，其结构如图2 6 ) ，第i + f d l 能延迟为q ( 1 i - b ，q 0 = o ) 。为了讨论方便，假定q f = 扛d ( d 为延迟单元) 。在 l a u c 中，核心节点为每个数据信道维护一个变量最近使用时间( l u t , l a s t 1 6一种新型光突发交换资源预留机制的仿真研究 u s e dt i m e ) ，假设每根光纤有k 个数据信道，f ，表示第f 个信道的l u t 。l a u c 算法 的基本思想是为每个到达的突发包选择一条最近可用的空闲数据信道。假定突发 包到达交换矩阵的时刻为，包长为( 用时间表示) ，调度器首先寻找在t 时刻空 闲的数据信道( b j l u t t ，： b ，到达的突发包 将被丢弃。如图2 7 ( b ) ，所有的信道在时刻，都已被使用，但信道d 1 和d 3 将在h d 被释放。由于f ， ，所以选择信道d 3 作为突发包延迟一个f d l 单元后数据的输 出信道。 ( b ) 图2 7l a u c 调度算法示意图 简单和容易实现是l a u c 的主要特点，调度器对每条信道只要获取个实数 参数l u t 。l a u c 算法的缺点是突发包之间的空隙没有被更好的利用，致使其链 路利用率不是很高。光缓存的存储能力不仅和光纤延迟线的个数有关而且还决定 第二章d r r 机制 于光纤延迟线的长度。显然光纤延迟线单元( d ) 越长，突发包之间的空隙越大， l a u c 对信道的利用率会越低，其结果是突发包的丢失率更高。 二、d r r 机制信道调度算法 由于d r r 机制采用了“突发流”和“搭载请求”思想，为适应这两种情况， 我们对l a u c 算法进行了适当改进，得到了d r r 机制的信道调度算法。假设核 心节点没有f d l ，修正后的算法如下： ( 1 ) 首先为各个输出端口的信道设置锁定信号l o c k i j 】记录该信道是为 哪一个“突发流”锁定的，其中i 是端口编号，是信道编号。l o c k i ， 为一个结构体，内容包括：“突发流”的源地址，目的地址，锁定标志 位： ( 2 ) 当一个b c p 在t 时刻达到时，首先查找该节点路由表得到输出端口i ， 然后在该端1 3 查询所有信道的锁定信号l o c k i j 】0 = o ，l 最大信道 编号) ，如果发现有信道是为自己所对应的突发包锁定的，就直接调度 该信道，并修正信道的最近使用时间l u t 为t + l ( l 为突发包长，以时 间为单位) ； ( 3 ) 如果不存在为自己锁定的信道，则按l a u c 算法选择可用信道； ( 4 ) 当带宽预留成功后( 设预留信道编号为七) ，首先修正所选信道的最近 使用时间l u t 为t + l ，然后查看b c p 所携带的“搭载请求”信息，如 果标志为“l ”，表示需要为后继到达突发预留该信道，于是重新对该信 道的锁定信号l o c k i k 赋值，如果为“0 ”，表示“突发流”结束，将 l o c k i k 】清空。 综上所述，d r r 机制信道调度算法与l a u c 算法的差异在于是否为后继突 发提前预留资源。 2 3 小结 本章首先介绍了传统o b s 资源预留机制，并分析了它的不足之处，然后在此 基础上介绍了区分型资源预留机制o r r ，并从信令协议，边缘节点突发组装 算法，核心节点信道调度算法等方面进行了较为详细的论述。 本章对d r r 机制的论述粒度较大，很多细节问题并未介绍，而是留在下一 章仿真建模部分进行详细介绍。 第三章仿真建模 1 9 第三章仿真建模 仿真是目前国内外使用较多的一种网络规划和设计技术，它以计算机为主要 工具，借助软件技术，在网络建设的前期对网络性能和状态进行了解和规划a 通 过仿真可以及时发现设计问题，提出改进和优化方案，从而极大地提高效率，节 约投资，缩短开发时间，为通信网路的发展提供了强有力的支持。随着网络新技 术的不断出现和数据网络的日趋复杂，网络仿真技术已成为研究、规划、设计网 络不可缺少的工具。 3 10 p n e tm o d e l e r 简介 o p n e t m o d e l e r 是o p n e t 公司开发的一套集开发和应用为一体的通信系统模 拟软件，它采用面向对象的建模方法和图形化的编辑方式，支持在网络各个层次 的设备、链路和协议的精确建模，并提供了丰富的外界开发接口。 在仿真驱动机制上，o p n e t m o d e l e r 采用了离散事件驱动( d i s c r e t e e v e n t d r i v e n ) 的模拟机制，所谓“事件”是指网络状态的变化，也就是说，只有网络状 态发生变化时，模拟机才工作，否则不执行任何模拟计算。因此，与时间驱动相 比，离散事件驱动的模拟机计算效率得到很大提高。 在建模机制上，o p n e tm o d e l e r 以包为基本单位模拟实际物理网络中数据的流 动，可以生成、编辑任何标准的或自定义的包格式，并且利用调试功能，还可以 在模拟过程中察看任何特定的包的包头( h e a d e r ) 、净荷( p a y l o a d ) 等内容。从 而使得仿真过程清晰明了，易于控制。 在建模方式上，o p n e tm o d e l e r 采用层次化建模结构，分网络( n e t w o r k ) 、 节点( n o d e ) 和进程( p r o c e s s ) 三个层次建模，其中最底层为进程模型，它以状 态机( f s m ，f i n i t es t a t em a c h i n e ) 来描述协议，用于模拟单个对象的行为：其次为 节点模型，由相应的协议模型构成，反映设备特性，通过它可将进程模型中的对 象互联成设备；最上层为网络模型，用于将设备互联组成网络。 本文主要以o p n e tm o d e l e r 为工具对d r r 机制进行仿真研究。 3 2 仿真平台整体设计 本文以n s f n e t ( n a t i o n a ls c i e n c ef o u n d a t i o nn e t w o r k ) 为参考设计了d r r 机 制网络仿真模型，如图3 1 所示，它由网络初始化节, 点( i n i t i a ln o d e ) 、核心节点( c o r e 一种新型光突发交换资源预留机制的仿真研究 n o d e ) 、边缘节点( e d g en o d e ) 和接入网( s u b n e t ) 四部分组成。核心节点和边 缘节点以及核心节点之间通过全双工链路( w d ml i n k ) 相连，边缘节点和接入网 之间通过i p 链路相连。接入网内部是数据源发生器，可以根据网络业务的不同生成 不同的业务流。 图3 1d r r 机制网络仿真模型 本节主要从宏观上对仿真平台进行介绍，包括：信令机制、路由策略、链路 设计和分组格式设计等内容。下一节将重点介绍网络初始化节点、数据源发生器、 边缘节点和核心节点的设计及实现。 一、信令机制 类似j e t 协议，有如下特点： 带宽采用延时预留方式，以提高利用率： 采用相对固定的偏移时间，在核心节点处不使用