（通信与信息系统专业论文）光突发交换网络性能分析及性能改善综合方案.pdf

电子科技大学硕士论文 中文摘要 光突发交换是一种实现i po v e rw d m 的极有希望的全光交换技术，也是目 前的研究热点。本文概括介绍了光突发交换的原理，光突发交换网络的构成和 层次划分。结合国际国内的研究成果，总结和讨论了光突发交换中各种资源预 约机制、交换节点设计和交换调度算法对网络性能的影响。在上述分析的基础 上，本文提出了提高光突发交换网络性能的综合方案，它包括了节点级的解决 方案：多平面的突发交换节点设计，此设计和现有的设计方案相比，能够节约 成本，增大交换的内部带宽，将数据包丢失率降到1 0 4 数量级，提高网络的吞 吐率；网络级的解决方案：负载均衡冲突解决方案：通过优化路由，使网络负 载均匀分布于各条链路，从而提高网络性能。 第一章介绍了光突发交换的原理：基于数据和控制分离的基本思想，控制 分组先于数据分组发送，为突发数据分组预约网络资源( 带宽和交换资源) ，保 证突发数据分组的全光传输。然后介绍了具体实现中的四类资源预约方法，以 及在数据分组交换时出现冲突的各种解决方案。 第二章是光突发交换的网络性能分析。包括了各种资源预约机制、是否支 持优先级服务和各种交换结构、调度算法对突发数据分组丢失率的影响。分析 采用了理论推导和仿真统计相结合的方法，充分参考了现有的研究成果。通过 这些分析，揭示了各种因素对网络性能的影响，指出了在现有设计下，为提高 突发数据分组通过率，在光突发交换节点中使用昂贵的波长变换器和成本控制 这一对矛盾，为下一章的综合解决方案设计奠定了基础。 第三章详细介绍了提高网络性能的综合解决方案。在节点级的多平面交换 设计中，包括了如何将多个交换平面并联构成多平面的交换结构，如何设计光 缓存算法，如何设计交换调度算法等。最后通过一个实例说明了多平面光突发 交换的具体实施，通过仿真表明，设置合理的光缓存深度和粒度，能够取得1 0 。6 数量级的突发数据分组丢失率。在网络级设计中，用具体的数学模型描述了该 算法。 关键词：光突发交换，突发数据分组，控制分组，光延迟线，波长变换器，交 换平面，延迟时问 电子科技大学硕士论文 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 ) i saf o c u si nr e s e a r c ht or e a l i z et h ei po v e rw d m t h i s p a p e ri l l u s t r a t e st h ep r i n c i p l eo fo b sa n dt h es t u c t u r eo fo b s n e t w o r k a sw e l la sad e t a i l e d a n a l y s i s o ft h e i m p a c t o no b sn e t w o r k p e r f o r m a n c e o fd i f f e r e n tr e s o u r c er e s e r v a t i o n m e c h a n i c a l s ，s w i t c h i n gn o d ed e s i g n sa n ds w i t c h i n gs c h e d u l i n ga l g o r i t h m s b a s e do na b o v e a n a l y s i s ，t h ep a p e rp r o p o s e s an e w i n t e g r a t e d s c h e m ef o r e v a l u a t i n g t h eo b sn e t w o r k p e r f o r m a n c e ，w h i c hi sc o m p o s e do ft w o l a y e ro p e r a t i o n s t h eo n ei ss w i t c h i n gn o d el a y e r , i n w h i c ht h em u l t i p l e - p l a n eo b ss w i t c h i n gn o d ed e s i g ni si n t r o d u c e d ，w h i c hc o u l da c h i e v et h e b u r s tl o s tr a t ea t1 0 正l e v e la n db e t t e rt m d e o f fb e t w e e np e r f o r m a t i o na n dc o s t t h eo t h e ri s n e t w o r k l a y e r , i n w h i c ht h e t r a f f i c - b a l a n c i n g s c h e m ei su s e dt o o p d m i z e t h en e t w o r k p e r f o r m a n c e c h a p t e ro n ep o i n t so u tt h ep r i n c i p l eo fo b s ：s e p e r a f i o no f c o n t r o la n dd a t a t h ec o n t r o l p r o t o c o li st r a n s m i t t e db e f o r et h eb u r s ta n d r e s e r v e st h ew a v e l e n g t ha n ds w i t c h i n gr e s o u r c ef o r t h ec o m i n gb u r s t ，w h i c ha s u r e $ t h e “t r a n s p a r e n t ”t r a n s m i s s i o no ft h eb u r s t t h e nf o u rs c h e m e s f o rr e s o u r c er e s e r v a t i o nh a v eb e e ni n t r o d u c e d ，a sw e l la st h ed i f f e r e n tc o n t e n t i o nr e s o l u t i o n m e c h a n i c a l s c h a p t e rt w oa n a l y s e st h eo b sn e t w o r kp e r f o r m a n c e ，i n c l u d i n gr e s o u r c er e s e r v a t i o n ， p r i o r i t ys u p p o r ta n ds c h e d u l i n ga l g o r i t h m ，w i t he m p h a s i s o nt h e i ri m p a c to nt h eb u r s tl o s tr a t e t h ec o n t r a d i c t i o nb e t w e e ns w i t c h i n gn o d ec o s ta n dp e r f o r m a n c ei sp r e s e n t e db e c a u s eo ft h e e x p e n s i v ep r i c eo f t w c ( t u n a b l ew a v e l e n g t hc o n v e r t o r ) c h a p t e rt h r e ep r o p o s e so u ri n t e g r a t e ds c h e m e an e wm u l t i p l e - p l a n eo b ss w i t c h i n gn o d e d e s i g ni si n t r o d u c e d ，w h i c hs o l v e st h ea b o v ec o n t r a d i c t i o nb yi n c r e a s et h es w i t c h i n gb a n d w i d t h i nt h es w i t c h i n gn o d e ，w h i l ee x c l u d e st h et w c a l s ot h et r a f f i c - b a l a n c i n gs c h e m ei sp r e s e n t e d w i t hs i m u l a t i o n ，w ec o u l ds e et h es c h e m ep e r f o r m sb e t t e rt h a ni t sp e e r s k e y w o r d so p t i c a lb u r s ts w i t c h i n g ( o b s ) ，b u r s t ，b u r s th e a d e rp a c k e t ( b h p ) ， f i b e rd e a l yl i n e ( f d l ) ，t u n a b l ew a v e l e n g hc o n v e r t o r ( t w c ) ，s w i t c h i n g p l a n e ，o f f s e tt i m e i i 独创性声明 本人声明所呈交的学位论文是本人在导师指导下进行的研究工 作及取得的研究成果。据我所知，除了文中特别加以标注和致谢的地 方外，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作了明 确的说明并表示谢意。 签名： 象整日期：h 。q 年 月，。日 关于论文使用授权的说明 本学位论文作者完全了解电子科技大学有关保留、使用学位论文 的规定，有权保留并向国家有关部门或机构送交论文的复印件和磁 盘，允许论文被查阅和借阅。本人授权电子科技大学可以将学位论文 的全部或部分内容编入有关数据库进行检索，可以采用影印、缩印或 扫描等复制手段保存、汇编学位论文。 ( 保密的学位论文在解密后应遵守此规定) 签名：是亟 导师签名： 季氏 日期：上叩牛年5 - 月，2 日 ， 。竺曼量皇曼皇至二垄二奎耋坠三二鎏二耋曼! 曼曼景皇量曼曼一 简略字表 o b s 0 p s o c s w d m f d l t w c q o s b h p j e t j i t l a u c o p t i c a l b u r s ts w i t c h i n g光突发交换 o p t i c a l p a c k e ts w i t c h i n g光分组交换 o p t i c a lc i r c u i ts w i t c h i n g w a v e l e n g t h d i v i s o i nm u l t i p l e x i n g f i b e r d e l a y l i n e 光路交换 波分复用 光延迟线 t u n a b l ew a v e l e n g t hc o n v e r t o r波长变换器 q u a n t i t yo f s e r v i c e b u r s th e a d e rp a c k e t j u s te n o u g ht i m e j u s t i n t i m e 服务质量 突发控制分组 恰够时间分配 即时分配 l a t c 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最近未使用信道 l a u c - v fl 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 - v o i df i l l i n g o x c l b c r f w c b s s o p t i c a lc r o s s c o n n e c t 最近未使用信道一插空 光交叉连接 l o a db a l a n c i n gc o n t e n t i o nr e s o l u t i o n负载均衡冲突解决 f i x e dw a v e l e n g t hc o n v e r t e r固定波长变换 b r o a d c a s t - a n d s e l e c ts w i t c h广播一选择交换 i l l 电子科技大学硕士论文 第一章绪论 1 1 引言 近年来网络中的业务数据量里爆炸式增长，网络带宽的需求越来越大，波 分复用( 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 ，w d m ) 被广泛采用。但是当前 w d m 仅仅是工作于骨干网的实现点到点连接的技术，i p 业务仍然是采用i p o v e ra t mo v e rs d ho v e rw d m 的多层网络结构方式进行。这种方式不但存在着 层次功能重叠，而且带来的额外开销巨大；并且在网络中间节点的处理需要进 行o e o 的转换，由于电子瓶颈的存在，网络速度受限。因此有必要减少层次 结构，i po v e rw d m 技术有望满足需求。 针对通信网络中已有的通信模式，人们对w d m 光网络中如何实现交换与传 输提出了三种方案：光路交换( o p t i c a lc i r c u i ts w i t c h i n g ，o c s ) ，光分组交 换( o p t i c a lp a c k e ts w i t c h i n g ，o p s ) ，光突发交换( o p t i c a lb u r s ts w i t c h i n g ， o b s ) 。光路交换也就是光的波长路由交换方案，目前研究的比较多，相对比较 成熟；光分组交换由于缺乏高速光逻辑器件、光缓冲存储器等，因此还处于研 究阶段。光突发交换是一种居中的方案，融合了o p s 和o c s 的优点，又克服了 各自的缺点，是一种很有发展潜力的交换模式。 1 2o b s 介绍 1 2 1 三种光传输机制的比较 对于光路交换o c s ，它是以波长路由的方式出现，w d m 网络需要为每一个 连接请求建立从源到宿的光路( 每一个链路上均需要分配一个专用波长) 。o c s 是采用基于类似t e l l - a n d w a i t 或者a t m 网络中的具有延迟传输特性的块传 输( a t mb l o c kt r a n s f e rw i t hd e l a yt r a n s m i s s i o n ，a b t d t ) 的双向预留机 制，即源节点发出连接建立请求的控制分组，当有确认消息后再发送数据，数 据可以以直通( c u t t h r o u g h ) 的方式通过网络中间节点。也就是说数据的传输 至少要等待一个端到端的往返时间( r o u n d t r i pt i m e ) ，这种交换机制特别适 合需要高速度、高带宽的业务，同时该业务生存时间相对于连接建立时间足够 电子科技大学硕士论文 长。但是从连接建立到连接拆除，该端到端的波长通路被此次连接业务所独占， 不能被其他数据业务所共享，对于突发业务，这种交换机制将导致极低的带宽 利用率；由于i n t e r n e t 网络中业务大多是突发性的自相似业务，因此在业务节 点对间提供波长为粒度的光路效率不高。此外由于每个链路的波长数目有限， 因此某一时刻只能存在有限个光路，对于某些节点间的业务不可能建立端到端 的光通路。 分组交换o p s 典型特点是“存储一转发”，一般不需要建立连接，采用单向 预约机制。光分组交换o p s 是一种细粒度的交换机制，由于它允许统计复用网 络通道带宽资源等，因此特别适合突发的数据业务。分组挣荷( p a y l o a d ) 紧跟 分组头在相同光路中传输，网络中间节点需要缓存净荷，等待分组头的处理， 以确定路由。由于目前还没有高速的光逻辑器件，分组头的处理仍需要进行光 电转换后处理，然后进行电光转换。然而由于在光域不存在类似电域的r a m ， 只能使用光延迟线( f i b e rd e l a yl i n e ，f d l ) 使数据延迟有限的时间。由于要 区分分组头、分组结束标识等，还需要解决o p s 中的同步问题。此外。还需要 考虑分组净荷长度问题，考虑到光网络通道的高带宽，小的分组净荷长度将导 致相对较高的控制开销。 针对o c s 和o p s 的缺点，c h u n m i n gq i a 0 0 1 和y i j u nx i o n g 等人分别提出 光突发交换o b s ，进而引起越来越多的人的注意。o b s 具有以下几个特点： ( 1 ) o b s 交换机制结合了o c s 和o p s 的优点，交换粒度介于o c s 的波长交 换和o p s 的分组交换之间，提供可变长度的突发流量( 可以是一个分组或者多 个分组不等) 。 ( 2 ) 使用带外信令控制机制。实行突发数据分组和控制分组( 信令，b u r s t h e a d e rp a c k e t ，相当于分组交换中的分组头) 分离的异步传输交换机制。 ( 3 ) 单向预留机制。使用t a g ( t e l 卜a n d g o ) 或者a b t i t ( a t mb l o c k t r a n s f e rw i t hi m m e d i a t et r a n s m i s s i o n ) 类似协议，突发数据分组( b u r s t ) 在控制分组发出后不用等待确认消息即可发出，减小端到端时延。 ( 4 ) o f f s e t - t i m e 的机制。b u r s t 数据在控制分组发出后个o f f s e tt i m e 后发出。 ( 5 ) 控制分组在网络中间节点需进行o e 转换，在电域进行处理，然后再 进行e o 转换。而数据分组以直通( c u t - z t h r o u g h ) 的方式通过中间节点完成 2 电子科技大学硕士论文 端到端的透明传输。网络中间节点不需要缓存( 当然适当f d l 可以提高网络的 性能) 。 以下，将逐一介绍o b s 的这些特性。 1 2 2o b s 基本原理 光突发交换网络结构如图1 - 1 所示，它由工作在光域的核心路由器和工作 在电域的边缘路由器组成。突发数据分组( b u r s t ) 在o b s 网中的交换传输完全 在光域内完成，不需要进行0 e 、e o 的转换。突发数据分组是由一些i p 分 组组成的，这些i p 分组可以是来自传统i p 网中不同的电i p 路由器。而控制 分组在独立于突发数据分组通道的光信道中传输( 如图卜2 ) ，每个突发数据分 组对应于一个控制分组，源端需设置控制分组与突发数据分组的偏移时间t ( o f f s e tt i m e ) ，即控制分组与相应的突发数据分组的发送时间间隔。通过设 置恰当的时间间隔，可以保证一定的q o s ，并且不需要光存储和执行光同步。 控制分组中包含数据分组传输交换所必需的控制信息，比如突发数据分组 的长度、偏离时间等。控制分组在中间节点需要进行光电转换，在电域内进行 路由判断，保证突发数据分组在偏离时间内完全在光域内完成交换传输。由于 突发数据分组是统计占用带宽资源，从而提高了不同连接之间的传输效率。在 w d h i 系统中，控制分组占用一个波长或者几个波长，突发数据分组占用其他波 长；对于多光纤系统也可以是控制分组占用一根光纤，而其他光纤用于突发数 据分组的传输。 图卜1 光突发交换网络结构 电子科技大学硕士论文 压圈丑一燮搿避 i 壤嗣鬻麟 b h p n b l i p l 隧li |。 壤袋毅瓣邋 遴托 b l i p 通道 图卜2 突发数据分组于控制分组传输示意图 图卜3 为o b s 网络核心路由器结构。假定入口、出口光纤数均为n ，每根 光纤支持的波长数均为k ( 一个波长用于传输控制分组b l i p ，另外k 一1 个波长 用于传输突发数据分组) 。用于传输控制分组的波长在网络中间节点需要进行 o e o 变换，在电域进行路由表查找、对光交换矩阵进行控制、更新控制分组 相应数据域等操作。而对于传输突发数据分组的波长信道来说，不需要进行 o e o 的转换，整个交换传输在光域内完成，保证了数据的透明性。由于中间 节点只需要对少量波长进行o e o 转换，然后在电域进行处理、控制光交换矩 阵等，可以消除电子处理瓶颈。光交换矩阵前光纤延迟线用于缓存突发数据分 组( 只能缓存有限长时间) ，等待控制分组的处理，通过设置恰当的偏移时间t ， 可以使突发数据分组不需要在中间节点缓存直接通过o b s 网络，进而可以取消 光纤延迟线。另外光纤延迟线可以用来减少冲突。 s 卡城嫒母撼赣 图卜3o b s 网络核心路由器结构 边缘路由器其功能框图如图卜4 所示，在i p 层和w d m 光层有一个m a c 层。 电子科技大学硕士论文 入口边缘路由器m a c 层要完成i p 分组的组装，形成突发数据分组，计算突发数 据分组与其相应的控制分组之间的偏移时间，将含此偏移时间的控制分组送到 光层控制信道，然后在偏移时间后送出相应的突发数据分组。在出口边缘路由 其完成相反操作。 1 2 3 资源预约 图i - 4 边缘路由器功能框图 o b s 网络中，突发数据分组与相应的控制分组是在相互独立的信道上传输。 源端先发送控制分组，然后间隔一个偏移时间后，发送突发数据分组。控制分 组为突发数据分组的透明传输预约网络资源。目前文献中出现了多种资源预约 方案，各种预约方案最主要的区别在于如何判断突发数据分组的传输结束，以 及如何确定某个新突发数据分组占用相应资源( 通常情况下应包括信道上的波 长资源和交换结构中的缓存资源) 的持续期间。 图1 _ 5 给出了几种预约方案，以及相应的信令流程示意图。每个突发数据 分组发送前，先在一个独立的信道中通过控制分组发送一个建立消息( s e t u p ) ； 在某些方案中还需要在突发数据分组结束时发送一个资源释放消息( r e l e a s e ) 。 方案1 ：显式建立、显式拆除( e x p l i c i ts e t u pa n de x p l i c i tr e l e a s e ) 。 当s e t u p 消息到达时，立刻对交换模块进行相应的配置，包括对交叉矩阵的设 置以及对输出波长的预约。这一配置直到收到r e l e a s e 消息时释放。 电子科技大学硕士论文 方案2 ：显式建立、估算拆除( e x p l i c i ts e t u pa n de s t i m a t e dr e l e a s e ) 。 s e t u p 消息中要携带突发数据分组的持续时间信息。与方案i 不同的是，方案 2 不需要r e l e a s e 消息来标志突发数据分组的结束。突发数据分组的结束根据 s e t u p 消息的到达时刻与突发数据分组的持续时间来估计。 方案3 ：估算建立、显式拆除( e s t i m a t e ds e t u pa n de x p l i c i tr e l e a s e ) 。 该方案与方案2 刚好相反。估计的是突发数据分组的开始时刻，而突发数据分 组的结束用r e l e a s e 消息来标志。突发数据分组的开始时刻根据s e t u p 消息的 到达时刻与偏移时间来估计。 方案4 ：估算建立、估算拆除( e s t i m a t e ds e t u pa n de s t i m a t e dr e l e a s e ) 。 突发数据分组的开始和结束时刻都根据s e t u p 消息中的信息来估计。 c h u n m i n gq i a o 等人在文献“”按照方案4 的思路，提出了j e t ( j u s te n o u g h t i m e ) 协议；j o h ny w e i 等人在文献。1 中提出的j i t ( j u s ti nt i m e ) 协议采 用的就是方案i ；j s t u r n e r 在文献“1 中提出的h o r i z o n 机制，就是在方案2 的基础上改进得到的；n o r t hc a r o l i n a 州立大学开展的j u m p s t a r t 计划刚中， 其信令协议采用的是方案l 和方案2 ，并可根据用户需求在两个方案中选择。 图卜5o b s 的几种资源预约方案 电子科技大学硕士论文 从图中不难看出，几种方案最明显的区别在于同一个突发数据分组占用节 点资源的时间，而这个时间的长短取决于各种方案中对突发数据分组开始和结 束时间的估计精度。估计得越准，占用资源的时间越短，资源利用率越高，而 且总的突发数据分组冲突概率越低。方案1 估计得最不准，因为s e t u p 和 r e l e a s e 消息的到达时间被直接当作突发数据分组的开始和结束时间；方案4 估计得最准，因此性能最好。 1 2 4 冲突处理 在传统分组交换机中，当多个分组同时要到同一输出端口上去的时候，就 发生了“冲突”，被称为“外部阻塞”。解决外部阻塞是通过缓存所有冲突分组， 而让其中一个分组顺利通过。在光突发交换中也存在类似情况，多个突发数据 分组同时要到同一输出端口的同一波长上，此时为防止数据丢失，有五种可行 的方法：光缓存；波长变换；偏折路由( d e f l e c t i o nr o u t i n g ) ；突发数据分组 分割( b u r s ts e g m e n t a t i o n ) 。 ( 1 ) 光缓存：由于突发数据分组完全在光域处理，不进行o e o 转换， 所以必须采用全光的缓存技术。由于没有类似随机存储器r a m 的光器件，光域 的缓存很难实现，目前只能采用光纤延迟线f d l ( 有关的f d l 详细介绍请见2 2 3 f d l 的实现) 的方式来实现。图卜6 是一种f d l 的示意图，利用光纤的传输时 延来缓存光信号。 0f d l 基* 延时单元 _ - 陟 图卜6f d l 结构示意图 在使用光缓存的交换机中，缓存的大小不仅受限于信号质量，也受限于交 电子科技大学硕士论文 换机中的物理空间( 因为缓存一个分组5 u s 就需要至少1 公里长的光纤) 。因 而此方式不能有效地解决高负载情况下的突发业务。 ( 2 ) 波长变换：波长变换可以把输入的任一波长转换到任一其它波长。由 于这种变换必须在电信号的控制下完成，所以必须采用可调的波长变换器 ( t u n a b l ew a v e l e n g t hc o n v e r t e r ，t w c ) 。当存在多个波长信号要同时交换到 同一输出端口的同一波长时，可以将其中几个波长先变换为输出端口中其它的 空闲波长，然后再交换到同一输出端口中去。但是，这种方法有一定的局限， 业务负载较重时难以真正解决冲突。而且，这种方法的有效性还依赖于这样一 个事实：即同一输出端口中的不同波长通道是等效的。另外，全光的t w c 价格 昂贵，大规模的应用将使光交换机的成本变得难以接受。因此，只依赖波长变 换不能完全解决冲突问题。在文献“”中提出了波长备份( w a v e l e n g t h d i m e n s i o n ) 概念，其实质是为每条链路预留多个备份波长( 或备份光纤) ，一 旦出现冲突，可以通过将部分冲突的突发数据分组调整到备份波长进行传输。 需要注意的是，若能在同一链路上提供多条光纤，则可以在一定程度上避免使 用( 或减少使用) 波长变换器，例如，两个突发数据分组同时需要交换到某端 口的波长l 上，多光纤配置意味着存在另一端口与该端口“等效”( 连接的是同 一个设备) ，此时可将其中一个突发数据分组交换到等效端口的波长l ，即可解 决冲突，而且不必使用波长变换。 ( 3 ) 偏折路由：基本思想是出现冲突时( 且没有其它解决冲突的手段可用 时) ，将冲突的突发数据分组发往另一个端口。具体发往哪个端口有两种不同的 策略：一种是任一可用端口；另一种是发往预先确定的某个端口。第一种方法 适用于基于i p 的o b s ，被偏折的突发数据分组在后续的每个节点都根据路由表 信息逐跳转发。需要解决的问题是如何控制突发数据分组的转发跳数，在控制 分组中增加一个类似于i p 的t t l 域可以部分地解决这个问题。另一种方法要 求预先确定从偏折节点开始到目的节点终止的替代路由( 事实上，文献”1 中提 出的方案要求预先计算所有的节点对之间的替代路由) 。这两种方法，都存在一 个共同的问题，即预先确定的偏移时间可能因偏折路由而不再满足要求，导致 突发数据分组在后续的节点必须进行缓存，以等待对控制分组的处理。 ( 4 ) 突发数据分组分割0 1 ：突发数据分组可以分成多个数据段( s e g m e n t s ) ， 当冲突时，并不丢掉整个突发数据分组，而仅仅是丢掉冲突的( 重叠的，这里 电子科技大学硕士论文 l l m 需要图形说明) 数据段。此外可以结合偏折路由来解决冲突，可以偏折冲突突 发数据分组，或者仅仅偏折重叠的数据段。这种方式可以降低分组丢失率，提 高网络性能。 1 3 本文要进行的工作 本文结合国际国内的研究成果，总结和讨论了光突发交换中各种资源预约 机制、交换节点设计和交换调度算法对网络性能的影响。在这些分析的基础上， 本文提出了提高光突发交换网络性能的综合方案，它包括了节点级的解决方案： 多平面的突发交换节点设计，此设计和现有的设计方案相比，能够节约成本， 增大交换的内部带宽，将数据包丢失率降到1 0 1 数量级，提高网络的吞吐率； 网络级的解决方案；负载均衡冲突解决方案：通过优化路由，使网络负载均匀 分布于各条链路，从而提高网络性能。 9 电子科技大学硕士论文 第二章光突发交换网络阻塞率分析 2 1 预约机制及其丢失率性能分析 2 1 1 几种预约机制 各种预约机制主要是通过偏移时间对o b s 的性能产生影响，根据偏移时间 的长度可将预约机制分为三大类： 无预约( n or e s e r v a t i o n ) ：突发数据分组在控制分组( b h p ) 发送后立即 发送，偏移时间仅仅是b h p 的发送时间，这一机制很接近光分组交换。除非交 换机的配置时间和处理时间非常短，否则这一方案没有使用价值。“t e l l a n d g o ” 就属于这一类。 单向预约( o n e w a yr e s e r v a t i o n ) ：不等待目的地应答，在发送b h p 后间 隔一段偏移时间再发送突发数据分组。偏移时间介于b h p 的发送时间和b h p 的 双向传输时间。c q i a o 和m y o o “1 提出了“j u s t - e n o u g h t i m e ( j e t ) ”机 制，其偏移时间考虑了中间节点的处理时延，当突发数据分组到达中间节点时， 交换机已配置好资源。 双向预约( t w o - w a yr e s e r v a t i o n ) ：发送b h p 、等待目的地应答后，再发 突发数据分组，偏移时间较长。这一方案接近光电路交换，为建立传输链路而 引入了往返时延。由于在突发数据分组的发送前，b h p 已经预约好了资源，传 输可以得到保证。“t e l la n d w a i tm ”属于这一类。另外文献“”还提出了 波长路由光突发交换( w r o b s ) ，但与其它双向机制不同，它在突发汇聚的过程 中发送b h p ，发送后继续进行汇聚并等待应答信息，这就减小了平均时延。 单向预约有较高的效率，因为与双向预约相比不会产生过多的端到端时延， 例如一个1 0 0k b 的突发数据分组在i 0g b p s 链路上的传输时间为8 0h s ，而2 0 0 k m 长链路的传播时间为1m s 左右“”。而且，单向预约更能体现光突发交换的 思想。因此本文主要以单向预约机制为基础。在1 2 3 中提到的各种预约机制 均属于单向预约，见表2 1 。 1 0 电子科技大学硕士论文 预 预约释放s e t u p r e l e a s e预约开始时信令方案 约 消息消息刻 机 制 1 e x p l i e i t y e sy e s收到s e t u p j u s t 。i n te x p l i c i t l m e 2 e x p l i c i te s t i m a t e dy e sn o突发到达h o r i z o n 3e s t i m a t e d e x p l i c i t y e sy e s 突发到达 4e s t i m a t e de s t i m a t e dy e sn o 突发到达j u s t e n o u g h t i m e 表2 - i 四种单项预约方案 这些方案的最主要区别在于同一突发数据分组占用节点资源的时间不同， 而这个时间长度取决于各种方案对突发开始和结束时间的估计精度，估计越准， 占用资源的时间越短，资源利用率越高，且总的突发冲突概率越低。 j i t 的优点是b h p 中不携带突发长度信息，对波长的预约和释放都是通过 明确的消息来完成的，因此核心节点只需以两个状态来记录链路的占用情况， 这对边缘和核一1 5 , 节点的实现比较有利“”。美国北卡罗来纳9 ，f l 7 + l 立大学( n c s u ) 正在进行名为j u m p s t a r t 的项目开发，j u m p s t a r t 主要包括基于j i t 的信令协 议的设计、性能评估和硬件实现，将支持1 和2 两种预约机制，支持多播，支 持突发交换和光路交换，支持永久链路和非永久链路，提供尽力而为 ( b e s t - e f f o r t ) 和o o s 。j i t 的缺点是其较少的链路状态信息不利于冲突解决。 j e t 和j i t 正好相反，需要记录每个突发的起止时间，链路利用较高，但 系统较复杂。 2 1 2 丢失率分析一一无优先级服务 以下，我们分析采用不同预约方案在交换时的突发数据分组丢失率。由于 在分析时假设突发数据分组被交换到每一条交换出口链路的概率相等，因此整 个交换的突发数据分组丢失率等效于单条出口链路的突发数据分组丢失率。 假设被交换到某条出1 2 1 链路的突发数据分组以泊松流到达( 参数为 ) ，所 电子科技大学硕士论文 有突发的o f f s e t 固定为6 ，无缓冲( b u f f e r ) ，整个系统认为是m g n 模型( 即 t w c 配满) 。根据爱尔兰( e r l a n g ) b 公式得到突发丢失概率： b ( a , n 、：墨：型 ( 2 一1 ) 7 y ”一肛 其中，n 为服务台的数目，即单条链路复用的波长数：a 为业务量强度。 对于h o r i z o ( n 和j e t ，= 五x h h 为突发数据分组的平均传输时间) ，所 以丢失概率为： 兄。m 。= 圪m = b ( h z ，竹) ( 2 2 ) 在以上假设的情况下，h o r i z o n 和j e t 的性能相同。 而对于j i t ，当核心节点收到s e t u p 消息后即为突发数据分组预留资源， 因此服务时间为( h + 6 ) ，丢失概率为： p 工o g 月r = b ( a ( h + 占) ，h ) ( 2 - 3 ) 仿真结果如图2 一l 所示，其中横坐标是平均偏移时间与平均的b u r s t 持续 时间的比值。当偏移时间6 为常数或按负指数分布随机变化时( 此时o f f s e t 时间和b u r s t 持续时间都是负指数分布) ，对j e t 没有影响。总而言之，j e t 虽 然较复杂，但性能在这些预约机制中是最好的，当前学术界对j e t 的研究也最 多。在后面的讨论中，若无特别声明，都以j e t 为基础。 ! ，一一一一一一 j ，7 t i l t n 啪瞳a 州v 吡h 州皇札 一 j 盯釉n z o n 出n l 嘛时 j ； h u r l r o n ，袖j e 口附t 。 ； ： 。 _ j 盯- 娟n | b b 靠砒- ： ，t 。j t r雹 ，ij r - l互 i tiizt ! h h 肭h 日c o 佑砒，i r i 邮5 u r 6 1 9 惜m i 哪n 图2 一l 不同预约方案的突发数据分组丢失率 上面的分析没有考虑缓冲，若加入缓冲，设每个链路有h 个波长，使用波 1 2 砉jd#jlj 电子科技大学硕士论文 长变换器，f d l 有b 个单位的缓冲能力。当出端口中h 个波长皆忙，b 个单位的 缓冲均被占用，突发数据分组将被丢弃。根据波长和缓冲的占用情况，整个系 统可以用b + h + 1 个状态的生灭过程来研究，从状态i 到i + l 的转移强度等于突 发数据分组的到达率凡，从状态i 到i - 1 的状态转移强度为m i n i ，h ) 几( l 表 示突发数据分组的平均服务时问) ，用经典方法可求平稳分布，丢失率为 艺两+ 川p ( f ) ，详见文献“3 。仿真结果如图2 - 2 所示。 图2 2 有缓冲时的丢失率 2 1 3 丢失率分析一一支持优先级服务 在j e t 的基础上，文献。“3 还进行了扩充，利用o f f s e t 提供不同的q o s 。 对于优先级的划分，业界认为只提供两个级别就足够，即流( s t r e a m ) 和 弹性业务( e l a s t i c ) 。0 b s 中，每类业务都有一个基本的偏移时间( b a s i co f f s e t t i m e ) ，但不同类的业务赋予了不同的额外偏移时间( q o so f f s e tt i m e ) 。 b u r s t l i t i m e t ( i i a )k ( o ，a )f ( i ，s ) t ( o ，a ) + i ( o )t ( 1 ，s ) + i ( 1 ) 旦1i每号1d矗盆_自 电子科技大学硕士论文 b u r s t 0b u r s t l t i m e t ( o ，a ) t 0 ，a ) t ( o ，a ) + 1 ( 0 ) t 0 ，s ) t 0 ，s ) + 1 ( 1 ) 图2 30 0 s 的例子 考虑图2 - 3 的两个例子。其中，业务l 的优先级高于业务0 ，t ( 1 ，a ) ，t ( 0 ，a ) 代表业务的控制分组到达时间，t ( 1 ，s ) ，t ( 0 ，s ) 代表突发数据分组到达时间， l ( 1 ) ，l ( 0 ) 代表突发数据分组长度。在分析中，假定基本偏移远小于额外偏移而 可被忽略，并设低优先级的额外偏移为6l = 0 ，因此t ( 0 ，a ) = t ( 0 ，s ) 。当高优 先级1 的控制分组先到达时，为突发数据分组1 成功预约资源，如果t ( 0 ，s ) + l ( 0 ) t ( 1 ，s ) ，低优先级的突发数据分组0 被阻塞；另一种情况，如果控制分 组1 后于控制分组0 到达，如果t ( 1 ，s ) t ( 0 ，s ) + l ( 0 ) ，突发数据分组1 仍 然成功预约资源。由此可见，基于额外偏移时间的方案可以提供不同优先级的 服务。 下面，我们对不同业务的突发数据分组丢失率进行理论分析。 所有业务的丢失率为镕。= b ( a 。，”) ，用2 1 式求解。 因为两类业务并不是相互独立的，故在考虑高优先级的丢失率时，业务量 包括高优先级本身的业务量a h ，还包括低优先级中服务时间超过高优先级额外 偏移时间61 1 的低优先级的部分业务量y l ( 6h ) 。 高优先级的丢失率为 最h = b ( a h + y l ( 8 ) ，h ) ( 2 4 ) 其中y 。( j 。) ：川一，一。i 一吖( d 棚，彤( f ) = 亡i ；。( 1 一f l ( “) ) 幽 a 。( 1 一圪。) 表示被成功传输的低优先级业务量，( 1 一彤( “) ) 表示低优 先级的突发数据分组的服务时间超过6 一的概率 再由守恒定律 a o 只。= a 置+ 也圪。l ( 2 5 ) 可用求解得到低优先级的丢失率。 从上可看到，高优先级的丢失率依赖于低优先级数据突发长度的分布，但 独立于本优先级的数据突发长度。 文献“”给出的具体仿真数据如下，总的业务量中高优先级占3 0 ，平均突 发长度为1 2 5 k b ，波长信道速率为2 5 g b p s ，波长数为4 或6 4 ，突发到达间隔 电子科技大学硕士论文 和突发长度服从负指数分布。结果如图2 4 所示，由( b ) 可知高优先级的丢失 率是额外偏移6h 的函数，而低优先级的丢失率与额外偏移无关。 口晴鼎时，“_ n b u h t t - n _ n b 啪t i m e 图2 4 ( a )波长数n = 4 ，理论分析和仿真比较 0 d so h e l n 黼nb l i r s i t l a r l s t l i l s i o n t i l 帑 图2 4 ( b ) 波长数n = 6 4 ，业务量强度l o a d = o 7 时的丢失率 文献中进一步提出了基于偏移时间的严格优先级。设所有业务分为i ( 1 i n ) 类，每一类的突发数据分组都按泊松过程到达，参数分别为 i ； 设随机变量l i