带宽分配（精选8篇）
带宽分配 篇1
摘要：本文简要介绍了以太网无源光网络 (EPON) 技术的基本原理, 并主要针对EPON的动态带宽分配算法问题 (DBA) 进行深入研究和分析。
关键词：EPON,DBA,轮询
0、引言
随着光纤通信成为现代通信的主流技术，在向着全光网络的发展过程中，EPON结合以太网和无源光网络技术，具有协议简单、成本低、带宽高、易于兼容等优点，成为解决"最后一公里问题"[1]的最佳解决方案之一。但与APON相比，EPON存在一个天然的缺陷，即不能很好的支持QoS (Quality of service) ，不能很好的满足三网合一的需求。要成为宽带接入的主流技术并大举进入市场，必须既能稳定地支持传统的电话业务、数据业务，又能高效地保证新兴实时性业务如网络电视，视频点播 (VOD, video on demand) 等的质量，因此进一步对EPON的带宽分配算法的研究有着非常重要的意义。
1、EPON的基本原理
EPON是采用PON的拓扑结构实现以太网接入的网络，由三个部分组成：光线路终端（OLT）、光分配网络 (ODN) 和光网络单元 (ONU/ONT) [2][3]。如图1所示，OLT处于局端，可以是一个交换机或路由器，也可以是一个提供面向无源光纤网络接口的多业务平台，向上介入上一层网络，向下为ONU或用户提供带宽分配、网络安全和管理等功能。ODN是一个光分路器，分光能力在1:16到1:128之间。ONU处于用户一侧，根据采用的配置方案（如FTTH、FTTB等）不同，具体的位置也不同，全光网络中ONU可置于用户家中，ONU可通过层叠为多个终端用户提供共享高带宽的服务。
EPON网络中，采用可变长的数据包，最高可达1518字节，上行方向采用1310nm波长，下行方向采用1550nm，波长传输速率为1.25Gbit/s。如图2 (a) 所示，由OLT到ONU下行采用广播的方式，通过ODN将数据包发送给所有的ONU，由于每个ONU在注册时都被分配了唯一的ID，通过读取数据包中的ID，只有与本ONU的ID符合的才会被接收，其他的数据包将被丢弃。如图2 (b) 所示，上行采用TDMA技术，实现多点到点的接入，帧与帧之间需要一个时间空隙，即保护时间，OLT可以在这段时间内对接收器进行调整电平的增益，保护带宽最大为2us。因为多路信号要共享一根光纤，有可能会出现碰撞现象。EPON利用多点控制协议（MPCP）进行OLT和ONU之间的通信，由OLT根据网络情况，统一为ONU分配带宽（使用时隙），基于网络严格同步的情况下，既可以避免碰撞（非初始注册过程）现象，又可以利用一定的带宽分配算法，实现高效的带宽利用率。一个完善的DBA方案应包括轮询机制和带宽分配算法两部分，下面从这两个方面入手来对EPON系统的带宽、包时延、丢包率、Qos等性能参数进行研究。
2、轮询机制
EPON的MPCP提供的REPROT和DATE帧为OLT和ONU之间的信息互动提供了支持，这种Request-Grant问答机制，为带宽分配提供了实现手段。轮询的顺序也有多种选择，可以按根据注册先后顺序确定的固定顺序轮询、按负载的轻重重的在前轻的在后或者反过来等等，结合各自算法的特点来进行选择。典型的轮询是基于周期的，在一个周期内，OLT对ONU逐个询问需求情况，并根据请求授权带宽。因此从轮询周期的角度又可以分为：固定周期轮询、可变周期轮询 (自适应周期轮询) }]和周期一定受限的轮询[4]。
轮询周期固定，一定固定时间内的下行授权帧数就固定，不会随着上行网络负载的增大下行授权控制的插销。但是当系统带宽满足了所有ONU的请求后还有残余时，却因为周期的固定性而无法顺延至下一轮继续使用，降低了带宽利用率。
典型的可变周期轮询是IPACT算法，它根据ONU上报的队列长度进行带宽授权，从而在一周轮询下来得到的轮询周期是不固定的。这种轮询周期的带宽利用率比较高，上行信道利用率可以逼近于1，但它的不足在于：轻负载时，轮询周期很小，授权帧的发送频率极高，会消耗相当一部分的下行信道带宽；一部分业务量大的用户总能得到足够的带宽，从而使周期变长，使得业务量少的用户的时延加大，违反了公平性的原则。
周期可变的轮询机制，为周期设定了一个范围，一定程度上解决以上的问题。同时，此时的轮询周期的大小可以一定程度上反映网络负载的情况。目前，考虑到公平性问题，防止个别高负载的用户垄断着信道，OLT会以一定的标准来限制对每一个ONU的开窗大小进行限制，称为最大带宽限制问题，在重负载的情况下，它就可以决定最大的轮询周期，但是如果开窗过大，就会导致所有的帧的延时更长，如果太小，就会把带宽浪费在保护带宽上。目前对于轮询周期的下限还讨论不多。
除了上面介绍的轮询机制以外，带宽分配机制将对DiffServ[5]的处理反映在了轮询机制上。OLT对同一优先级的用户进行集中授权，这样做的好处就是保证了高优先级业务的带宽，提高服务质量。为了算法的需要，则是将数据与控制帧分离，此时ONU上报的队列长度更加接近上传时刻的队列长度值，可以减小时延，同样它也需要增加保带宽。
总之，轮询机制是时隙分配机制的一个组成部分，根据不同的算法和追求目标的不同，可以适当选择自己的轮询分配机制，同时也可以通过轮询机制来弥补算法中的不足。
3、带宽分配算法
带宽的分配主要分为静态和动态两种:静态带宽分配 (SBA，又叫固定时隙分配) 按照各ONU预定的带宽进行初始配置，运行期间不管实际的网络状况如何该值不变。SBA简单，容易实现，但是没有实现带宽的统计复用，带宽的利用率低。动态带宽分配 (.DBA) 是指OLT根据即时的网络业务情况对每一个ONU逐个分配带宽，一个周期更新一次，很明显，DBA的带宽利用率比SBA要高，上行带宽毕竟是有限的，为了让所有的终端用户都能尽可能的满意，DBA更能满足要求。下面就来分析几个主要的DBA算法。:
3.1 带宽受限分配算法（LBA)
LBA通过REPORT/GATE来跟踪业务量，每个ONU的可分配的最大带宽根据用户等级、业务类别等来确定。如果请求的带宽长度小于这个值时，就分配给它请求的带宽，否则就按这个值来授权。LBA通过报告队列长度的方式来跟踪业负载，由于业务流量是动态的，所以它的分配时隙大小也是变化的，因为每个轮询分配的时隙也是不同的，所以最终导致它的轮询周期也是变化的。LBA的保守性表现在通过对每个ONU的授权的限制来抑制了带宽的恶性竞争，不会出现业务量大的用户独霸着带宽，业务量小的用户得不到带宽的现象。LBA也是目前使用最广泛，性能最好的DBA算法之一，它的带宽利用率比较高。
3.2 基于信用的带宽分配算法 (CBA)
在REPORT/GATE机制下，每个ONU发送完REPORT帧后都经历了一段等待时间后才能继续发送缓冲区内的数据。ONU在t1时刻上报队列长度，在t3时刻开始上传数据，在t1到t3这段等待时间内，仍然有可能有新数据进入缓冲区内。如果在t1时刻上报队列长度时，对下面等待时间内可能新到的业务量进行估算，那么新到的数据帧就不需要多等一个周期再发送。CBA就是把这部分等待周期内可能新进入的数据帧也考虑进去，在原来上报的队列长度的基础上再加上了一个信用C，这里C可以是常数，也可以是线性表达式。线性信用是基于网络业务的可预测性，因为一般长突发业务会持续一段时间，前一周期的信息对后一周期的等待周期的新增业务量具有价值，可以进行一定程度的预测。
这种带估算的带宽分配方法的好处在于可以减小部分帧时延，但是估算要根据不同业务的特点来设计，而且也不是任何估算都是有益的，因为以太帧是不定长的，如果估算分配的带宽不足以满足实际的帧通过，很可能带来新的带宽浪费。
3.3 弹性带宽分配算法 (EBA)
EBA是在LBA的基础上的一个变通。LBA中每一个ONU都有一个最大开窗，每个ONU的授权都不可以超过这个值，E-BA中取一个最大总授权带宽值，所有轻负载ONU使用完后残余的那部分带宽，在一个周期内进行再此分配。很明显这种分配方式往往是收集完所有的ONU的信息之配处理的，它必须与相应的轮询机制结合使用，同时这种算法容易实现公平性分配，是使用比较广泛的算法。
4、结论
EPON作为众多宽带接入的最佳方案之一，有着协议简单成熟、标准化程度高、建设维护成本低廉的巨大优势，要更好的满足用户的Qos，对EPON的带宽分配算法进行研究有着非常重要的意义。本文从EPON的工作原理入手，深入讨论了各种带宽分配算法的优势和劣势，不同的算法必须采用相应的轮询机制，对性能参数的制约也各有不同，因此必须进一步根据具体的网络用户的需求来设计制定带宽分配方案。
参考文献
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带宽分配 篇2
跨堆叠单元的链路聚合
在华为交换机堆叠中的单个单元上用链路聚合创建上行链接可解决性能问题，但不能解决可靠性问题。这是因为该单元将成为单个失败点。跨堆叠创建弹性链接能够解决可靠性问题，但不能解决性能问题。
这是因为在某一时刻只能存在一条当前链接。跨堆叠单元的链路聚合功能为上述两种问题提供了解决方案。这些链接可跨堆叠系统中的不同单元分配，解决传统方案中受一个单元限制的问题。
这意味着如果一个单元失败，将不会导致多个链路聚合出现故障，从而提供了弹性链接的可靠性水平。与此同时，链路聚合中的所有链路均同时工作和负载网络流量。
华为交换机堆叠：背板吞吐量
也称背板带宽，是交换机接口处理器或接口卡和数据总线间所能吞吐的最大数据量，
一台交换机的背板带宽越高，所能处理数据的能力就越强，但同时设计成本也会上去。但是作为主堆叠交换机(星型结构)其背板带宽应大于其他从交换机，因为主交换机所能处理数据除本机以外还要转发堆叠内两端点的数据包。
最大电源数
一般地，核心设备都提供有冗余电源供应，在一个电源失效后，其他电源仍可继续供电，不影响设备的正常运转。在接多个电源时，要注意用多路市电供应，这样，在一路线路失效时。
其他线路仍可供电。特别是星型堆叠模式主交换机，因为星型堆叠模式的主交换机对于整个堆叠单元来说是个核心的网络设备，所以冗余电源、冗余模块等都是不可欠缺的设备。
华为交换机堆叠：支持最小/最大带宽分配
带宽分配 篇3
1 AFDX网络
1. 1 AFDX协议标准
AFDX网络是一种定制网络的特殊情况,是基于IEEE 802. 3 和TCP/IP发展而来。该技术在商用以太网基础上增加流量整形、冗余管理等机制,以满足航空电子系统对信息传输的高可靠性和高确定性需求[2]。ARINC664 规范对AFDX网络进行了详细定义。AFDX协议与国际标准化组织定义的开放式系统结构( OSI) 模型对比,其对应关系如图1 所示。AFDX协议模型与普通以太网重点区别在数据链路层,AFDX网络的数据链路层采用“虚拟链路”进行通信。虚拟链路定义了一个逻辑上的单向链接,从一个源到一个或多个目的端系统,以保证AFDX网络的确定性[3]。
1. 2 AFDX网络架构
AFDX网络通过“虚拟链路”技术、流量整形和冗余管理机制保证网络的确定性和可靠性。AFDX网络采用了终端系统和交换机构成的星型拓扑结构。其架构如图2 所示,它由虚拟链路、AFDX交换机和具有端系统的航空电子系统构成。图中AFDX网络以虚拟链路和交换机的形式将航空电子系统通过端系统连接成整体。端系统是航空电子系统的接口,交换机在航空电子系统之间发生通信时对数据进行存储和转发。端系统之间的通信,通过多个独立且冗余的网络进行覆盖,例如图中的VL1 _ A、VL1_B和VL1_A、VL2_B,可以防止某一网络组件的失效而造成的数据流丢失[4]。
1. 3 端系统分析
端系统可分为发送和接收两个主要功能。端系统发送时要对各虚拟链路的数据帧进行流量整形、虚拟链路调度和冗余管理,而接收时则需进行完整性检查和冗余管理[5]。端系统发送工作过程及接收工作过程如图3 所示。
AFDX网络通过两条互不干扰的虚拟链路,配合冗余管理机制对数据进行传输。在同一条物理链路中,可以同时存在数条VL。当发送端系统具有多条虚拟链路时,就需对数据进行规整和调度。流量规整器的作用是通过将数据帧分隔开,用以限制VL上瞬时的帧速率,即按照BAG控制分给VL的带宽。
2 带宽分配间隔策略
2. 1 性能指标
2. 1. 1 AFDX网络性能指标
AFDX网络作为航空电子系统的通信网络,其性能受网络使用情况和物理总线的效能使用情况影响。比较重要的参数有物理带宽利用率和数据延迟时间。
物理带宽利用率,指实际使用带宽与AFDX网络信道容量的比率,即实际使用带宽与物理带宽的比率,体现了航空电子系统网络资源的利用程度。
数据延迟时间,指数据帧从发送端启动发送到接收端接收该数据的时间差值,是保证网络实时性的重要指标[6]。
2. 1. 2 VL性能指标
虚拟链路的两个最重要的参数即带宽分配间隔BAG和最大帧长度Lmax,其中BAG代表VL中前后两个数据帧之间的最小间隔,Lmax代表最大VL帧大小。为满足航空电子系统的实时性要求,则需对数据帧传输的时延特性和抖动进行有效管理。在调度器的输出端,对于给定的某个虚拟链路,数据帧应能够在某个有界的时间间隔中出现。这个时间间隔被定义为最大允许抖动。该抖动是由调度算法引起的,而不是由流量本身所造成。如图4 为描述带宽分配间隔、最大抖动及数据帧之间的关系。
2. 2 带宽分配间隔设定策略描述
在典型的航电系统环境中,一个AFDX网络中至少包含100 个端系统和两个冗余子网络,同时每个子网络由8 个AFDX交换机和1 000 条VL构成,因此AFDX网络的结构非常复杂和庞大。各个VL的BAG指标作为AFDX网络设计的重要参数,其设定值会对AFDX网络产生重要影响[7]。 根据ARINC664 协议规定,端系统的流量整形功能应该能够在1 ~ 128 ms的范围内控制BAG的值,且这些值应该满足式( 1) 。
因此,BAG取值并非为[1,128]内任意值,而是被限定在{ 1,2,4,8,16,32,64,128} 八个固定值中。若AFDX网络由n条虚拟链路组成,那么AFDX网络的组成方式共有8n种。根据AFDX网络物理带宽、协议规定的抖动要求以及AFDX网络设计需求等约束条件,则能缩小AFDX网络组成方式范围。当对某些约束条件取极值时,可根据极值约束取得某一特定AFDX网络组成方式,例如当带宽利用率为最高时,可通过筛选计算取得最符合条件的n条VL的BAG值。
BAG取值的特殊性造成了通过取极值的方法得出的最优解并不能直接使用,需对得出的BAG值进行修正。选取数轴右侧与BAG限定解最接近的值为修正BAG值。经过修正的BAG值集合反代入各约束条件中进行验证,若满足各约束条件则求得BAG最优值集合。
2. 3 带宽分配间隔策略原理
通常AFDX网络的调度算法都使用先来先服务( FIFO) 算法,这是最基本的队列调度算法,使用这种调度策略能够保证AFDX数据帧得到服务的顺序与到达缓存的顺序相同,并按照数据帧到达的先后顺序对其进行服务[8]。本文所提出的带宽分配间隔设定策略皆以采用FIFO调度算法为前提。
在应用或实验环境下,AFDX网络的建立需考虑需求定义对VL条数n及各个VL的Lmax值的限定,同时需考虑物理带宽及抖动等客观条件对网络性能的限定,那么则有:
1) 根据协议规定,对于单条VL,
式( 2) 中Ci指第i条VL的最大可使用带宽,以Kbytes / s为单位; Lmax,i指第i条VL最大允许帧长Lmax,以字节为单位,依据ARINC664 协议可知,其限定值为[84,1 538]; BAGi代表第i条VL的带宽分配间隔,以毫秒( ms) 为单位。
根据Lmax,i取值范围和BAG限定,Ci取值范围为[C1,C2],其中,单位Kbytes/s,其中Lmin指VL中最小允许帧长度。
每条VL的设定都与VL两端链接的系统性能密切相关,若系统对数据传输的速率要求很高,那么相应的BAGi就会很小,即Ci值会较大。进行AFDX网络设计时,应充分考虑到各个系统对数据传输速率的要求[9]。
2) 对于AFDX网络中n条VL,
式( 3) 中,C总为交换机端口数据帧速率,其最大理论值始终小于等于物理带宽C,即C总/ C ≤ 1。BAGmax代表n条VL中带宽分配间隔中的最大值,即BAGi中的最大值。
3) 在发送端,对VLi∈ { VLset| VL1,VL2,…,VLn} ,其最大允许抖动应该服从下列两个联立的公式:
式( 4) 中max _ jitter指最大抖动值,单位为微秒( μs) ,Nbw是介质带宽,以bits/s为单位,Lmax以字节为单位,40 μs是典型的最小固定技术时延抖动。因此,若端系统具有较少的VL并且其中待处理的数据帧皆为短帧,则最大允许的抖动将较低。但同时在所有情况下,抖动都被限制在500 μs界限内,以限制抖动对整个AFDX网络确定性的影响。因此若BAG值设定不合理,会造成最大抖动与帧长度之和大于BAG,造成数据溢出[10]。
4) 对求得BAGi的集合进行修正,
此时求得BAGi集合为最优解集合。
3 带宽分配间隔策略仿真与数据分析
3. 1 仿真与结果分析
3. 1. 1 仿真方案描述
选取实验室某项目的AFDX网络设计方案,对带宽分配间隔设定策略进行分析,已知:
( 1 ) VL共155 条,即VL ∈ { VL1,VL2,…,VL155} ;
( 2) C = 100 Mbps;
( 3) 其Lmax,i值分别为:
根据虚链路所传输内容的传输间隔需求,AFDX网络设计中要求BAGi需要符合如下要求:
(1)Ca≤Ci≤Cb。
当VLi∈{VL1,VL2,…,VL60},Ca=1,Cb=50;
当VLi∈{VL61,VL62,…,VL120},Ca=50,Cb=1 502;
当VLi∈{ VL121,VL122,…,VL155} ,Ca= 1,Cb=1 502。单位Kbytes / s。
( 2) 使物理带宽利用率最低。
3. 1. 2 仿真计算及结果分析
要求(1)需满足:,即
因此,①当i∈{1,2,…,60}时,
②当i∈{61,62,…,120}时,
③当i∈{121,122,…,155}时,,单位ms。
要求( 2) 需满足:
物理带宽利用率最低,即C总/C取最小值。同时C总必定小于等于C,那么有
在计算仿真过程中,设BAG155= BAGmax,则可得出,BAG155—BAGi≥0,那么此时
最终依据线性规划模型可得:
经过MATLAB仿真,得出如下最优解( 保留小数点后两位) :
经过修正后的BAG集合为:
3. 2 策略验证
首先对是否符合抖动的标准进行验证。根据协议规定,最大抖动被强制规定为小于等于500 μs。本实例中,求得的最小BAG值为1 ms,因此发送Lmax的时间最小为500 μs。在介质带宽为100 Mbps的情况下,500 μs能够发送6 250 字节数据,远大于Lmax的上限1 538 字节。因此本实例中,在BAG值取任意有效值的情况下,均符合发送端抖动要求。
其次验证BAG设定值是否满足AFDX网络设计要求。将求得的BAG值分别代入要求( 1) 中的公式,当i∈{ 1,2,…,155} 时,Ci满足Ca≤Ci≤Cb,同时经计算C总= 28. 192 Mbps,小于C = 100 Mbps。因此实例中求得的最优解符合AFDX网络实际设计要求。
4 结束语
AFDX网络相较于现应用较广泛的ARINC429和MIL - STD - 1553B总线技术,在灵活性、扩展性、实时性、安全性和传输速率上都有了明显的提高[11]。本文通过研究AFDX网络设计的特点,在充分理解虚拟链路的工作原理的基础上,提出了带宽分配间隔设定策略,并通过MATLAB仿真平台对某实例进行了验证。验证结果表明带宽分配间隔设定策略符合AFDX网络设计要求,提高了AFDX网络设计的效率,很大程度上降低了AFDX网络设计中重复设计的风险,非常具有现实意义。
参考文献
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带宽分配 篇4
随着数字多媒体技术的发展和普及,需要大量的多媒体服务器来支持实时多媒体流。一个实时多媒体流的编码比特率可以是固定的,也可以是可变的,如当今流行的视频点播、新闻点播等。为了避免内容传送的中断,即抖动,实时多媒体流磁盘请求必须在其截止时间前完成。一个多媒体服务器还将为如文字、图像等离散数据提供服务,这种离散数据没有实时性要求,称为非实时性磁盘请求。因此对于多媒体服务器来说,必须提出一个合理的实时磁盘调度策略,一方面要保证实时请求对于实时性的要求,另一方面也要为非实时磁盘请求提供合理的响应时间。
SCAN[1] 算法选择与当前磁头距离最短并且与磁头移动方向一致的任务作为下一个调度对象,已经被证明在减小磁盘寻道时间上是最优磁盘调度策略。但由于没有考虑实时磁盘请求,SCAN导致过多的截止时间被错过,不适合于实时多媒体服务器的磁盘调度算法。
EDF(Earliest Deadline First)[1]算法是一种基于任务截止时间的实时调度算法,在任务队列中具有最小截止时间的实时任务首先得到服务。这种算法能较好地满足任务的实时性,但它只考虑任务的截止时间因素而忽略了磁盘寻道时间,极大影响了系统的吞吐量。
许多实时磁盘调度算法如SCAN-EDF[1],SCAN-RT[2],DM-SCAN[3]都对SCAN算法进行改进,使其能够将实时性考虑在内。这些算法首先以EDF顺序来调度任务,对于截止时间相同的任务,如果不会引起错过其截止时间,则用SCAN算法来调度。最坏情况下,所有这些基于优先权的算法都将退化为EDF算法,并导致过多的磁盘寻道开销。由于这些算法都没有提供接纳控制来拒绝那些会错过其截止时刻的任务。结果导致不能保证处于服务中的流的质量。
由于多媒体服务器磁盘负载还包含了非实时任务请求,实时磁盘调度算法还必须让非时任务也具有合理的响应时间。一般的做法是每个磁盘周期都为非实时任务保留固定的权值。GSS(Group Sweeping Scheduling)[4]采用了分组策略的两级调度策略,对实时任务预留带宽。为了保证已经被接受的多媒体流的服务质量,QoS-Disk[5]引入了接纳控制机制来决定是否接受一个新到达的多媒体流。WRR-SCAN (Weighted-Round-Robin-SCAN)[6]算法对非实时任务采用固定预留带宽的方式。但是,当磁盘发生过载,或者实时任务和非实时任务请求比例突发变化时,磁盘性能将严重下降。
为此,提出了动态带宽分配扫描DBA-SCAN (Dynamic-Bandwidth-Assignment-SCAN ) 算法。该算法对非实时任务采用固定预留带宽的方式,并能够根据磁盘请求的负载变化动态调整磁盘带宽的分配比例,利用接纳控制拒绝一个不能在其截止时间前完成的请求,动态回收未用带宽来提高磁盘利用率。
1 DBA-SCAN磁盘调度框架
DBA-SCAN磁盘调度框架包括以下部分:质量协调部分,带宽预留计算部分,质量监测机制,接纳控制机制和动态带宽回收机制组成。一个磁盘作业由一个实时的连续多媒体任务或非周期任务发起。实时的连续多媒体任务是有时间限制,非周期任务没有时间限制,即非实时任务。实时磁盘调度策略不仅要考虑实时实时多媒体流请求,还要处理诸如图片、文字等离散的非实时磁盘请求。DBA-SCAN的总体运行框架如图1所示。
DBA-SCAN采用带宽预留机制,将可用的磁盘带宽预留给每个任务,预留的带宽是每个磁盘调度周期中,一个任务数据传送所需要的带宽,即一个磁盘调度周期中为其服务时的数据传输的最大时间。非实时任务则排成队列,由一个虚拟服务器服务,这个虚拟服务器也被预留了带宽。接纳控制决定是否接纳一个任务。质量协调器提供了自适应质量保证。核心调度器从每个队列中提取一轮作业,并将其排序成SCAN调度队列,同时完成动态回收未用带宽。实时任务分成保证性任务和可选性任务。保证性任务的请求必须要满足,可选性任务时在满足保证性任务后去满足的。
2 磁盘模型与任务模型
DBA-SCAN每次读或者写的最小单位为块,c表示块大小(单位:比特),V表示磁盘传输速率。磁头寻道时间为tseek(d) =a×d+tstart,其中,d表示磁头从一个磁道移动到另一个磁道所走过的磁道数,a是常数,表示磁头移动相邻两个磁道的时间,tstart为磁头启动时间。
实时磁盘调度策略的磁盘请求包括了周期性的实时请求和非周期到达的非实时请求。对于非实时请求来说,将其看成一个任务,由虚拟服务器来服务,每个磁盘调度周期都为其保留了一定的带宽。对于实时请求来说,每个磁盘调度周期都为每个实时请求预留固定的带宽。
实时请求 Ti可表示为 (Ai, Bi, Di),Ai表示到达时间,Bi表示请求磁盘块数,Di 表示截止时间。非实时请求Pi可表示为 (Ai, Bi)。
DBA-SCAN首先将磁盘带宽分成磁盘周期,磁盘周期划分如图2所示。
3 实时磁盘调度策略
一个磁盘周期的时间被分解为3个部分:磁盘寻道,磁盘旋转,磁盘数据传送。DBA-SCAN为每个任务分配一个权值来指示该任务在一个磁盘周期中所占有的最大传输时间。服务器在每个调度周期内轮流为每个任务服务。令L表示每个磁盘调度周期的时间,ts表示每个磁盘周期磁头寻道时间,tr 表示每个磁盘周期磁盘旋转时间,Wi表示实时任务Ti的权值,Wrt为所有实时任务权值之和,Wp表示非实时任务的权值,于是
对于非实时任务的权值Wp不是固定的,DBA-SCAN将利用负载监测机制来动态调整Wp的值。由于每个实时请求都带有固定的权值,通过调整权值,就能相应地控制QoS。
①权值的计算
对于实时任务Ti每个磁盘调度周期必须传输bi块数,Ti的权值是:
对于非实时任务每个磁盘调度周期保留磁盘块数ba,权值是:
没有非实时性任务时,DBA-SCAN将满足每个实时任务的截止时间。建立一个虚拟非实时服务器来为非实时任务服务。为其分配权值,为在每轮中保证其权值,为非实时任务提供小量数据传输率,以避免发生饥饿现象。非实时任务的权值越大,其作业的响应时间越短。
②接纳控制
DBA-SCAN提供了自适应质量保证,每个保证任务每一磁盘周期分配一个固定权值。剩余任务为可选任务。DBA-SCAN只有当其保证任务有足够带宽时才接纳可选任务。
当一个实时任务到达,利用公式 (1) 决定是否接纳该任务。对于tr 计算主要依赖文件系统如何组织数据块。当数据块在磁盘上随机存放时,一个磁盘周期所扫描的数据块可能不在同一个磁道上。每个磁盘周期传输的总数据块为:
其中,n为实时任务个数。最坏情况下所有数据块在不同磁道上,于是有:
其中,ta为磁盘旋转一圈与磁头启动之和。于是有:
为了完全利用带宽DBA-SCAN在磁盘周期前带宽分配,在磁盘周期后动态回收未用的带宽。前者通过每个调度周期尽可能调度更多的任务来降低磁盘开销,后者通过提前下一个磁盘周期的开始时间来动态回收未用带宽。
③负载监测机制
DBA-SCAN保证处于服务中的实时任务的质量。考虑最差情况下计算实时任务权值。然而,这些考虑也导致过多的磁盘调度时间保留,引起磁盘利用率的下降。
DBA-SCAN负载监测的方法是利用一个滑动窗口监测多媒体服务器磁盘负载的变化。自适应带宽分配调整的周期为滑动窗口大小ws。每隔ws时间进行一次带宽分配调整。监测的参数包括:实时请求的数目,非实时请求的数目,磁盘利用率。磁盘利用率定义为所有实时任务权值之和Wrt和非实时任务权值wp 与L的比值。多媒体服务器磁盘负载主要是实时多媒体请求,如果监测到实时请求和非实时请求变化较大,能够及时调整实时请求和非实时请求带宽分配。
为完全利用带宽,DBA-SCAN加入了动态调度策略,包括了磁盘周期前带宽分配和磁盘周期后带宽回收。前者通过每个磁盘周期尽可能调度更多的任务来降低磁盘开销,后者通过提前下一个磁盘周期的开始时间来动态回收未用带宽。
④带宽分配比例调整
磁盘工作是存在欠载和过载两种情况,需要针对不同情况来考虑如何调整带宽分配。
第一种,欠载情况。
欠载情况发生在为非实时任务保留带宽时,实时任务带宽是过载的,而实际磁盘是欠载的,即有剩余的磁盘带宽,还有实时请求得不到服务,降低了磁盘利用率。因此,DBA-SCAN利用监测参数来调整实时任务和非实时任务带宽的比例。此时,减小为非实时任务保留的带宽,尽量优先满足实时请求,因为非实时任务是欠载的。
由于权值W是按质量保证大小所预留的,因此实际应用中,一个流整个回放过程中,处于峰值的回放时间很短,又因为多个流的峰值出现在同一时间段内的概率较小。因此,当Wa调整为较小的值时,还有很大的概率利用动态回收的带宽来为非实时任务服务。DBA-SCAN对于Wa动态调整对非实时任务平均响应时间的影响不大。
第二种,过载情况。
采用磁盘利用率可以很好地表示各类应用请求所需的带宽,但是在过负的情况下,由于磁盘是饱和的,它的利用率是100%,因此不能反映出各类应用请求所需的带宽。在短暂过载的情况下,通常到达率高的请求应该分配高比例带宽。但是在过载的情况下,已经没有足够的带宽来满足实际请求的需要。在这种情况下,带宽调整主要任务是在服务器过载时反映出实时请求和非实时请求对带宽要求的相对差异,估计每类应用请求所需要的带宽。
所有实时任务权值之和为:
非实时任务分配的权值为:
其中,W’rt和W’p分别为监测到得实时任务和非实时任务实际需求带宽。
4 实验结果
模拟仿真实验的目的是研究新提出的DBA-SCAN算法的性能,为了对比,选用WRR-SCAN算法。固定任务总数,通过调整实时任务的百分比表示实时请求到达的频繁程度。而服务时间和磁道号随机生成。参考文献[6]设置模拟实验参数如表1所示。
图3显示不同实时任务请求率向对实时任务错过截止时间率的影响。DBA-SCAN调度算法性能要优于WRR-SCAN,主要原因是该算法利用接纳控制和动态回收未用带宽来提高它们的运行质量。一个在其截止时间以后完成的磁盘请求不仅降低了流的质量也浪费了宝贵的磁盘带宽。当服务器超载时,接受还是拒绝一个磁盘请求对于处于服务中的实时流以及非实时请求的服务质量都有很大影响。DBA-SCAN拒绝一个不能在其截止时间前完成的请求。这种接纳控制在处理频繁到达的实时流时是高效的。
5 结束语
一个实时磁盘调度算法对于多媒体服务器的性能来说是非常关键的因素。本文中提出了一个新的实时磁盘调度策略DBA-SCAN。与传统的磁盘调度算法以尽力的方式服务不同,DBA-SCAN为所有处于服务中的流提供质量保证,并限定了非实时作业的响应时间。
DBA-SCAN将磁盘服务时间分成轮次,并对服务请求一SCAN顺序进行服务。DBA-SCAN通过将一个磁盘作业分成保证作业和可选作业来提供质量保证。非实时任务和实时任务在每轮调度时都被分配一个固定的权值。为了使带宽浪费最小化,DBA-SCAN引入了积极的带宽回收策略来在运行中动态回收未用带宽。回收的带宽将被用于为可选任务提供更好的质量以及减小非实时请求的响应时间。另外,通过自适应质量保证,WRR-SCAN能够灵活的对服务中的流进行质量与数量的权衡。
通过模拟程序来对比DBA-SCAN与WRR-SCAN调度算法,通过实验结果可以看出, DBA-SCAN的性能明显好于WRR-SCAN算法,而非实时请求的响应时间也能得到一定的控制。
摘要：多媒体服务器需要一个实时磁盘调度算法为具有软实时要求的连续多媒体流服务。传统的磁盘调度算法不适应实时多媒体流。提出一个新的实时磁盘调度DBA-SCAN(Dynamic-Band-width-Assignment-SCAN)算法。DBA-SCAN算法通过带宽预留和接纳控制机制为处于服务中多媒体流提供质量保证。对于非实时任务也预留了带宽以保证非实时任务具有合理的响应时间。DBA-SCAN采用一种积极策略在运行时动态回收未用的带宽。被回收的带宽被用于为可选任务或者更多的非实时任务服务。通过模拟实验对DBA-SCAN算法和WRR-SCAN算法进行对比,实验结果显示,DBA-SCAN为实时多媒体流提供了更好的质量。
关键词：实时磁盘调度,接纳控制,动态带宽分配,负载监测,SCAN
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带宽分配 篇5
随着Internet日益成为未来全球统一的通信平台, 需要支持大量的实时多媒体应用, 如话音、交互视频、在线游戏等, 对网络带宽要求日益增高, 数据流量逐渐变大, 同时大量的P2P业务的流量吞噬有限的带宽, 很大程度上加重了网络拥塞, 妨碍了相关的网络业务的开展和关键应用的普及, 因此必须配置相应的网络QoS保证一些重要的, 交互性的且具有商业价值的数据流 (如VOIP, e-business, ERP) 稳定的通过网关, 不至于被FTP或P2P流量阻塞。现今运营商IP网络的QoS部署主要基于区分服务 (DiffServ) 模型, 基本原理是将网络中的流量分成多个类, 每个类接受不同的处理, 尤其是网络出现拥塞时不同的类会享受不同的优先处理, 从而得到不同的丢弃率、时延以及时延抖动。流量监管则是IP QoS机制中一项非常重要的功能, 主要用来管理用户注入的流量, 使其完全匹配设定的流量参数。而令牌桶算法作为一种实现方法, 已被一些国际标准组织采纳。
在标准化文件里, 令牌桶算法只是应用在单独类型的流量上, 对于多个类型的流量使用却很少涉及。通常, 需要为每个类型的流量设置一个独立的令牌桶来进行流量整形, 这样比较容易实施但不是很合理。首先, 我们假定网络边界接点 (接入侧) 设置了令牌桶算法来实现流量监管, 且所有的不符合的分组都可能被丢弃, 在此情况下提出一种关联令牌桶来处理多个类型的流量, 使用户定制的带宽能充分地被利用。例如, 一个用户可能为其两个类型的流量A和B定制了相对应的带w1和w2, 假设类型A比类型B具有更高的QoS要求。因此, 对于同等量的数据, 类型A将比类型B要求获得更多的带宽来发送数据。从用户的角度来说, 他会十分愿意使用类型A的空闲带宽传送类型B的数据流, 反之亦然, 而这是使用独立工作的令牌桶无法完成的工作。
2 研究相关内容介绍
2.1 区分服务 (DiffServ)
区分服务的基本思想是将用户的数据流按照服务质量要求来划分等级, 任何用户的数据流都可以自由进入网络, 但是当网络出现拥塞时, 级别高的数据流在排队和占用资源时比级别低的数据流有更高的优先权。区分服务只承诺相对的服务质量, 而不对任何用户承诺具体的服务质量指标。这是一种基于类的QoS技术, 现今主要应用于骨干网。
在区分服务机制下, 用户和网络管理部门之间需要预先商定服务等级合约 (SLA) , 根据SLA, 用户的数据流被赋予一个特定的优先等级, 当数据流通过网络时, 路由器会采用相应的方式来处理流内的分组。
区分服务的不足之处是不能绝对保证质量, 且服务质量提供也不是端到端的, 而是限于一个区分服务域。但是, 区分服务能够很好地与IP网络相适应, 其只包含有限数量的业务级别, 状态信息的数量少, 因此可扩展性、实现的简单性、可操作性和部署能力使得区分服务逐渐成为目前主流的IP QoS体系结构。
2.2 令牌桶概念
令牌桶算法是目前IP QoS中最常采用的一种流量测量方法, 广泛应用于约定访问速率技术、通用流量整形技术以及物理接口总速率限制等技术中。令牌桶是一种特殊应用的网络设备内部存储池, 令牌则是以给定速率填充令牌桶的虚拟信息包, 每个令牌对应一个分组包或一定量的比特数。令牌桶的基本处理过程可以描述为 (图1) :当数据流到来时, 如果令牌桶中有足够的令牌可用于发送数据, 则数据可以通过;令牌桶中的令牌数量随着数据的通过而逐渐地减少, 当令牌桶中的令牌不再满足数据的发送条件时, 则发送的数据要么丢弃或者再标记这个数据包 (流量控制) , 要么等待令牌桶中有足够的令牌 (流量整形) ;当令牌桶内令牌已经满了, 则产生的令牌将被丢弃。
令牌桶的重要参数决定了令牌桶的性能和功能, 不同的应用有不同的参数值。令牌桶容量σ:决定了桶中可放置的最大令牌数, 也是瞬时可用的最大令牌数。令牌产生速率ρ:令牌进入令牌桶的设定速率, 主要决定了数据通过的平均速率。令牌数x:令牌桶中现存的可用令牌数量。我们这里使用参数 (σ, ρ) 来定义一个令牌桶的特性, 在下面介绍关联令牌桶时会做具体探讨。
3 关联令牌桶的研究
我们已经介绍了令牌桶处理单个类型的流量的流程, 在本章中将对关联令牌处理多个类型的流量进行着重研究。如果系统中存在n种类型的流量, 依据区分服务模型的基本思想, 一般需要有n个令牌桶来整形n个队列, 就像前面提到的, 每一个独立工作的令牌桶仅处理一种类型的流量, 各种类型的流量所获得的带宽无法超过预先配置的带宽, 即使有剩余带宽也不能被利用, 从而造成带宽资源的浪费。这种情况也许不是用户愿意看到的, 因为用户接入端可能设置了多种类型的队列 (图2) , 高级别类型流量的带宽可能暂时没有被充分利用, 但为了给各个流量类型提供带宽保证, 在低级别类型流量的带宽被完全占用情况下, 系统也无法使用剩余的带宽来发送低级别类型的数据流。假定配置了两种类型的流量, 类型1比类型2具有更高的优先级, 相对应其各自类型的令牌桶参数。一个理论上可实施的方法是使用来管理类型2的流量, 同时再使用对类型1与2总流量进行管理。依此类推, 当有n种类型的流量时, 即需要设置n个令牌桶, 则第j桶 (1≤j≤n) 参数可以管理前j种类型的总流量。实际上, 关联令牌桶的设计就以上述理论为基础, 能够保证较高级别类型流量的带宽使用, 在数据突发的情况下也可以获取低级别的闲置带宽, 以提高单位带宽的使用价值。
关联令牌桶是由n个令牌生成器, n个令牌桶及一个令牌放置模块组成的, 其中最关键是令牌放置模块的设计, 它会依据系统配置来决定一个新产生的令牌放置到哪个令牌桶里, 通过令牌的选择性放置来实现带宽的借用 (如图3) 。
假定类型i的令牌生成器TBGi以速率ρ1产生令牌ti, 此时令牌桶i已存有的令牌数量为xi;类型j是优先级大于类型i的流量, 类型l是优先级小于类型i的流量, 类型k是借用令牌的流量, 每种类型的流量对应唯一的队列;这里还需要引入新的参数Si与Li来为每种类型标记, 两个参数都是在令牌放置模块内设置, Si是令牌借用参数, 初始值Si=0;Li是类型i借用的令牌阈值, n种类型可以有不同的阈值;利用Si与Li两个参数可以限制某一个级别的流量对闲置带宽的长时间占用, Li初始值小于零。
如图4所示, 基于优先级的令牌桶放置模块的调度策略:
(1) 当TBGi (第i个令牌生成器) 生成一个新的令牌ti, 如果对应的令牌桶i不满, 就把令牌放置进桶内, 调度终止;
(2) 令牌桶i已经满了, 对所有j (j为优先级大于i的类型) 的令牌桶进行扫描, 找出所有xj=0 (令牌个数为零) 或缓存队列非空的令牌桶, 如果存在这样的令牌桶, 转至4;
(3) 找出所有0
(4) 从中筛选出一个令牌桶k (i
(5) 所有j类型不符合借用令牌条件, 重 (2) - (4) 中的流程, 但要把所有j下标的参数改为l下标 (优先级小于i的所有流量类型) , 即对所有优先级小于i的令牌桶做选择, 将令牌ti借用给令牌桶k (1
通常情况下, 这个“溢出”的令牌经过令牌放置模块管理后, 会被放入“合适”的令牌桶内。在这个调度策略里, 参数Li决定了一种类型的借用极限, 而类型i从某个时刻起可以持续借用的令牌数等于Si-Li, 是这种类型借用闲置带宽来持续发送数据的总量;参数Li一般会设置为固定值, Si的动态数值起决定作用, 它的值域范围[Li, +∞) 。
因此, 可以为P2P类型的流量设置一个绝对值较小的借用阈值, 使它能够在繁忙时借用到一定的空闲带宽来传送数据, 又可以限定它的借用总量。当借用参数SP2P等于Lp2p时, P2P类型的流量就不能再获得“溢出”的令牌, 令牌将被放置到其他符合条件的令牌桶里, 让空闲带宽可以轮换给其他类型的数据流利用。相对的, 一些高优先级且保证突发的类型, 可以设置Li=-∞, 即没有令牌借用限制, 能不被限制地借用空闲带宽。如果类型i的令牌桶满了, 产生的令牌ti借给了其他类型, 则借用参数Si=Si+1, 作为借出令牌的类型i也就得到了一个“补偿承诺”, 即在条件允许下可以持续借用到更多的令牌。
4 小结
随着网络业务的转型, 传统的通信业务正向信息娱乐, 数字化生活领域扩展, IPTV, VoIP以及P2P应用业务种类的不断丰富, 就需要严格控制业务对资源的使用, 从而避免业务对资源的争夺, 保障网络资源的合理使用, 制定合理的QoS方案就成为最基本的要求。本文中提出的基于令牌桶的流量监管策略还是比较合理的, 可以有效的调度带宽的分配, 即考虑到用户对各类型数据传输的基本带宽要求, 又可以灵活的配置闲置带宽, 保证用户所定制的带宽能得到充分利用。该策略研究尚存在一些有待改进的地方, 可以对类型的优先级与Si间关系进行考虑, 以便使算法易于实现且整体性更好。
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校园网有限带宽的合理分配和利用 篇6
一、校园网流量现状
(一) 校园网带宽消耗情况。
校园网作为一个教学、科研、信息查阅以及教学交流的网络平台, 它存在的最主要目标是要服务于教学、服务于科研, 但是, 现实中, 由于校园网中的用户需要使用迅雷、BT以及酷狗等等P2P软件来下载一些东西, 从而会使得校园网网络带宽得到大量的消耗。这里所提到的P2P, 它所占用的传统的HTTP80端口与其他的相比较起来, 可以说已远远超出, 超出数超过了60%, 正是因为如此, 对于局域网的出口带宽资源分配带来了严重的影响, 使得校园网络流量的构成遭到了严重的破坏。
(二) P2P对校园网的影响。
首先, 校园网采用的是公用出口带宽, P2P的应用能够为其带来巨大的压力, 还有一部分P2P软件会无节制的对出口资源进行占用, 从而使得校园网出口一直处在拥塞状态。其次, P2P的应用本身存在有巨大的侵略性, 为了达到有效的交换的目的, P2P在使用的时候, 会建立大量的连接, 一旦这些连接建立, 就会给网络流量带来压力, 从而要在很长一段时间里始终维持着很大的网络流量。最后, 当流量变的越来越大的时候, 一些问题也会随之而来, 很多设备的压力也会越变越大, 就像防火墙、认证网关以及出口路由器等等。即使是那些千兆设备, 也会由于Session的有限性而受到限制, 甚至有些设备根本不能够承受如此巨大的流量, 从而崩溃。
二、校园网有限带宽的合理分配和利用对策——以广东医学院校园网为例
广东医学院校园网, 租用电信出口带宽为600M和100M教育网带宽。其中电信带宽中400M用于东莞-湛江两校区学生用户上网, 学生用户数7000左右。200M用于教工, 办公用户上网, 教工人数500, 办公人数800。 (考虑到白天工作时间教工用户少, 办公用户居多, 晚上相反) 。另外有100M教育网专线带宽, 用于查找检索文献等。其中核心交换机为阿尔卡特8800, 学生汇聚层交换机为阿尔卡特7800一台, 教工汇聚层交换机为阿尔卡特7700, 办公汇聚层交换机为阿尔卡特7700。上网通过亿邮用户管理系统进行管理, 通过用户名和密码登陆, 如果超过15分钟无流量产生, 则会自动离线 (保证同一时间的有效使用用户, 合理利用带宽) 。硬件防火墙为天网硬件防火墙, 制定相应策略, 最大化利用带宽, 通过限制时间段, 例如晚上7点—12点通过限制迅雷, 酷狗等P2P协议软件连接数和流量, 来保证正常的网页浏览等工作。具体措施如下:
(一) 将P2P端口或者网站封堵。
如果是使用固定范围端口来进行P2P的应用的话, 则可以通过网站的方式来进行, 举个例子来讲, 如果是TCP6881-6889端口, 那么, 可以采取的措施就是在防火墙的访问控制规则当中, 可以对以上范围的端口进行禁用, 或者是对以上的大部分端口进行禁用, 一般情况下, 只需要开放常用的端口就行。但是, 目前有很多的网站所涉及到P2P方面的应用也是越来越多, 加之很多应用所使用的并不是固定的端口来通信的, 所以, 通过防火墙这一规则来采取措施, 只能够对一些已知的网站或者是端口实行控制, 存在很大的局限性。
(二) 采用网络流量管设备来对P2P进行管理。
这一方法其实是一个比较好的方法, 对于专业的网络应用流量管理设备来讲, 它是基于网络的第2至7层, 通过TCP的报文特征值等等的这些识别机制, 来自动地对网络应用流量进行识别, 从而提出一些比较灵活有效的管理对策。这些灵活的管理对策主要包括了对P2P的总体流量进行拧限制, 对P2P的上下行流量进行限制, 结合一天当中其他一些主要应用的流量变化规律来在不同的时间里来实行不同的流量控制以及实行一段时间之内的流量定额等等。当然, 除此之外, 网络流量的管理设备还具有的一个优点就是, 具有比较强大的网络流量图表分析这一功能, 通过流量图表的分析, 来及时的对网络资源的使用情况对带宽资源的一个占用情况进行了解, 从而制定出一些合理的网络规划。
(三) 对数据包以及Session进行控制。
这是一种新型的P2P网络应用侦测效果, 主要是在设备软件还没有进行更新之前, 就能够通过流量控制设备或者是通过防火墙来限制用户的TCP报文Session, 通过对IP的Session值Jsf不但能够使得用户的连接数得到限制, 而且还能够使网络当中的异常流量传输得到避免。
结语
总之, 对校园网有限带宽进行合理的利用和分配是值得研究的课题, 本文提出了三种优化措施, 但是, 在具体的对校园网带宽进行优化的过程当中, 必须要按照学校的网络环境来进行调整。
参考文献
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带宽分配 篇7
针对其他现场总线的非周期通信，部分学者在调度性能及算法方面作了大量的研究工作，取得了一定的成果[3,4]。为了更加有效地利用通信带宽，本文对MVB总线通信带宽分配的相关问题进行了分析,以期为MVB的实际应用提供一定的理论指导。
1 MVB通信的带宽分配
MVB总线通信由单一的总线管理器控制，根据两类信息各自通信的特点，采取不同的介质访问方式保证两类信息的传输，以协调不同MVB设备对总线的需求。MVB的宏周期由2n个(n=1...10)基本周期组成，如图1所示，每个基本周期分为周期相和偶发相两个时间片。在周期相中，总线管理器根据预先设定的周期扫描表依次轮询各个设备的周期信息，以保证信息的及时更新，确保其实时性;非周期信息的通信则在偶发相中完成，由于这类信息的到达具有随机性，无法事先给定一个轮询表来有效地管理，故采用事件触发的方式，由总线管理器对所有设备进行事件的巡回、仲裁和调度。
周期和非周期信息通信带宽的分配是一个此消彼长的过程。由于MVB的通信带宽是固定的，基本周期默认为1 ms，因此周期信息通信带宽的增加将导致非周期信息通信带宽的减少，反之亦然。周期信息的数据量固定，传输时延短而确定，且在信息的截止期内必须完成通信活动，所以可以对周期信息的通信带宽进行精确计算并预先分配，总线管理器必须严格保证对周期信息通信的带宽分配;非周期信息可分为高优先级和低优先级两种级别，对具有高优先级的非周期信息，例如危及列车安全运行的故障信息，如果传输不及时，将会造成严重的后果。为保证这类时间限制严格的非周期信息通信，需要分配足够的通信带宽，通常所分配的带宽要比实际需求高。然而，在非周期信息通信所占比例很小的情况下，这样的带宽分配会限制周期信息的最大传输量，造成通信带宽的严重浪费。因此，为提高整个MVB的通信带宽利用率，研究MVB非周期信息的通信带宽分配策略具有重要意义。
2 两种非周期信息带宽分配策略的分析与比较
MVB非周期信息通信可以分为静态和动态两种带宽分配策略，结合非周期信息的高低优先级别，上述两种策略采用不同的带宽分配方式。静态分配策略是在每个基本周期的偶发相中，对不同优先级别的非周期信息预先划分固定比例的带宽，例如高优先级和低优先级非周期信息带宽的分配比例为5:5。动态分配策略是在满足所有高优先级非周期信息通信需求后，将剩余可用的带宽分配给低优先级信息通信。
2.1 非周期信息模型
假设某一MVB网段有N个设备,参与通信的非周期信息数为NA个，则每个非周期信息可表示为：
其中CAi、DAi分别表示MVB非周期信息MAi的通信时间和截止期，根据非周期信息的不同优先级[5]，可以对每个设备的非周期信息进行更具体的描述：
其中Mhi,j、Mli,j分别表示设备i中第j个高优先级和低优先级的非周期信息。非周期信息由总线管理器执行事件巡回进行调度，在一个事件巡回中，一个设备只能报告一个给定优先级的事件，即只可能调度该设备中的一个Mhi,j或Mli,j，设备的下一个特定优先级的事件Mhi,j+1或Mli,j+1在本次巡回中将被冻结，而在后续的巡回中被调度。如果某次事件巡回只有一个事件响应，即只有一个设备请求发送非周期信息，总线管理器将向该设备发送事件读取请求，完成信息的调度;如果有k个设备(1
2.2 两种带宽分配策略的访问延迟分析
如果MVB中高优先级和低优先级的非周期信息平均每毫秒到达的帧数分别为λh和λl，且信息的到达服从泊松过程，则在时间T内出现kh和kl个高、低优先级非周期信息的概率分别为：
由上述分析可知，两个及以上非周期信息的并发冲突将启动总线管理器进行事件仲裁，此时信息不能顺利发送，即发生了阻塞[6]，由此可得高、低优先级非周期信息通信的阻塞概率为：
根据Little公式[7]，得到高、低优先级非周期信息通信的访问延迟：
这里假设宏周期T为64 ms,MVB总线的通信速率为1.5 Mb/s，高、低优先级信息中帧数据长度固定为256 bit，信息的发送时延<1μs，传播时延与具体设备有关，故此处二者均忽略不计。由于高优先级非周期信息仅包含控制参数调整等少数信息，所占比例较小，因此假设高、低优先级非周期信息所占比例分别为30%、70%,即λh:λl=3:7。同时考虑非周期信息通信在整个信息通信中所占的不同比例：20%、30%和40%，可以得到不同比例下高、低优先级非周期信息的访问延迟。
以下对两种带宽分配策略的访问延迟进行比较。图2和图3分别是静态和动态带宽分配策略下，高、低非周期信息通信的访问延迟，图中不同的线型代表非周期信息通信所占的不同比例。图3(a)中只给出非周期信息通信所占比例为20%的访问延迟，这是因为当所占比例为30%或40%时，高优先级非周期信息没有明显的访问延迟。对比图2和图3，可知动态带宽分配策略更好地保证了高优先级非周期信息的通信，例如0.4 frame/ms的非周期负载，高优先级非周期信息在静态分配下延迟达60 ms以上，而动态分配时仅为30 ms。值得一提的是，高优先级非周期信息的这种通信保证是以牺牲低优先级信息的通信性能为代价的。对比图2(b)和图3(b)，在相同的通信负载下，低优先级信息动态分配的延迟远大于静态分配的延迟。
当高优先级非周期信息不存在或所占比例很小时，使用动态带宽分配策略可以有效减少非周期通信的带宽比例，分配更多的带宽给周期通信，从而提高整个总线的带宽利用率;当高优先级非周期信息量较大时，静态带宽分配策略能在满足周期信息通信的同时，提高低优先级非周期信息的通信性能。可以针对不同的通信状况采用相应的带宽分配策略。
MVB非周期信息的通信是个复杂的过程，本文在研究MVB非周期信息调度的同时，对非周期信息的通信带宽分配策略进行了分析比较，给出了MVB高、低优先级信息的访问延迟公式，总结了各种策略的适用范围，为工程技术人员提供了系统设计理论指导。
参考文献
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带宽分配 篇8
1 OFDM-PON技术
OFDM-PON技术是将OFDM应用到PON(Passive Optical Network)系统中,利用了OFDM的频分复用技术,增加了频谱利用率和可接入用户容量。
OFDM-PON系统在上行和下行方向使用光纤进行传输[5]。在下行传输方向,光线路终端OLT(Optical Line Terminal)从网络端接收数据包,进行OFDM调制、光调制后经光分配网ODN(Optical Distribution Network)将光波信号以广播的形式发送给各个光网络单元ONU(Optical Network Unit)。各ONU端将接收到的光波信号通过光接收机进行解调[5],再进行OFDM解调,将得到的数据发送给各个用户。在OFDM-PON下行传输方向由OLT以广播的形式向各个ONU发送数据,是点到多点的方式,各个ONU取到自己所需要的数据即可。所以,在OFDM-PON下行传输方向上不会产生带宽分配的冲突[7]。OFDM-PON的下行传输如图1所示。
在上行传输方向,各ONU统计各用户所需要上传的数据总量,再将统计好的数据进行OFDM调制、光调制后通过ODN向OLT进行传输。在OLT接收端利用光接收机将光波信号解调后进行OFDM解调,再将数据发送出去。OFDM-PON的上行传输如图2所示。
2 OFDM光纤传输性能
OFDM信号在光纤传输系统中传输时,在发送端经过一系列变换产生OFDM的电域信号,经过光调制后在光纤信道中传输。在接收端采取直接检测的方式对光信号进行光解调,恢复成电信号之后再进行OFDM解调,传输过程如图3所示。
由图3可知,在发送端,当数据流进入到OFDM光纤传输系统后,先进行串并变换,将快速的串行数据流变成n路慢速的并行数据流,其周期也相应扩展n倍。串并变换后对并行数据流分别进行星座映射,将二进制数在星座图上映射成复数形式,在OFDM光纤传输过程中一般都采用正交幅度调制(Quadrature Amplitude Modulation,QAM)来进行星座映射。星座映射后对信号进行IFFT和循环前缀的添加,循环前缀可以有效抑制符号间干扰(ISI)。对加入循环前缀的符号进行并串变换、数模转换。提取OFDM符号的实部和虚部,进行上变频。用射频(RF)OFDM信号加载到光载波,利用马赫-曾德调制器(MZM)对信号进行光调制[8],将调制好的信号在光纤信道内进行传输。在系统接收端,利用光电探测器(PD)采取直接检测的方式对接收到的光信号进行光电转换,得到输出数据。
本地激光器频率设为f0,由于OFDM光纤传输系统的MZM工作在线性区域,光OFDM信号为
s(t)=exp(j2πf0t)+γexp[j2π(f0+Δf)t]sB(t) (1)
经过光纤信道传输后,OFDM信号可以表示为
其中,
在信号经过光纤信道后,在接收端,采用直接检测的方式,将PD光电检测器接收到的光信号进行检测,如图4所示。
将PD光电检测器的检测方式看成平方律检波,则可将经过PD检测器后的光电流表示成
式中,R代表平方律检测的响应度,其中直流项可以通过隔直滤波器将其去掉,通过加大保护间隔也可以将非线性的失真项去掉,这样就只剩下含有OFDM的线性信息成分。在将光信号转换成电信号后,对电信号进行与OFDM发送端相反的逆过程:去循环前缀、串并转换、FFT、数字解调等,这样就得到了解调后的数据流,完成了OFDM光纤传输。
采用Matlab软件对OFDM光纤信道传输进行建模仿真,定义各个部分的参数:随机伪序列长度220,在数字调制过程中采用16QAM调制,子载波数为512,光纤信道是1 550 nm标准单模光纤,光纤色散系数为17 ps/(nm·km)。传输距离、系统速率与误码率关系如图5所示。
传输距离取值500～1 000 km,系统速率取值10 Gbit·s-1、15 Gbit·s-1以及20 Gbit·s-1。由图5可知,在系统速率相同的情况下,误码率随传输距离的增加而增大;在传输距离相同的情况下,误码率随系统速率的增加而增大。在误码容限10-3以内,以10 Gbit·s-1的系统速率传输时,传输距离可以达到580 km。
3 改进CP算法设计
CP算法是众多带宽分配算法中较为常用的一种。CP算法可根据用户所需上传数据中不同类型的业务,对时延特性的敏感程度调整发送顺序,尽量满足用户对不同业务的时延要求。一般情况下,需要上传的业务按照优先等级分为EF、AF、BE业务,其中EF业务优先级越高,对时延最敏感,AF其次,BE业务优先级最低,时延不敏感。
3.1 传统CP算法
设在OFDM-PON中存在3个ONU,运用CP算法为其分配带宽,算法的时序过程如图6所示。
CP算法一个周期内的工作流程如下:
(1)在一个周期开始阶段,向各个ONU发送此周期内各ONU获得子载波的数量。在图6中用G表示发送的分配载波通知。
(2)各ONU接收到分配通知后,根据自身所获得子载波数量进行业务上传,在上传过程中,将业务划分为EF、AF、BE这3种类型分别上传,并在子载波的末尾添加下个周期上传业务量的请求。
(3)OLT接收到各ONU上传的数据后,将需要上传到服务器的数据进行上传,并在子载波的末尾接受下一个周期业务量的请求,将所有ONU的请求汇总后,进行CP算法的运算,首先进行ONU之间的分配。在进行ONU间分配后,OLT还需要根据各ONU上传业务类型的不同进行ONU内部带宽分配。传统CP算法将ONU得到的带宽依次分配给EF、AF、BE业务。进行完ONU间和ONU内分配后,CP带宽算法分配完成。
在应用传统CP算法时,由于在系统中存在轮询这一过程,会有图6中TIDLE的出现,在TIDLE这一时间段内上行链路没有上传任何数据,使得上行链路存在浪费,造成上行链路利用率低。同时,在重负载下,各ONU得到所分配的带宽后,率先为EF以及AF分配带宽,BE业务最后分得带宽。当用户重负载时,BE业务始终得不到分配的上传带宽,导致BE业务一直堆积,使得BE业务的时延变大,超出用户的承受范围。
3.2 改进CP算法
改进CP算法从上传业务方式和ONU内分配方式两方面对传统CP算法进行了改进。
改进CP算法在上传方式上较传统的CP算法有所不同,传统CP算法是将所有ONU的申请集中到一起进行运算和分配,向各ONU发送带宽分配信息。各ONU得到带宽分配信息后再将EF、AF、BE业务分别上传;而改进CP算法是向ONU分配固定的子载波数量用来上传EF业务,对不同ONU的AF、BE业务进行轮询,控制各ONU上传带宽。改进CP算法时序流程如图7所示。
在改进CP算法中,ONU间带宽分配方式与传统CP算法相同。在进行ONU间分配后,各ONU得到OLT所分配的带宽,开始进行ONU内部分配。
如图8所示,Hrest代表将一部分带宽分配给EF业务后剩余的带宽;hi,2,hi,3分别为ONU内部带宽分配中AF、BE得到的带宽,当进行ONU间带宽分配后,OLT需要进行ONU内分配。与传统的CP算法不同,改进CP算法会根据不同的负载情况进行不同的分配方式。改进CP算法与传统CP算法的ONU内带宽分配方式不同:传统CP算法依次向EF、AF、BE业务进行带宽分配;而改进CP算法充分考虑到重负载时BE业务的时延问题,更合理的将带宽进行按比例分配
4 仿真与分析
用OPNET软件对OFDM-PON进行建模,对传统CP算法和改进CP算法分别进行仿真,仿真场景参数如表1所示。
在不同场景下其链路利用率对比如图9所示。
由图9可知,在3个场景情况下,改进CP算法的上行链路利用率都高于传统CP算法,是因为在改进CP算法下,EF业务的传输不需要轮询的控制;在传统CP算法下,进行轮询时,所有业务是停止上传的,故改进CP算法下的链路利用率比传统CP算法高。
在轻度负载和中度负载时,传统CP算法和改进CP算法在业务时延特性的仿真结果基本相同。在重负载时,EF、AF、BE业务时延对比如图10所示。
在重度负载下,改进CP算法下BE业务的时延远小于CP算法下BE业务的时延,与此同时,改进CP算法下的AF时延较CP算法下有少量增加。这是因为在改进CP算法下,合理安排了AF业务和BE业务的子载波分配情况,通过牺牲一部分AF业务的时延而保证了BE业务时延,满足了客户在重度负载情况下的BE业务上行传输需求。而CP算法下是满足EF业务传输后,先传输AF业务而后传输BE业务,并不能保证BE业务的时延,故在改进CP算法下BE业务的时延远小于CP算法下BE业务的时延,保证了客户需求。
5 结束语
文中对OFDM-PON的原理进行了论述,通过对OFDM光纤信道的传输进行建模和仿真,分析并验证了OFDM在光纤信道传输中的可行性。对传统CP算法和改进CP算法分别进行了建模,对不同业务类型的时延特性和整个系统的链路利用率进行了仿真,得到了在传统CP算法和改进CP算法下的系统传输特性,验证并分析了改进CP算法相对于CP算法的优越性。
摘要：正交频分复用是一种多载波调制技术,用于解决各种无线和有线通信系统中因信道色散引起的符号间干扰问题。近年来的研究表明,OFDM在无源光网络方面有广泛地应用前景。文中以OFDM-PON为对象,对其传输性能、动态带宽分配算法进行了研究。提出了基于传统CP算法的改进算法,使OFDM-PON系统的上行带宽分配性能得到改善。经过建模仿真证明,系统上行业务时延和链路利用率都得到了提高。
关键词：OFDM-PON,动态带宽分配,CP算法,服务质量
参考文献
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