交换机制（共8篇）
交换机制 篇1
一、引言
互联网络主要由网络结点(交换机、路由器)、传输链路和端系统(主机)构成。要适应现代网络业务急剧增长的要求,就必须大力发展链路传输技术和结点的路由交换技术。光传输技术,尤其是波分复用(WDM:Wavelength--Division Multiplexing)技术的发展使得链路传输能力在每6--7个月就可以翻一番,目前单根光纤的传输能力最大已超过10Tb/s,远远超过了网络业务的增长速度。另一方面,网络结点路由交换容量的增长速度却远远跟不上网络业务量和传输速率的增长速度,仅为18个月左右翻一番。据预测,按照现有的发展速度,到2012年对网络需求的业务量将是路由器实际容量的8倍。由此可见,网络发展的瓶颈出现在网络结点,尤其是网络核心路由器处。
为了解决这个瓶颈,当前的高性能核心路由器大多采用了多级多平面的交换结构,其中,常用的交换结构有clos、benes等,这些交换结构具有易扩展、可靠性高等特点,但是仍然有很多方面有待完善。
目前大规模路由器交换网络的研究重点包括:调度机制,交换机制,容错性,可扩展性等,其中交换机制指的是分组在交换网络中转发时采用的基本数据单元的格式,主要包括定长信元和变长分组两种。目前各大厂商的路由器产品多采用基于定长信元的交换机制,这种机制有便于调度等优点,但是相对于变长分组方式,亦有增加交换开销浪费带宽资源等缺点。本文旨在改进传统的基于变长分组的交换机制算法,并与基于定长信元的交换机制进行分析比较,仿真得到结果。
二、基于信元与基于分组的交换机制
2.1基于信元的交换机制
在大容量交换网络中,为了调度机制的实现简单,通常采用同步调度方式,也就是对资源的调度是以相同的时间间隔(称为时隙,Timeslot)为单位同步进行。出于路由器是对变长IP分组进行处理的网络器件,交换网络对分组进行转发时,通常的处理方式是首先将IP分组分割为定长的数据单元(称为信元,Cell),每个信元的长度是单个时隙以线速传输比特的数量。信元是存储转发的基本信息单位,信元到达交换网络输出端口后,再重新组装为分组,这种交换机制称为定长信元交换机制。
在现有的大容量路由器产品中,几乎都采用定长信元交换方式。定长信元交换机制虽然便于调度的实现,但是也具有一系列的缺点,主要表现在:
(1)增加了交换开销,降低了交换网络资源的利用率。由于一个变长分组通常需要分割为多个定长信元,而每个信元在交换中是独立的信息单元,因此,每个信元必须携带相关的路由信息(如输出端口号等),引入了一定的开销;同时,分组的长度不一定是定长信元的整数倍,因此,在分组分割时,必然会带来交换网络带宽的浪费。
(2)采用定长信元交换机制需要高速的分组分段和重装功能单元,使得交换网络成本增加。
(3)更为重要的是,在多级交换网络中,如果交换网络中间级带有缓存,采用定长信元交换方式将有可能带来同一分组的各个信元发生乱序,这样就需要复杂的信元保序机制或输出端口重排序缓存,带来了交换网络实现成本的进一步增加。
2.2基于分组的交换机制
基于上述基于信元交换机制的缺陷,变长分组交换机制在大容量分组交换网络中得到了重视和研究。传统意义上的变长分组交换机制是以分组为单位,直接在网络中交换,但是因为实际应用中IP分组长度的不固定性(理论最小长度为20字节,最大长度高达65535字节),使得同步调度方式不可能实现,所以这种方式几乎没有应用价值。
现在作为研究重点的基于分组的交换方式同基于信元方式一样是以时隙为单位进行同步调度,但是在转发过程中是以变长分组为基本单元。在变长分组交换机制中,到达交换网络的变长分组只在逻辑上以时隙为单位进行分割,在网络调度时,如果选择了分组的第一个信元进行转发,那么在接下来的时隙中,该分组的其他信元将依次通过相同的路径转发,直到最后一个信元转发完毕,调度机制才对该端口的其他分组进行转发。在变长分组交换机制中,不会出现信元乱序现象,减小了交换开销,提高了交换网络资源利用率,但是由于IP分组长度的随机性,使得交换网络对网络业务的适应性降低,网络灵活性下降。交换网络交换机制对网络性能具有很大影响,由于定长信元和变长分组交换机制各有千秋,需要针对不同的应用场合进行具体的分析。
三、平台搭建及算法概述
由于定长信元和变长分组交换机制各有千秋,需要针对不同的应用场合进行具体的分析。本文在三级多平面clos交换结构中采用dune公司的pull调度机制,并以此为平台分别研究基于信元和基于分组的交换机制,对交换结构性能进行总体分析。图一为使用OPNET网络仿真软件搭建的交换网络拓扑图。
基于信元的交换机制较为简单,且其他文章介绍较多,在此不再赘述。主要介绍3级clos交换网络中基于分组的调度思想。
(1)输入模块IM:
输入模块的缓存中维持12个虚拟队列(VOQ),分别对应12个输出模块,每当一个分组到达后,先获取其目的模块号des(n),将其分割成若干定长信元(仿真中是分割为80bit长度信元),并给第一个信元打上HEAD标记,给最后一个信元打上TAIL标记。将这些信元按顺序存入des(n)对应的VOQ中的末尾,这是存储过程。发送过程为,当输入模块的三条出线路中出现一条空闲时(即上一分组发送完毕),从队列长度最长的VOQ中取出队列头部的分组发送,打有HEAD标记的信元发送出去以后,则其后的各信元连续通过相同线路发送,直到打有TAIL标记的信元发送完毕,开始下一轮发送循环。如果同时有多条线路空闲,则按照轮询法发送分组,力求通过各线路的负载达到均衡。
(2)中间级模块SE:
中间级包括三个交换平面,每个平面为带交叉点缓存的三级crossbar交换结构。其中第一级SE1每个节点有3个队列,每个队列分别对应一个输出线路。当节点接收到来自输入模块的打有HEAD标记的信元时,选取3个队列中最短的队列将其存入,以后到达的信元依次存入,直到打有TAIL标记的信元。发送过程直接按照每个队列对应线路依次发送即可。第二级SE2节点有4个队列,且与SE1不同之处在于SE2节点每接收到一个HEAD信元,要获取其目的模块号des(n),再根据des(n)选取对应的队列存放,发送过程直接按照每个队列对应线路发送即可。第三级SE3节点对信元处理方法与SE2相似,但是SE3节点只有3个队列。
(3)输出模块OM:
输出模块的主要工作是将分开的信元重组为分组,因为基于分组的交换机制中,同一个分组分割成的信元是连续发送也是连续到达的,所以输出模块只需要将这些连续到达的信元拼接起来,并除去其中的HEAD和TAIL标记即可发往下一级网络。同时输出模块还需要根据网络负载情况,向输入模块适量发送令牌,以防止中间级模块产生拥塞。
四、仿真与结果分析
对于图一中的交换网络结构,仿真中输入模块的输出链路速率为10Gb/s,SE1的输出链路速率也为10Gb/s,SE2和SE3的输出链路速率则进行了两倍加速,分别为20Gb/s和40Gb/s。进入输入模块IM的分组到达时间服从泊松分布,且分组的平均长度为320bit。以此为基础分别仿真了基于信元和基于分组这两种交换机制,我们使用中间级缓存使用量和时延来作为评判两种交换机制的标准,得到结果如下图。
由图二可知中间级缓存的使用量,基于分组的交换机制要略大于基于信元的交换机制,而由图三可知,在负载较小时两种方法的分组平均时延几乎相等,但在负载较高时,基于分组的交换机制的分组平均时延要小于基于信元的交换机制,这是因为基于信元的交换机制中,一个分组的所有信元是通过不同路径到达输出模块的,每个信元的时延都不等,输出模块需要等待所有信元都到达后再进行重组,导致总时延增大。而基于分组的交换机制中,一个分组的所有信元是连续的在网络中传送,不会出现这样的问题。
五、结束语
本文在三级clos交换网络中,分别对基于信元和基于分组两种交换方式进行了仿真,分析得出,基于信元的交换机制所使用中间级缓存较小,但是分组传输时延要大与基于分组的交换机制。总体而言,基于分组的交换机制要优于基于信元的交换机制,但是本次仿真只关注了缓存和时延两个方面,没有仿真各级的计算复杂度,也难以仿真网络对各类分组的适应性,这些方面还需进一步研究。
参考文献
[1]Yashar Ganjali,Abtin Keshavarzian,Devavrat Shah.Input Queued Switches:Cell Switching vs.Packet Switching.IEEE.2003.
[2]华春,胡明.Push和pull两种调度机制的仿真分析与研究.光通信技术,2008,10.
[3]杨君刚.高速多级分组交换网络若干关键技术的研究.西安电子科技大学.2008:11-13.
[4]杨君刚,邱智亮.三级C los网络中分布式调度算法研究.电子学报,2006,4.
[5]H.Jonathan Chao,Bin Liu.High performanceswitches and routers.JohnWiley&Sons,Inc,2006:58-60.
[6]Dune networks,Inc.Fabric Access Processor Chip(FAP10/20V)Data Sheet.2007:125-127.
交换机制 篇2
一、前期宣传
1、海报：由承办班级尝试设计，如果不合适，联系外联宣传部进行设计；本学院楼下贴海报，其他宿舍楼下贴彩打；
2、通知：活动开始进行时张贴在各宿舍楼楼下；
3、团支书/班长例会：贴通知的前一天去团支书、班长例会上说一下有关活动的情况，号召大家鼓动班内同学参加；
4、网宣平台宣传：办公室负责想出宣传语，并让外宣部的同学帮忙在各大平台上宣传一下；
5、地院宣传小卡片：承办班级设计和制作，每个礼物中放一张小卡片，起到宣传学院，为其他同学送去温暖祝福的作用；
6、制作小贺卡，邀请其他学院的团学联成员参与我们的活动；
7、学校树上挂彩带（利用横幅），在彩带上订上彩色卡片，记录下有关活动开展时间、地点等信息，吸引同学驻足观赏。
二、材料准备
1、设置材料准备小组，提前准备活动中需要的各种材料和用品；
三、活动形式
1、收集礼物
在指定时间内先将承办班级及办公室人员的礼物先进行收集，并且在进行摆摊收集全校性礼物的时候将已收集到的礼物包装好并摆成吸引其他学生的样式从而引起广泛的关注。可让送礼者在送礼时写下对这份物品的心情，以及希望收到这份礼物的人如何对待这份礼物的期望之类的，让活动更加文艺一些。定向送礼还可附上三行情诗之类的告白神器。
2、礼物整理分类
包装礼物，并在礼物内附上精美的心愿卡和地院小名片，借此达到在全校范围内宣传地学院新形象的目的；并将收到的礼物进行编号统计，定向礼物不进行编号。
3、摆摊送礼
定向编号的礼物就由承办班级或是办公室人员作为信使，将礼物送到指定的人的手中。（在定向送礼这一环节中可以添上一个小环节：在取得送礼者本人同意的情况下，令送礼者留下三条对自己的描述作为受礼方猜测送礼人的提示，猜中更有小礼品相赠。）；编号后作为随机交换的礼品可用于在摆摊时直接进行交换。（制作抽奖箱，将当场收的礼物进行编号并且条件允许的话可以进行现场包装一同加入抽奖的礼品范围）为了增强参与感以及有趣度，可是适当的采用一些比较有诱惑力的礼物作为“诱饵”，吸引全校范围内的同学积极参与“交换礼物交换心情”这项活动。
4、贴吧淘宝
在贴吧创建一个淘宝店，联系吧主让帖子置顶或者申精，前几层楼重点宣传我们的活动，后几层楼供大家把想要卖出的礼物拍下来，把心仪价格、描述和主人寄语直接发在本贴楼下，想要买的同学可以直接联系他们；如果是不玩贴吧的同学也可以通过微信、人人或者QQ把物品图片和信息发给地学院团学联网宣平台，从而让我们帮他们把信息挂到贴吧上去。前期没有卖出的礼物我们也会在摆摊时把照片洗印出来制作成展板或者让物主和物主之间进行等价交换。
5、神秘抽奖
主办方准备一些小礼品，只要是参与活动的同学均可以在另一个抽奖箱中抽取礼品，中奖几率高，但是小礼物居多，也有一定几率可以抽到神秘好礼。
四、后期工作
1、清点剩余礼物数目，列好清单，做不同的处理工作；
2、撰写报道，并在各平台上宣传此次活动的开展和反响，重点考虑可以写通讯稿发给校广播台同学帮忙报道（可以在活动中采访参与同学对活动的看法，设置采访小组）；
3、拍摄活动现场的照片作为留念；
4、余下的礼物可以当奖品下发给承办班级或部门的同学；
5、针对活动开展中的不足提出建议和改进方案。
五、开展活动存在的困难
1、于站点处值班的同学积极性可能不高，由两个承办班级各负责西区与北区的某一站点。视当日课程表安排。值班者以自愿优先，必要情况下，可以以奖品鼓励参与；
2、对于是否进行扫楼还存在争议；
3、若打算将活动做大做好，一定要做到统计完善，特别是针对其他院的同学，所以每个参与的工作人员一定都需要细心；
4、活动期间收到的礼品若是过多，活动室存放不下，可分发给主要负责人员带回寝室保管，但必须做好记录并妥善保管；
5、若遇上定向送礼受礼人拒绝接受礼物的情况，一定要进行适当劝说，所以定向送礼的信使语言一定要得当。若最终劝说无效，礼物不得不退回，应当送上小纪念品表示歉意与安慰。
六、活动时间安排：
1、24号通知各个班级的班长或者团支书关于本活动的信息，并同时向其他学院团学联主席发出邀请；
2、25号贴通知海报进行一系列准备活动；
3、26—28在全校范围内收集礼物，重点放在学院内部；同时开始进行贴吧淘宝店的开通和运营；
4、29—30周末时间两个班级和办公室的成员分工分时间段进行礼物的包装和摆摊所需物品的准备：制作淘宝售余物品展板等；
5、31号清晨在北区和西区的树上挂上宣传活动的彩带；31号在西区大活楼下摆摊进行礼物的交换；
管线信息服务共享交换机制研究 篇3
随着城市发展速度的加快, 城市的服务能力不断增强, 地下管线作为城市的大动脉, 其重要性显得尤为重要。然而管线资料不全、图纸和数据分离、标准不统一、信息不共享, 使得获取和整合现有资源十分困难, 紧急情况下应变服务能力较差。同时, 管线数据新旧混杂, 未能实现持续动态更新维护, 导致数据的时效性、科学性大打折扣。另外, 地下管线资源具有权属多样性, 政府没有一个统一的信息平台来进行城市地下管线的管理决策工作, 导致地下管线管理工作难以做到规范化、系统化和正规化[1]。建立统一的城市地下管线数据服务共享交换框架势在必行。
2 管线数据共享交换机制
按照使用的内容和范围对管线数据本身进行细化, 保证管线数据的共享和更新的及时与准确是管线共享交换平台建设的重要内容。管线的数据信息主要包括空间数据信息、属性数据信息和元数据信息。
对管线信息和服务的内容进行界定与划分, 根据不同的信息服务层次制定不同的信息服务共享和交换策略, 这样才能建立完善的管线信息服务共享交换框架。管线信息服务共享交换的内容主要包括空间数据、属性数据和元数据[3]。同时也包括对管线相关服务的共享和交换。
2.1 单级共享交换中心的管线信息服务共享交换框架
面向单级的管线信息服务共享交换中心的管线共享交换框架是目前地下管线共享平台建设比较集约的一种框架模式, 本文参照NGDC构建面向单级地下管线信息服务共享交换中心的管线信息服务共享交换框架, 通过以太网将各管线单位和政府管线职能部门连接成一个以管线信息服务交换中心为交换枢纽的平台框架[5]。其中, 管线信息服务交换中心是交换中心的枢纽, 主要职能是为各个使用单位和数据管理单位提供数据的管理、共享和分发等各项服务。面向单级共享交换中心的管线共享交换框架如图1所示。
管线信息服务交换中心作为整个框架的数据和服务中心, 是面向单级的地下管线信息服务共享交换框架的中心枢纽。而管线数据和服务的使用者和生产者则是交换中心为核心的辐射节点, 这样, 使得整个框架形成了一个以数据服务中心为中心, 生产使用者为节点的星形拓扑结构。管线信息服务交换中心通过地下管线信息服务共享交换平台来对系统平台的日常运营进行管理和维护。
在面向单级的管线信息服务平台共享交换平台中, 各管线使用单位既是管线数据的使用者, 也是管线数据的生产者, 在不同的数据交换和服务过程中充当不同的角色。各管线使用单位之间没有之间的联系, 他们都是通过统一的共享节点通过管线信息服务共享交换框架进行数据的共享和交换, 同时各个管线使用单位之间的网络是物理隔离的, 这样既保证了信息和服务共享交换的信息安全, 也避免了多源数据之间的交差影响而导致的数据生产更新的不一致性。
面向单级的管线信息服务共享交换框架包括了以下特点和优势:
由于各类管线数据资源和服务有地下管线数据服务中心统一更新维护管理, 避免了数据的不一致和服务的多态性问题;
管线数据的生产者同样是数据的使用者, 对各类管线数据的应用使得各类地下管线数据提供者紧密的耦合在一起;
通过地下管线信息服务共享平台搭建的统一可视化平台, 使得各个管线生产单位和使用单位不需要单独购置GIS平台;
各类管线单位受统一的城市地下管线标准约束, 避免了不同单位之间数据的格式、包含信息之间的差异, 使得各管线单位之间数据的相互调用成为可能。
2.2 多级共享交换中心的管线共享交换框架
传统城市管线更新方式, 一般都是由上级职能部门推送至划分粒度更细致、权责更明确的下级职能部门完成。因此, 将共享层次仅仅划分至行业层面, 不能满足需求, 因此需要一种共享交换框架来满足分布式更新需求[6]。
本问参照NGDC构建的面向多级共享交换中心的管线共享交换框架, 从组织上是物理上是分散的、逻辑上统一的松散系统, 以“数据中心—数据分中心—下级分中心”的多级体系架构, 利用分布式数据库技术、网络技术、GML中间件, 集成、更新分布于各个行业的数据资源和功能资源, 构成一个跨行业、跨区域的管线共享交换服务体系。管线共享交换分布式框架如图2所示。
面向多级共享交换中心的管线共享交换框架的组成与NGDC类似, 也是由数据管理者、数据使用者和数据生产者组成。其中城市地下管线数据交换中心是整个框架的枢纽, 二级行业分中心对于城市地下管线数据交换中心既是数据使用者也是数据生产者, 对于三级行业分中心担任数据管理者的角色, 而三级行业分中心对于二级行业分中心既是数据使用者也是数据生产者, 依次类推, 按照各城市的职能部门组织方式扩张共享交换节点。
面向多级共享交换中心的管线共享交换框架架设有GML服务中间件, 如图3所示。一方面是为了满足批量更新与增量更新, 不同更新方式的需求;另一方面是为了解决分布式共享交换方式下, 多类对象、多源格式的管线信息的融合问题。GML服务中间件是实现分布式框架正常运转的基础, 提供管线GML解析与表达服务, 封装了共享交换平台数据的出入口, 过滤共享交换的信息资源, 将不同数据源下的管线整合至一个框架下。
面向多级共享交换中心的管线共享交换框架有如下特点:
管线数据资源分散在各个行业分中心的分布式的服务器, 可有效地利用及共享。各行业分中心可在此资源基础上自行定制本部门专业信息及模型的开发。
城市地下管线数据交换中心对数据进行综合管理, 各行业管线数据由各行业直接管理, 各行业分中心相对独立, 与中心之间松散, 数据交换中心负载小。
共享节点可以根据城市共享交换职能部门组织方式动态增加, 不会破坏原有框架共享节点的稳定性和一致性。
3 结束语
地下管线数据信息共享的实现将使地下管线管理工作迈上新的台阶, 能有效解决目前存在的诸多问题, 使地下管线数据信息更好的为城市规划、建设、管理和人民群众服务, 是城市可持续发展的基础保障之一。本文基于现有管线数据的基本情况进行研究, 提出了面向单级和多级的管线数据共享机制, 可以为省市级地下管线综合信息服务平台的架构提供参考。
摘要：城市发展速度的加快更加强调了“城市动脉”地下管线的重要性。地下管线的事故频发使得地下管线信息和服务的共享和交换变得迫在眉睫。本文提出了一种地下管线数据共享的交换机制, 为地下管线平台的建立提供了参考。
关键词：地下管线,信息服务,共享交换
参考文献
[1孟亚锋.基于GIS的地下管线管理信息系统[J].建筑技术开发, 2002 (04) :54-56.
[2]蔡晓兵.Geodatabase中基于规则的拓扑关系管理机制[J].国土资源信息化, 2002 (04) :40-43.
[3]王树东, 闫洞海, 程娟霞.面向GIS的城市综合管网数据结构模式探讨[J].测绘通报, 2001 (S1) :43-45.
[4]韩勇, 陈之中, 甘宇亮等.城市地下管线信息系统的结构设计及功能[J].测绘通报, 2002 (03) :45-46.
交换机制 篇4
可是，内网网络在提升工作效率的同时，如果管理不善的话，也容易影响正常的工作秩序，那么我们该如何有效管理内部网络呢?其实内部网络的核心设备是交换机，巧妙对交换机系统进行控制和配置，可以大大提升网络管理效率，从而让内部网络始终能够稳定、高效运行!现在，本文以常见的华为系列交换机为操作蓝本，向各位推荐几则用交换机控制网络的应用!
1.巧妙启用GVRP，动态更新VLAN配置信息
首先以系统管理员权限远程登录进入A交换机后台管理系统，在后台系统的命令行状态输入字符串命令“system”，单击回车键后，将系统切换到全局视图配置模式状态;其次在全局视图配置模式下，输入字符串命令“GVRP”，单击回车键后，那么A交换机就会自动启用全局GVRP功能;为了让A交换机的e0/22接口也能启用GVRP功能，我们需要先将该交换端口的连接类型设置为trunk类型，并能允许局域网中的所有工作子网都能通过该端口进行网络访问;在进行这种配置操作时，我们可以在A交换机的全局视图模式状态下，输入字符串命令“inter e0/22”，单击回车键后，我们会发现命令行提示符就变成了“XXX-Ethernet0/22”(如图1所示)，其中“XXX”为目标交换机的主机名称，此时核心交换机系统会自动切换到e0/22接口视图模式状态;
接着在e0/22接口视图模式状态下，输入字符串命令“port link-type trunk”，单击回车键后，将目标交换端口的连接类型设置为trunk端口，再执行字符串命令“port trunk permit vlan all”，这样一来e0/22接口就能允许局域网中的所有VLAN通过，最后再执行“GVRP”字符串命令，这样我们就能成功在A交换机的e0/22接口上启用GVRP功能了;按照同样的操作步骤，我们还需要进入到B交换机的后台管理系统，依次执行字符串命令“system”、“GVRP”，启用B交换机的全局GVRP功能，之后再依次执行字符串命令“inter e1/22”、“port link-type trunk”、“port trunk permit vlan all”，最后执行字符串命令“GVRP”，这样就能在B交换机的e1/22接口上成功启用GVRP功能了。当两台交换机的互联接口都开通了GVRP功能后，它们日后就能自动更新相互之间的VLAN配置信息了，网络管理员也就不需要重复进行相同的配置操作了。
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在这里需要提醒各位朋友注意的是，要想启用某个交换端口的GVRP功能时，必须先将对应交换端口所在的交换机全局GVRP功能打开，之后还需要将目标交换端口的连接类型设置为trunk，因为只有trunk端口才支持GVRP功能的开启与关闭操作;日后要是想关闭目标交换端口的GVRP功能时，我们可以执行“undo gvrp”字符串命令，
2.巧妙查看ARP表，解决无法ping通故障
为了判断局域网工作站的网络连通情况，网络管理员往往登陆进入交换机的后台管理系统，使用ping命令来测试目标工作站能否正常连接局域网交换机，如果可以正常连通的话，那就说明目标工作站不能上网的故障与其自身无关，问题很可能出在交换机身上;倘若ping命令测试不能成功时，我们该如何解决工作站不能上网的故障呢?其实很简单，我们可以按照下面的操作来进行依次排查：
首先远程登录进入目标交换机的后台管理系统，执行“system”字符串命令，进入交换机的全局视图模式状态，同时使用“inter”命令进入与故障工作站直接相连的交换端口视图模式状态，在该状态的命令行中输入字符串命令“display cur”，单击回车键后，打开如图2所示的结果界面，从中仔细检查交换机系统的目标连接端口配置参数是否正确;
要是发现目标交换端口的配置参数不存在任何问题时，我们可以继续在端口视图模式状态下，执行字符串命令“display arp”，来检查本地交换机系统的ARP表是否存在异常;在没有异常的情况下，看看连接故障工作站系统的交换端口被划分到哪个虚拟工作子网，同时仔细检查对应虚拟工作子网的IP地址是否和故障工作站系统使用的IP地址位于相同的网段，如果它们不处于同一个网段的话，那么自然就容易出现无法ping目标工作站的故障现象了;倘若上面的各项配置都正确，我们可以尝试在交换机的后台系统使用“debugging arp”命令，来启用ARP调试信息开关，以便认真检查目标交换端口能否正确地发送ARP报文或接受ARP报文，倘若我们看到目标交换端口只能向外发送ARP报文，而不能从外面接受ARP报文时，那无法ping通故障工作站的原因很可能是以太网物理层引起的。
3.检查IGMP配置，解决无法实现组播故障
为了解决单点发送、多点接收的难题，很多网络管理员都启用了交换机的组播功能，以便有效提高数据传输的效率、大量节约网络带宽、降低网络负载;可是在实际管理网络的过程中，我们有时会发现交换机系统根本无法实现组播功能，面对这种故障现象，我们究竟该采取什么办法进行应对呢?造成交换机系统无法正常组播的原因主要有三个，一是目标交换机系统的IGMP Snooping功能没有正常启用，第二是IGMP Snooping功能创建的组播转发列表不正确;另外就是底层创建的组播转发表与IGMP Snooping功能创建的组播转发列表不一致。
交换机制 篇5
中国是一个多灾多难的国家,同时也是一个充满着温暖的国家,一方有难八方支援是这个古老国家在灾难到来后所表现出的一种现象。在社会救助中,政府与非政府组织发挥着重要作用。这两者相互发挥各自的优势,相互协作,才能更好地解决弱势群体的困难。但是由于存在的种种原因,使得很多救助措施没有落实到位,影响着救助的完成质量。
2 以资源交换理论为基础的社会救助协作机制
2.1 社会救助
当天灾人祸降临到某人某地,造成某部分人群的基本生活得不到保障时,国家或其他社会主体就会给予他们精神或物质上援助,而在给予援助的过程中所使用的各种措施就是社会救助。社会救助的发展需要政府与非政府组织之间的密切协作。
社会救助是社会保障的最后一道防线,主要是给低收入人群和困难者们提供最低生活保障。社会救助的救助内容主要有最低生活保障救助、特困人员供养救助、遭受自然灾害的人群救助、医疗救助、教育救助、上岗就业救助、临时的救助。
2.2 非政府社会救助
非政府组织是个舶来品,到目前为止都没有统一的定义。它最初形成的地点是在西方。这个词第一次被引用是在1945年6月,非政在联合国宪章中的第71条。联合国为这个词定义为,非政府性的自愿公民组织。在我国,非政府组织是指民间组织。
从国内外对非政府组织的理解上来看,他们的理解都可以归纳为这几个共同点 :有组织、政府以外、非营利性的、志向和愿望共同作用下的、带有公益性色彩的。在我国,非政府组织的分类主要以组织的性质和体质、法律地位、活动的领域、活动的范围为准。
法律上把非政府组织分为了三种。第一种是法定非组织政府,这些法定非政府组织主要有社会团体、基金会、民办非企业单位三种。这些非政府组织是在各级民政部门是已经登记注册了的,也就是说,它们的身份已被官方认定,并拥有了法律地位。第二种是草根非政府组织。指的是没有被官方承认,没有法律地位的组织。这第二种组织是最接近非政府组织这个性质的组织,其大部分来自民间,由民间自发地组建而成。第三种为准政府组织。第三种类型的组织较为复杂,非政府的特性混杂,既有政府性,又有非政府性。像没有划清界限的业主委员会、网商社团等。
2.3 资源交换理论
资源交换理论至今没有一个可以被确定的含义,但在对众多理论的归纳中得出,资源交换理论是指,在组织无法生产出自己需要的物品时,就需要通过本组织外的组织或个人去获得所需品,而这个组织就和提供所需品的组织或个人有了资源上的依赖关系。
交换的作用,就是使交换者经济或心理的效益达到最大化,在交换者为所需品与其他组织或个人发生资源依赖关系时,通常会考虑资源依赖关系的建立值不值得,它的收益能否超出成本这两个问题。
资源交换类型一般有 :与金钱有关的,如利率互换、货币互换、股份互换等。与人力有关的,如人力互换、人才互换等,这个就像古代打仗时的有条件“借兵”。还有其他的互换类型如,信用互换、客户资源互换、期权互换等。
影响资源交换理论的因素有重要程度、可替代性、拥有者偏好、迫使对方提供资源的能力四个。每个组织都存在着重要程度不同的资源,在不同时期不同地点,资源的重要程度也会发生改变。例如,在通常情况下,金子的重要程度会比水的高,而在沙漠在缺水的地方,金子就显得不如水重要。再者是资源的可替代性,当组织所需资源的获得途径只有一条时,组织对资源提供者的资源依赖性就很强,与资源拥有者之间的协调性就会很强。当组织所需资源的获得途径有多条时,组织对资源拥有者的依赖性就弱。资源拥有者的偏好对资源的获得造成很大的影响,资源拥有者的意识、形态、偏爱都会影响资源是否获取成功或获得的难易程度。迫使对方提供资源的能力是决定组织对资源拥有者依赖程度高低的关键因素。一个组织让资源拥有者服从,屈服的能力越强,这个组织对对方的资源依赖程度就越低,反之越高。
2.4 以资源交换理论为基础的社会救助
社会救助的两大主体分别为政府与非政府组织,由于两者的资源不同,所以在社会救助中存在着各异的优势。
2.4.1 政府优势
政府利用税收等手段获取资金,其“迫使对方提供资源的能力”很强,可以保证救助资源的稳定性。在灾难过后,所实施的抢救措施、衣食住行措施、防疫措施等都需要消耗大量的资源,有效稳定的资源来源,是保证社会救助过程稳定的关键因素。
政府以法律政策为手段,可以保证资源的到达速度和发放的有效性,避免了拖拉或资源被私吞的现象发生。国家从宏观角度对社会进行调整,有利于救助体系的完善和谐。由于各个地区的经济发展水平不同、救助标准不同、需要救助的原因不同,给救助带来了困难,为保证救助的公平性和有效性,政府借助自身优势,制定相应的宏观政策解决上述困难。
2.4.2 非政府组织优势
非政府组织是社会救助的一大主体,其资源主要来源于民间。非政府组织在筹资渠道上比政府要多,可以弥补政府财政的一时短缺。非政府组织获得资源的最根本的因素是社会价值观与社会责任心的驱使,在这种因素的趋使下,各界人士会做出捐款、提供无偿服务的举动,以满足心里对真善美的追求。
由于国家财力有限,无法将救助措施完全覆盖到需要它的地方,在此情况下,非政府组织就弥补了政府救助的不足。政府在实施救助的过程中,注重公平性,注重如何为困难者争取到他们应有的权利。非政府组织由于来源于民间,对民间的百态体会得更深,在救助措施的实施上,可以做到相对微观,给予弱势群体资源和心理上的支持,相比政府救助显得更为细致、贴心。
在政府实施救助的过程中,由于种种的不定性因素,救助过程可能会受到阻碍,以致引起被救助者的不满。而此时非政府组织救助就可以起到保护政府免受舆论伤害,维护政府形象的作用。
非政府组织处在弱势群体与政府之间,可以发挥自身的中介作用。由于非政府组织来源于民间,而政府的救助措施是从大局出发,所以对各种情况的了解不是很细致。非政府组织可以成为政府的眼睛和耳朵,将弱势全体的情况反映到政府中,帮助政府制定出相应的救助政策。
非政府组织发自民间,一切资源的提供都是无偿的,其救助行为是一种奉献精神和人道主义情怀的表现。非政府组织救助的形成原因,是于人类心底对真善美的追求。这种纯粹的因对爱与美的追求而形成的组织,可以解决政府由于“经济人”的特性对弱势群体的忽视和冷漠的问题。
非政府组织可以保护弱势群体的权益。有弱势群体就必然有强势群体,强势群体一般是市场上的成功者和政府,弱势群体权益的维护的本质就是要与这两种类型群体抗争,非政府组织人员的组成较为复杂,解决问题的方法和途径多而广,在帮助弱势群体维权时,常常达到快、好、到位的目的。
非政府组织的成员来自民间,大部分人附带着专业的知识或技能,其专业性很强,能很好很快地解决在救助过程中所遇到的问题。
3 我国社会救助中政府与非政府组织的协作现状分析
社会救助的发展需要政府与非政府组织之间的密切协作。但非政府组织在行事中比较低调谨慎,在很多情况中不愿与政治有牵连,所以使得我国非政府组织与政府的协调性不高。非政府组织的大量出现,使得政府的权威受到损害,而非政府组织行事的低调谨慎,让政府与其沟通的意愿变得困难。
3.1 资源整合不足 资金利用率不高
资源包括资金、信息、服务、权威等,政府与非政府组织在资源的拥有上,存在差异,例如政府拥有法律权威,而非政府组织不具备这个资源,非政府组织的资源获得渠道相比政府的要多,这是政府不具备的资源。
政府对“法律权威”这种资源的利用不充分,没有很好的帮助非政府组织创造一个好的发展机会,使得非政府组织发挥不了它应有的效用。
我国是一个多灾多难的国家,而资金资源救助是所有救援资源的主体。资金不足是政府与非政府组织共同面临的一个问题。政府用于社会救助的资金随着经济的发展而逐渐增多,然而强者越强,弱者越弱,社会上需要救助的弱势群体的需求也在加大,政府的有限资源难以满足弱势群体的需求。近年来,非政府组织的数量在不断地扩大,但在资源上是非常拮据的,其资源的来源很不稳定,使他们提供资源的能力相对政府来说是极弱的,资金不足是非政府组织普遍存在的问题。
3.2 两者协作空间小
政府利用法律手段或各种财政来源手段,在灾难突然降临后,能及时有效地为受难者提供帮助。而非政府组织由于财政来源途径广、专业性强、措施贴民心等优势,成为社会救济不可缺少的一部分。这两者如能很好地协调,就能使救助变得有效,更能使弱势群体得到保障。
根据以往的情况看,在救助过程中,政府方面对非政府组织持有不信任态度。将非政府组织的工作如数揽下,使得非政府组织的效用被制约。政府与非政府组织彼此之间没有沟通合作的措施,在灾难发生后,政府才是灾难救助中的绝对主导者,非政府组织能参与的地方很少。
再者,政府与非政府组织之间合作的机会和密切程度与灾害严重程度成正相关。非政府组织一般只参与重大的灾害救助活动,在其他小型灾难中,非政府组织很少参与。
3.3 政府与非政府的协作方式单一
在很多情况下,政府与非政府组织的合作方式有以下三个 :一是政府提供救助对象,非政府组织提供资源。二是非政府组织主动参与到政府所实行的救助项目中,为项目提供各种资源。三是监督政府救助措施的实施。
由于很多非政府组织的实力偏弱,且不愿涉足政治。在政府与非政府的合作中,只有实力较强,乐意涉足政治的非政府组织才有能力实行以上合作方式。政府与非政府两者在合作过程中,政府处于绝对领导的地位,把非政府组织看作是下属机构,使得救助工作不按需救助。
3.4 公民社会发展不成熟
在中国古代那种“先天下之忧而忧”的胸怀是古人常常推崇的,并以此来评价一个人的道德情操。但这些道德理论的目的和出发点,都是源于当时统治者对自己权利的巩固,儒学文化被统治者当作封固百姓思想的武器,所以使得一部分人在做出善意的举动时,是带有目的性的,是为了提高企业知名度,或是为了增加销售量,使得非政府组织在筹资上存在很大的困难。再者,中国很多民众的社会责任感不强,认为万事有政府,个人没有义务去承担这一份不属于自己的义务。这种观念的存在,也是政府出现筹资困难的一大原因。
3.5 法制制度不完善
在我国,当灾害来临时,政府与非政府之间在责权利的分配上没有落实到位,政府在救助过程中,出现大包大揽现象,使得非政府组织在很多情况下无用武之地。并且到目前为止,我国没有建立起一个社会救助管理机制和完善的法制规则。非政府组织中存在着种种不良现象,如利用公益性活动骗取财物、挪用资金、贪污善款,使得非政府组织的名声受到损害,其在民众中的可信程度变低,资源来源途径变少、资源来源的稳定性变差。
4 基于资源共享的我国社会救助协作机制的建立
4.1 资源获取机制的建立
政府资源获得的途径相对稳定,而非政府组织在资源的获得方面虽然有很多渠道,但都缺乏稳定性。
影响非政府组织的筹资问题有以下三点 :一是公民社会发展不成熟,认为普遍人做善事都是有目的的,都是欺世盗名之辈,所以很大一部分公民不是旁观者就是“评论家”。二是由于缺乏相应的监管制度和管理机制,非政府组织存在着种种假恶丑现象,使得非政府组织的整体形象下滑。三是政府对非政府组织的不重视。
为解决非政府组织存在的资源问题首先要解决以上三种存在的问题,发动学者们对政府与非政府之间存在的协调问题进行研究,并将研究的结果和策略,通过媒体介质,进行传播,一般引起政府和广大人民群众的注意,帮助社会救助建立一个健全的监管机制。
大部分人的心里并不重视自助者的资助目的是什么,而对没资助却对资助者评头论足的人是很不满的,群众注重的是资金是否已经落到实处。非政府组织应当将资源的落实效果通过传播手段广而告之,使广大人民群众看到,这些资金的作用和筹集的意义。
非政府组织应当主动与政府合作,改变以往政府与非政府组织存在的某种类似上级与下属关系的现象,政府应当主动帮助非政府组织,对非政府组织进行一个正面的宣传,使得公众对非政府组织有一个正确的了解。
4.2 资源共享机制的建立
由于政府与非政府的资源不同,所以两者之间的优势也不同,政府的资金来源相对要稳定,但考虑问题往往从大局出发。非政府组织在救助上存在慈善排他性,一些有需求的困难者,未必能得到他们的帮助,且非政府组织在资源的获得上缺乏稳定性,但其救助措施往往很贴困难者的心,较为细致到位且专业性强。两者可以在行动与资源上进行一个互补,非政府组织可以专门挑拣政府覆盖不到的地方进行救助,在资源缺乏时,可以将救助对象交给政府救助,并对政府执行效率进行一个监督,使两者的资源都能充分被用到需要者身上。
政府有法律权利作为救助行动的后盾,严格地对每一笔资源进行管理,并有效地将资源用在弱势群体中。而非政府组织内部由于缺乏严密的管理,使得种种丑恶现象出现,致使公众对其信任程度下降。政府利用自身的权威资源和法律权利资源与非政府组织合作,两者共同建立一个专门监督非政府组织资源的机构,为了杜绝贪污、挪用现象的发生,应当使资源的获得和使用过程全透明化。
4.3 信息沟通机制的建立
为使社会救助能得到更好的发展,真正达到成立它的最初目的,政府和非政府组织应当将救助信息公开化,杜绝假恶丑现象的发生,使得公众对其信任度增高。
政府与非政府应当将救助资金的总额公开,并将花费途径公开,如在食品方面的救助花费了多少,购进价为多少,共购进了多少,灾难过后剩余多少。
4.4 人员交流机制的建立
政府与非政府组织在协调上缺失的原因主要是两者缺乏沟通交流或政府独揽大权引起的。
为了解决上述存在的问题,政府首先要改变以往做法。再者为加强两者之间的沟通,政府与非政府组织双方,可以派一些代表,讨论和研究怎样将两者之间的资源优势进行互补,并制定出相应的救助措施。
4.5 监督与反馈机制的建立
交换机制 篇6
二十一世纪, 社会进入信息爆炸的时代。人们对信息的需求急剧增长, 这就对通信技术在容量、及时率、准确率和健壮性方面提出新的挑战。而作为通信网络的基石, 传输网络经历了从准同步数字系列PDH (Plesiochronous Digital Hierarchy) 到同步数字系列SDH[1] (Synchronous Digital Hierarchy) 再到密集波分复用DWDM (Dense Wavelength Division Multiplexing) 的发展历程, 目前, 热点研究试验的自动交换光网络ASON (Automatically Switched Optical Network) 作为下一代的全光传输网, 它的智能特性决定了广阔的发展前景和应用范围。在快速提供端到端业务的基础上, 保证ASON组网的生存性显得尤为重要。
一、网络的生存性
网络的生存性 (Survivability) 是指网络抵制故障业务中断或干扰的能力, 在网络发生任何故障后能尽快将受影响的业务重新选路到空闲资源, 以减少因故障而造成的社会影响和经济损失, 使网络维护一个可以接受的业务水平的能力。
与IP、SDH、DWDM等其它网络相比, ASON最显著的特征是新的控制平面的引入, 并采用格状Mesh组网, 其生存性机制便具有了智能化、多样化的特点。其智能化体现在具有智能控制功能的GMPLS协议族的使用, 对保护、恢复机制在信令、路由和资源管理等方面提供支持;而多样化则体现在ASON格状网结构对于多种保护、恢复方式的支持, 适用于多种生存机制的实现。
ASON的生存性机制具有如下特点:1) 备用路由和主用路由必须在物理上相分离;2) 在光域中的连接由其通道上各节点的交叉连接倒换来实现, 这意味着无法建立零带宽的备用通道;3) 控制信道和数据信道若在物理上进行分离则使得ASON必须单独考虑控制平面的故障恢复机制和相应的信令支持;4) GMPLS控制平面需要相应的竞争解决策略及考虑LSP的包含/排除、传输时延、波长连续性限制等其他约束。
二、光网络的保护恢复方式分类
保护机制是指对为了对一条或多条工作连接进行保护, 而预先建立起来的一条或多条保护连接的机制, 这些用于保护的容量即使未被使用也不能被重路由利用, 而且中间结点用于保护的交叉连接已事先完成配置, 在保护时不需要进行改变。它通过预留专用的网络资源, 在故障发生后, 可在几十个毫秒内实现传送网的恢复。
恢复机制是指通过重路由机制建立新的连接以代替失效连接的机制, 这些新连接会占用网络中冗余的共享容量。与保护不同, 当故障发生进行恢复时, 网络中支持该连接的部分或全部交叉连接会发生变化。一个连接是否可采用恢复机制是在呼叫最初建立时进行协商确定的。它通过空闲的网络资源重路由实现, 可在数百毫秒至若干秒内实现传送网的恢复。
ASON的保护恢复机制根据应用范围、配置和实现机制、恢复路由的计算时间等不同角度进行分类, 具体分类如下:
(1) 根据备用资源在故障发生前后分配的不同, 分为保护和恢复两种。
(2) 根据应用范围的不同, 分为本地 (链路) 保护、区段 (子网连接) 保护和端到端 (通道) 保护3种方式。
(3) 根据保护配置和实现机制的不同, ASON保护机制可分为基于传送平面的保护和基于控制平面的保护。基于传送平面的保护配置由管理平面完成, 适用于PC, 如1+1MSP、SNCP和环网保护等;基于控制平面的保护配置由控制平面完成, 适用于SPC和SC, 如1+1和1:N通道保护。
(4) 根据保护资源能否共享, 可分为专用和共享的保护机制。与专用保护相比, 共享的保护机制具有较高的资源利用率, 有利于网络阻塞率的降低。
(5) 根据恢复路由的计算时间可分为预置恢复和动态恢复两种。预置路由方式是在故障发生前就计算好恢复路由, 并可以通知所经过的节点, 预约所需的资源, 但并不进行交叉连接。动态恢复方式则是在故障发生后才开始进行恢复路由的计算, 与预置恢复相比, 它的恢复速度较慢, 但其恢复路由的计算能够考虑到当前的网络拓扑与可用资源, 从而具有较高的恢复效率 (成功率) 和网络资源利用率。
(6) 根据路由计算机制和恢复实现的控制机制, 可分为集中式和分布式控制恢复。
集中式恢复是一种基于全局链路状态信息的恢复机制, 计算节点可以是网络的中央控制节点, 也可以是受损业务的源/宿节点, 但要求此节点必须掌握整个网络的链路状态信息。在分布式策略中, 通常是由业务的源/宿节点或者是故障链路的端节点来启动恢复路由的计算过程, 只需根据邻接链路的状态信息来计算恢复路由。集中式恢复策略可以更优化地进行业务的恢复, 各恢复路由之间可以更充分地实现恢复资源的共享, 而且还可方便地支持多优先级的业务恢复。总的来说, 集中式恢复策略的恢复成功率较高, 且网络资源的利用率较高。
三、ASON的生存性机制
ASON的生存性包括控制平面的生存性和业务层面业务本身的生存性, 鉴于控制平面的软硬件故障均不会直接影响到已经建立的连接, 因此在实际应用中, ASON中更注重的是业务层面的保护恢复[4]。它的生存性通过控制平面或与控制平面完全无关的传送平面完成。
3.1基于传送平面的业务生存性机制
从传统的线性或环形传送网向格状ASON全网覆盖的过渡阶段, 必然会出现ASON平台与传统的光传送网的互动。基于传送平面的生存性机制, 其保护设置由管理平面完成, 与控制平面无关, 其实质就是纯粹SDH或OTN的保护机制, 即传统的传送平面保护[2]。
ASON中支持以下SDH的网络保护方式:
(1) 线性复用段保护 (MSP, Linear Multiplex Section Protection) :它包括两种方式, 即1+1MSP和1:N (n≤14) MSP。
1+1MSP结构如图1所示, STM-N信号永久地与工作段和保护段相连 (并发) , 接收端对从两个复用段收到的STM-N信号进行监视并且选择接收质量好的一条 (选收) 。在该结构中, 保护段不能承载额外业务。这种方式可靠性高, 故障恢复速度快, 不需要APS倒换协议, 但资源利用率很低, 在正常工作时要浪费100%的资源容量。
1:N线路保护倒换结构如图2所示。在此结构中, 保护段由很多工作通路共享, N值范围为1-14。在两端, N个工作通路中的任何一个或额外业务通路 (如测试信号) 都与保护段相连。MSP对接收信号条件进行监视和评价, 在首端执行桥接, 而在尾端选收。实际中较常用的是1:1结构, 由于保护通路在工作通路正常的情况下可用来提供优先等级较低的额外业务, 因而其系统效率高于1+1方式。1:N结构由于保护信道被N个工作信道共享, 在故障发生时, 必须使用自动保护倒换协议 (APS) 才能在收发两端建立可靠的连接。若工作通道被分配保护优先级, 则故障发生时保护优先级别最高的路径[3]。
(2) 子网连接保护 (SNCP) :1+1和虚拟1:N SNCP两种。SNCP主要由末端系统负责实现, 而不是由子网中的网元来实现。目前, 大多数的SNCP都通过使用1+1方式来完成, 线路保护即等同于上述的1+1 MSP, 颗粒较细的通道层SNCP常使用单向1+1通道保护。
(3) 自愈环:复用段共享保护环 (MS-Sprin g, Multiplex Section Shared Protection Ring) 和通道保护环。环网络是指网络上的每个节点都通过双工通信设备与相邻的两个节点连接, 从而组成一个封闭的环。利用SDH分插复用设器 (ADM) [4]和交叉连接设备 (DXC) 可以组成具有自愈功能的SDH环网络, 这是目前SDH网应用较多的一种网络拓扑形式。
复用段共享保护环作为自愈环的一种, 它使用复用段开销传输失效信息并启动保护倒换, 其保护动作在复用段层完成, 不涉及通道层。复用段共享保护环需要APS信令支持, 采用Kl, K2字节传送。复用段共享保护环包括两纤双向和四纤双向复用段共享保护环。
两纤复用段共享保护环的每对相邻节点有两根反向传输的光纤, 每根光纤的带宽一分为二, 一半被定义为工作信道, 另一半预留作保护信道。每根光纤的工作信道被另一根光纤里的反向传输的保护信道所保护。两纤环实际上是四纤环的简化, 与四纤环不同的是, 两纤环只支持环倒换, 而不支持跨距段倒换。
通道保护环, 业务的保护是以通道为基础, 也就是说保护的是STM-N信号中的某个VC (某一路PDH信号) 。倒换与否按环上的某一个别通道信号的传输质量来决定的, 通常利用收端是否收到简单的TU-AIS信号来决定该通道是否应进行倒换。比较常用的是双纤单向通道保护环, 它由两根光纤组成两个环, 一个为主环光纤, 一个为备环光纤。两环的业务流向相反, 通道保护环的保护功能是通过网元支路板的“并发选收”功能来实现的。
综上, 由K个节点组成的线路速率为STM-N的SDH网络中, 各种保护方式比较见表1:
3.2基于控制平面的业务生存性机制
ASON中最主要的特征是控制平面的引入, 由此而引出的控制平面的保护, 其保护配置是在控制平面下完成而不是在管理平面下, 伴随的保护动作发生在控制平面保护域内的源节点CC (连接控制器) 和目的节点CC之间。保护恢复路径和工作路径之间可以是: (1) 链路分离; (2) 节点分离; (3) 共享风险链路组SRLG[5]分离。
由于ASON主要采用Mesh组网, 故下面主要讨论Mesh网的保护恢复机制。
3.2.1 Mesh网的保护机制
同基于传送平面的线性保护方式类似, 主要有1+1、1:1Mesh专用保护和M:N Mesh共享保护两种。
1+1 Mesh专用保护:业务在源节点同时桥接在两条分离的通道上, 在宿节点选择一路较好的信号。分单向和双向两种工作模式, 保护时间一般可实现在50ms以内。
1:1 Mesh专用保护:正常情况下, 业务只在工作路径上传送;故障发生时, 业务从gognzuo路径倒换至保换路径, 采用双向倒换机制。恢复时间可实现在50ms以内。
M:N Mesh共享保护:N条工作路径, 预留M条保护路径, 通常M小于N。任意一条工作路径的故障都可以倒换到保护路径组中空余的一条上, 待故障排除后再倒换回原工作路径, 保护时间可实现在200ms内。实际上, 1:1和1:N的保护方式都只是M:N保护的特例而已。
3.2.2 Mesh网的恢复机制
Mesh恢复通常就是指重路由 (Rerouting) , 重路由可由两种方式触发:网络故障或网络优化配置。它通常分为基于链路和基于通道的恢复。
当工作路径出现故障后, 系统实时地重新计算出一条合理的恢复路径并结合信令进行业务切换。在恢复后的路径上再次出现故障时可继续进行重路由进程, 实现多点失效时的业务恢复。这就是讨论得比较多的是网格状网络 (Mesh网) 恢复机制, 有单向和双向以及返回式和非返回式之分。与保护相比, 恢复可尽其所能的快速响应故障和有效利用网络带宽, 但由于它包含了动态资源建立和路由计算过程, 因此与保护相比需要更多的倒换时间, 具体的恢复时间与网元性能、网络规模、资源情况及业务负荷度有关, 典型值在数百毫秒至数秒间。
对于链路恢复, 需要在发生故障的两相邻节点选择一条新路径, 这可能要通过另外节点来传送流量, 它对多跳或者长距离的连接来说通常比较有利, 此时进行保护的只是连接的一部分路由而不是重要路径需要重新选路。
对于通道恢复, 源宿节点一旦收到故障通知, 源节点便开始动态计算新路由, 在选择了一条新路径后再将流量倒换。我们可以通过首尾相连的连接方式来预设可选路径以备故障发生时进行快速恢复路由。
在ASON中还有一种无保护恢复, 它用于业务级别较低或所承载业务的上层协议直接提供保护功能的情况。
由于发生网络故障时有可能影响多个连接, 引发多个连接的删除和建立操作, 而网络并不能保证充足的空闲资源来恢复所有受影响的网络连接。ASON应支持Mesh恢复的优先级划分, 从而在网络资源和恢复时间上, 保证那些重要的业务可以优先恢复;ASON还应支持的业务的抢占功能, 己经分配给低优先级业务使用的网络资源能被高优先级的业务抢占使用;由于在建立连接时, 一般是原路径最优, 或者从网络规划的角度来看, 恢复路径与原来规划的工作路径不一致, 所以ASON应提供Mesh恢复的返回机制[6], 当故障的工作路径修复后, 经一段等待时间, 将业务从恢复路径倒回到原来的工作路径。
IP网络中允许建立零带宽的LSP, 在无数据传输时不占用任何带宽;而在电路交换的光网络中, 建立连接需占用链路带宽而不管有无数据在传送。因此, 一些快速的恢复机制可在工作路径发生故障前预先建立好连接以减少恢复时间。ASON是基于格状网的拓扑结构, 现有的多种生存机制都可在ASON中实现。表2即是按恢复时间进行的分类, 表中的“之前”和“之后”是相对于故障发生时刻来说的, 其中, 第1类相当于传统的1+1或M:N保护方式, 第2、3类在网状拓扑下成为共享格状网恢复方式, 是未来网络的应用重点[7]。
为了能抵御多次故障, ASON设备还支持保护和恢复的结合。目前有两种结合方式:一种是“永久1+1保护”, 在保护倒换以后, 再建立一条保护通道, 即永远都是1+1保护;另一种结合方式是在保护失效后进行恢复, 在保护倒换以后, 如果保护通道也失效了, 就启用恢复机制。
3.3.3恢复原理
在ASON提供的三种连接中, 永久连接仅与管理平面相关, 而交换连接和软交换连接则与控制平面相关。在后两种连接中, 呼叫是建立在连接的基础上的。先有呼叫请求, 在连接控制器CC实现了连接并返回确认后才有呼叫的确认。主被叫的呼叫控制器CallC是不直接和CC打交道的, 而是通过网络呼叫控制器与连接控制器相连。于是, 控制平面的恢复与重路由域 (Rerouting Domain) 变得密切相关。重路由域是一群CallC和CC的集合, 这些控制器对基于域的重路由共同进行控制。
一个单独的重路由域内的重路由服务请求不会跨越域的边界, 当涉及多个重路由域的服务时, 每个域的边缘控制器会为每个跨域重路由域的呼叫激活重路由服务。而基于端到端的重路由服务仍是在重路由域的基础上逐个域的被执行, 即在呼叫通过的每个重路由域的源和目的组件 (CallC和CC) 间被执行。ASON中的重路由分为硬重路由和软重路由。它们的区别在于:硬重路由主要用来响应故障事件, 通过“先拆后建” (break-before-make) 的方式实现恢复;而软重路由是为了网络优化、网络维护、工程规划等管理目的进行的重路由, 它通过“先建后拆” (make-beforebreak) 的方式实现。
总结语
目前, 商用ASON网络以Mesh组网方式率先出现在光传送网中的长途骨干层和较大城市的城域核心层中, 这类网络业务均很重要, 这也就决定了最为常见的是1+1专用保护模式, 例如中国电信新建的一干ASON网络中京穗、沪穗等专用10G通道。同时为了具备多重抗灾性, 通常采用自下而上的多重保护恢复机制。当Mesh网络发生故障时, 总是较低层次 (链路层) 的保护恢复机制首先启动:如果低层保护恢复不成功, 再启动较高层 (通道层) 的保护恢复过程。对于重要的业务可采用先保护后恢复的双重保障。如广东电信的省内二干ASON平台中对钻石级155M业务的1+1专用通道保护及动态恢复。然而, 为了充分体现ASON的多重抗灾性, 在智能化和多样化的前提下, 应进一步研究能供提高恢复速度的路由波长分配算法以及控制平面本身的信令网络生存性机制。
摘要：针对ASON中控制平面的引入, 在介绍传统SDH保护的基础上, 重点分析了ASON的业务生存性机制, 总结出实际中保护与恢复机制的相结合的商用方式。
关键词：ASON,保护,恢复
参考文献
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[2]ITU-T Recommendation G.841, Types and characteristics of SDH network architectures, October1998
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[4]David Benjamin, Richard Trudel, Stephen Shew."Optical Services over the Intelligent Optical Network, "IEEE Communications Magazine, Vol.39, No.9, p73-78, Sep2001
[5]何荣希、张治中、李乐民等。IP/MPLS over WDM网中基于共享风险链路组限制的共享通路保护算法电子学报2002年11期
[6]程晓飞、王振宇、顾畹仪。WDM光网络的保护和恢复技术。中兴通讯技术, 2002年8月:p30～34
交换机制 篇7
社会交换理论( Blau,1964) 的核心是员工与组织的关系遵循互惠原则,员工与组织的交换包括物质交换和精神交换两个方面。物质交换的形式有: 组织给予员工的薪酬、福利和奖金等。精神交换包括: 组织提供升职的机会、工作内容、职位、企业的对外声誉和名气等。社会交换理论和酬报原则( Gouldner,1960) 都认为员工个体将会积极回报对自己有恩的人,员工用自己努力工作和对组织忠诚来换取可得的利益和社会奖赏。同时,员工有高工作满意度和高组织承诺,从而使员工表现出更多的进谏行为,减少沉默行为的发生。组织与员工之间的互惠处于良好状态时,员工对组织有很强的依附性和认同感,从而有利于组织的行为( 如积极建言献策、关注组织的发展和很强的责任心等) 就会增加。
2基层员工沉默行为产生的原因
组织中的员工为什么有时发现了组织存在某些潜在的问题,并且知道应该怎么解决是有利于组织的,但是他们常常选择沉默。什么原因导致他们从具有主观能动性的人变为了没有灵魂的机器。员工沉默行为的负面影响非常大。从组织方面来看,首先,组织中的员工掌握着很多一手信息,员工沉默行为阻断了信息的上行沟通,抑制了多元化信息,屏蔽了多样化和有分歧的建议,而这些势必影响到决策的质量。其次,员工沉默行为会阻隔负面反馈, 因此降低组织的纠错能力和创新能力,导致变革失败。最后,员工沉默行为减少了员工们之间的信息和情感沟通, 不利于形成健康的组织氛围。
从员工方面来说,首先,员工沉默行为会令员工感到不受重视、缺乏组织支持、工作积极性降低以及认知失调,其结果是员工的组织忠诚度降低、员工参与度降低和流失率升高; 其次,正如Edmondson ( 2003) 指出,员工沉默行为对组织的学习过程有着严重影响,由于员工保留对组织的建议和观点,使组织失去了很多创新的机会,员工个人的成长也受阻; 最后,员工沉默使员工的观点无法表达和情感不能宣泄,使员工的负面心理加强,有害员工的身心健康。
2. 1领导是员工是否产生沉默行为的影响因素
领导代表组织可以给予或分配下属解决问题所需要的资源,这使得他们成为影响下属进言的关键影响因素。 Edumondson ( 2003) 针对员工沉默行为的研究中,他认为领导在消除组织沉默中起重要作用,如果领导能在组织中形成心理上产生安全的组织氛围,则帮助组织消除沉默。 Festinger ( 1954) 的研究就发现,当基层级员工不愿意冒风险或者员工就不信任他们的领导时,出于自我保护的本能,他们会过滤信息,隐瞒事实以避免上层的批评。可见, 只有基层员工坚信组织中的领导会公平对待自己,也即认为领导和组织能够维持公正,不会做出不利于员工利益的事情,让基层员工感受到领导对自己的重视和尊重,才会使基层员工有了归属感和安全感,沉默行为才会减少或消失。根据社会交换理论的观点,领导的言行如果让基层员工心存感激,基层员工对组织领导的感激之情越深,就更希望能够多做一些职责之外的事情来回报组织。在这种安全的、有领导支持的组织环境中,对于员工来说,最好的回报方式就是对组织的工作投入更大的热情,为组织做出更多的奉献,关心组织发展,增多以改进组织现状为目的的进谏行为,从而选择沉默的可能性就会相应减少。
2. 2沉默行为的特征导致沉默发生的可能性大
基层员工是否沉默完全是自发行为。与沉默行为相反的是进谏行为。进谏行为是重要的员工角色外行为,它主要包括为组织提供建设性意见,目的是改善组织状况,减少组织上的决策失误,提升工作效率。进谏行为不是组织对员工行为的明确规定,而是员工的一种角色外行为。员工有进谏的权利也有沉默的权利,它不会影响到员工的业绩考核和薪酬水平。因此,基层员工可以保持沉默,也可以选择打破沉默。同时,进谏行为有潜在的风险。它可能会破坏员工与他人的人际关系,进而失去社会支持( 如工作协助、认同和晋升等) 。基层员工出于自我保护的目的,一般基层员工认为沉默行为可以避免承担不必要的个人风险。
2. 3单位性质不同是员工是否产生沉默行为的影响因素
本研究用问卷调查法进行研究,数据资料均来自调查问卷,调查对象是各类组织中的基层员工。本文使用独立样本T检验和单因素方差分析,探讨了人口统计学变量对沉默行为的影响。从方差分析的结果显示,国有企业的员工在沉默行为发生的可能性明显高于其他性质的组织的员工。主要的原因可能与国有企业的体制结构有关,往往等级观念浓厚,采用集权的决策方式并且缺乏上行信息反馈机制。有些国有企业的管理者倡导权力差距文化,这样容易形成沉默氛围,导致基层员工沉默行为的发生。此外, 国有企业有论资排辈的观念,职位提升和薪资增加往往根据工龄决定,导致有些员工有好的建议也因为自己的资历浅而没有得到采纳。以上这些原因,容易使基层员工认为自己进谏没有效果。在这种氛围下,员工的沉默行为发生的可能性就大。
3对策
3. 1重视培训开发
依据员工职业生涯发展的需求与组织发展的要求,开发员工的潜能和提高员工核心专长和技能。从社会交换的视角,组织可以增强变革能力和适应外部环境能力,也提升组织核心竞争力,并且还可以传递组织的文化和价值观,提高员工对组织管理系统的理解与认同。员工通过培训可以适应不断变化的客户需求( 如有效沟通技能、团队合作技能和学习技能等) 。培训提高员工的适应性和灵活性,最终实现员工与组织共同成长。良性的社会交换使基层员工切身利益与组织兴衰密切联系起来。这样就会使员工发现组织存在问题和不足时提出建议或意见,他们也能从组织的完善和发展中得到好处。
3. 2建立现代企业制度
企业制度改革面临着所有者缺位、激励机制和约束机制不力、管理制度不严等问题,急需建立现代企业制度, 适应市场经济发展需要。现代企业制度是在分权和制衡的原则下所做出的组织机构设置及其相互关系和运行方式的制度安排。基于社会交换理论,可以尝试员工和管理层参股,股权来源多元化,实现产权的现代化,为企业发展奠定了基础。这样将员工和企业利益联系起来。员工更关心企业生存发展问题。设计合理的激励机制。制定一套完整的激励制度,让提出好建议的人能从企业采纳建议后所增加的效益中得到明显的收益,好的示范效应能减少沉默行为的发生。
3. 3领导重视减少员工沉默
领导营造安全的建言氛围,员工不会有什么心理负担; 领导要虚心接受员工的建议; 领导积极聆听基层员工的意见; 正确对待员工的意见,没有采纳的意见,要及时做出解释; 乐于认可员工对组织的付出。基于互惠原则, 基层员工也愿意为企业建言献策,关注组织的发展,最终减少员工沉默行为。
摘要：基层员工的沉默行为严重影响了企业正确做出决策或执行力的有效性,并对基层员工组织忠诚度和心理健康产生消极影响。减少基层员工沉默行为对于提高企业绩效和改善员工工作态度都有重要意义。本文试图以社会交换理论为基础,探讨组织中员工沉默行为形成的原因及其应对措施。
交换机制 篇8
Crossbar交换结构由于具有简单及内部无阻塞的特性,成为现代交换机系统的核心组成部分[1]。 传统的crossbar内部无缓存, 只在输入端或输出端设置缓存队列, 各输入输出端口的数据传输应相互同步。 因此,在处理变长包时需要使用切分- 重组(SAR) 机制, 在输入端将数据包切割成定长信元进行交换,再在输出端将信元重组为原始的数据包。目前,一种内部带缓存的crossbar交换结构 —CICQ ( Combined Input Crosspoint Queued ) 通过在crossbar内交叉点设置少量缓存来提高调度效率,已成为更具优势的交换结构[2]。CICQ的一个特点是能够直接交换变长数据包[3],不需要SAR机制。 然而,直接变长交换存在两方面限制:与定长交换相比,硬件实现相对复杂;交叉点缓存至少需要一个最大包长的空间来存放数据,限制交换机端口数的扩展。 因此,对于CICQ中变长数据包的处理,仍然需要采用高效的数据包切分方法将其切分以便于交换。
目前已有的数据包切分方法包括: 定长单包切分、定长多包切分[4]、 变长单包切分[5]和变长多包切分(Variable - size Multipacket Segments , VMS )[6]。 定长单包切分,对单个数据包进行处理,切分为定长信元。 然而最后一个切片通常包含无用的填充字节, 需要crossbar内部加速来补偿填充字节引起的带宽利用率损失。 由于信元较小,需要较高的调度速率,对调度算法的要求也较高。 定长多包切分属于同一数据流的数据包合并起来进行切分。 切片长度增加,能够缓解调度速率,同时填充字节减少可以提高带宽利用率。 缺点是队尾的部分数据需要保持在队列中直到能够填满一个切片, 增加数据包的延迟。 变长单包切分对单个数据包进行切分,最后一个切片不需要填充开销。 但是,由于在单个数据包内进行切片,调度速率不会减小。 变长多包切分对相邻的数据包合并起来进行切分, 切片大小的增加缓解调度速率,而且不需要额外的填充字节, 性能优于其他三种切分方法。 然而,在对延迟性能要求较高的实时业务流量中,实时的小数据包会因为较大切片的阻挡而导致延迟增加,从而影响其交换效率及公平性。
针对传统切分方法的不足,本文在变长多包切分[7]的基础上进行改进,提出了一种新的基于CICQ交换机的高效自适应数据包切分机制(Adaptive Multipacket Segments,AMS ) 。 该机制根据输入端的队列状态实时地调整切片长度, 以适应动态变化的网络流量以及不同数据包长度。 切片长度灵活可变,使得队列中的大型数据包和实时小数据包都能得到有效服务,不会影响实时小数据包的交换效率。 CICQ结构采用新的数据包切分机制,在不同的网络流量模型下都表现有良好的时延性能,且明显优于变长多包切分机制。
1 CICQ交换结构和基本数据包切分模型
图1 所示为带SAR机制的N×N CICQ交换结构, 主要包括N个输入端、N个输出端、虚拟输出队列(VOQ)、带缓存的crossbar、输入切分机制以及输出重组机制。 数据包到达输入端时,首先切分机制将变长数据包切割为定长信元,存入相应的VOQ队列中。 然后,信元经过带缓存的crossbar进行交换。 最后,在输出端通过重组机制将信元重组为原始的数据包并发送。 为了分析切分机制,采用如图2 所示的定长单包切分模型。 假设数据包到达过程为服从参数为 λ 的Poisson过程, 令数据包的长度为X, 以s为标准切片大小对数据包进行切分, 则每个数据包切分为ceil(X/s) 个信元, 其中ceil为标准的上取整函数。 若包长X不能被s整除,则剩下的数据添加填充字节构成标准信元。 此外,每个信元还需要添加信元头,以指示该信元在数据包中的位置。 令数据包切分成长度为s的信元个数为随机变量Y,则Y与X的关系为:
假设数据包长度X为服从参数为 μ 的指数分布,其累积分布函数F(x)为:
由式(2)得到
令变量Z=Y-1,则
由式(4) 可知, 变量Z服从参数p为e-μs,q为1-e-μs的几何分布,P(Z=k)=qkp。 Z的均值为:
切分过程中每个信元添加的无用填充字节会消耗系统带宽, 为了保证CICQ结构能够以线速率交换经切分后的信元,crossbar内部需要一定的加速比f:
式中,E(X)为数据包长度X ( 服从指数分布) 的均值为1/μ,h为每个信元头的大小。
将式(6)代入式(7),可得
分析上式得出, 平均包长E(X) 一定, 切片长度s为影响CICQ交换性能的主要因素。 随着切片长度s的增加,CICQ所需的内部加速比f增大。 这是因为填充字节在所有传输数据中所占的比例增加,交换填充字节引起的带宽利用率损失更严重,需要更大的加速比以线速转发数据。
2 自适应数据包切分
2 . 1 变长多包切分模型
图3 所示为变长多包切分模型, 不同阴影部分代表输入VOQ队列中不同的数据包。 相邻数据包合在一起进行切分,以s为标准切片大小。 每个切片中可能包括一个或多个数据包, 队列中最后剩余的数据若不能被s整除, 则直接构成变长切片s′, 无需用填充字节填满。对于这种方法, 采用不同的切片长度s, 系统的交换性能有显著差异。 随着s的增大,信元头的整体开销减少,使得带宽利用率和时延性能都进一步提高。 然而,若切片长度s太大, 在实时性要求较高的网络业务流量中,小数据包会因大切片的阻挡而导致包延迟增加,其交换效率及公平性会大大降低。 同时,切片过大会降低硬件电路的利用率。
2 . 2 自适应数据包切分机制
在实际的网络流量中,进入交换机的数据包长度具有随机性,VMS机制采用固定切片长度灵活性较差, 无法适应动态变化的流量。 针对VMS机制灵活性差和交换效率低的问题,本节提出一种高效的自适应数据包切分机制(AMS)。 其基本思想是根据输入VOQ队列的状态信息动态地调整切片长度,使其适应实时变化的流量和数据包长度,同时保证良好的交换性能。 具体切分时将VOQ队列中相邻的数据包合并起来进行切片。 完整的自适应数据包切分机制描述如下:
对于一个N×N CICQ交换机, 输入端有数据包到达时直接存放到对应VOQ队列中。 假设LVij为输入VOQij的队列长度,LCij为crossbar交叉点缓存CBij的队列长度,C表示交叉点缓存的最大容量, 其中1≤i≤N,1≤j ≤ N 。 有效VOQij: VOQij满足一定的条件,即对应交叉点缓存CBij包括能够容纳一个切片大小的空间。 每个输入端i,在每个调度周期按以下步骤执行:
( 1 ) 自适应切片长度Si生成。 计算N个VOQ队列中所有数据包包长的平均值为Si= ( LVi1+ LVi2+ … + LVi N) / N 。
( 2 ) 确定VOQij的实际切片长度Sij。 若VOQij的队列长度LVij大于Si, 则实际切片长度Sij= Si; 否则, Sij= LVij。
(3) 输入调度。 按照一定的调度规则从所有输入VOQ中选择一个有效VOQik( Sik+ LCik< C ) 进行服务。
( 4 ) 数据包切分。 对输入调度选中的VOQik队列, 按照步骤(2) 确定的对应实际切片长度Sik, 相邻的数据包合并起来进行切分,并将切片发送到crossbar交叉点缓存。
自适应数据包切分机制的特点如下: 实时跟踪当前调度周期内输入VOQ的状态,确定合适的切片长度。 如果各VOQ队列长度之和较大, 说明VOQ队列整体占用率较高, 则选择较大的切片长度进行数据包切分, 保证尽快服务滞留的数据包,以提高排队系统的性能和稳定性; 相反, 队列长度之和较小时, 表示队列拥塞情况较轻, 采用对应的小切片长度, 以保证小数据包不被长期阻挡,能够得到有效服务,从而提高交换效率和公平性。
2 . 3 自适应数据包切分机制的实现
自适应数据包切分机制的实现如图4 所示, 主要包括切片长度产生模块、 输入调度器、 信用值管理模块和切片传输控制模块。
切片长度产生模块根据每个VOQij对应的计数器记录的队列长度信息,计算产生输入端i的自适应切片长度Si, 并按照步骤( 2 ) 确定每个VOQij可能的实际切片长度Sij。
输入调度器根据切片长度产生模块提供的切片长度信息Sij, 以及信用值管理模块的当前crossbar交叉点队列信息LCij, 判断每个VOQij是否为有效队列; 按照一定的调度规则仲裁选择出一个队列VOQik进行服务。 调度完成后将调度决策送到切片传输控制模块。
信用值管理模块接收crossbar返回的交叉点信用值信息, 并根据下一个将被服务队列VOQik的切片长度信息,实时更新crossbar各交叉点的信用值,即交叉点缓存的占用情况,以防止交叉点队列溢出而导致数据丢失。 切片传输控制模块, 根据输入调度器的调度决策, 控制对应VOQik中的切片数据发送到crossbar交叉点缓存中。
3 性能评估
3 . 1 仿真环境和流量模型
本节对提出的自适应数据包切分机制(AMS) 和已有变长多包切分(VMS)进行时延性能的仿真分析比较。变长多包切分机制主要考虑5 种情况,切片长度分别为64 B 、 128 B 、 256 B 、 512 B和1 024 B 。 时延是指数据包从进入交换机的输入队列到发送至输出端的时间间隔,以微秒(μs)为单位。 性能评估基于16×16 的CICQ交换机,运行具有低复杂度、 高性能的RR-LQD调度算法[7], 端口线速率设为1 Gb/s,crossbar交叉点缓存的最大容量为一个切片信元, 仿真时间为1 s。 仿真实验中采用Poisson和马尔科夫调制的Poisson过程( MMPP )[8]两种典型的流量模型。
Poisson流量到达过程中, 数据包的包间隔时间t服从指数分布。 MMPP模型[8]能很好地模拟真实网络流量的突发特性。 MMPP过程为ON和OFF两种状态交替进行,p为ON状态转换到OFF状态的概率,q为OFF跳转到ON的概率。 ON状态是包到达率为 λON的Poisson过程,OFF状态时无数据包到达。
数据包长度为[40,1 500]B范围内的IMIX[9]分布模型。 IMIX混合模型是一种常用的模拟真实Internet流量的测试模型, 包括3 种包长:40 B占58.33% ,576 B占33 . 33 % , 1 500 B占8.33% , 数据包平均长度为340 . 26 B 。数据包目的端口服从均匀分布,即到达所有输出端口的概率相同。
3 . 2 不同负载下时延性能分析
图5 所示为Poisson-IMIX流量模型下,基于不同切分方法的CICQ交换机的平均时延性能。 仿真结果说明,对于变长多包切分机制, 切片长度越小, 平均时延性能越差。 VMS-64B, 即切片长度为64 B, 在负载高于90% 时就出现不稳定现象,这是由于高负载下随着队列中数据包的积聚, 需要交换的内部信元头开销增加, 导致带宽利用率大大降低。 VMS-512B和VMS-1024B, 当负载大于95%时平均延迟开始迅速增长。 而AMS性能最优,在高负载情况下都能够保持良好的时延性能和稳定性。
在MMPP-IMIX的突发流量模型下,平均时延性能如图6 所示。 由于突发特性的影响,各种切分方法的平均延迟都随着输入负载的增加而逐渐增大。 VMS-64B表现最差,自适应数据包切分机制与其他变长多包切分性能接近,在不同负载下平均延迟都低于VMS-64B。
图7 表示在Poisson -IMIX流量模型下所有40 B大小的数据包的平均延迟, 可以看出对于这种情况,AMS机制明显优于VMS机制,即使在99%的负载下都能够保持稳定,表现出理想的时延性能。 而几种VMS机制在高负载下出现不同程度的不稳定现象。 在负载大于90%时,VMS - 64B机制下40 B包的平均延迟随输入负载增加而急剧恶化。 变长多包切分中相对较好的VMS-1024B,平均延迟从负载95%就开始快速增长。
图8 为MMPP-IMIX流量模型下40 B数据包的平均延迟结果。 与图6 显示的总体时延性能表现相似,由于MMPP过程的突发性, 40 B包的平均延迟都随着输入负载的增加而增长。 AMS表现最好,在不同负载下40 B包的平均延迟都低于其他变长多包切分机制。 VMS-64B表现最差。
实验结果说明, 提出的AMS机制能够有效发挥作用, 在两种模拟真实Internet流量的模型下都表现出良好的延迟性能。 而且,根据输入端队列的状态实时调整切片长度,灵活适应动态变化的网络流量以及不同的数据包长度。 通过分析40 B数据包的时延结果得到, 与VMS相比, AMS机制能有效降低小数据包的延迟。 原因在于切片长度随输入队列信息灵活改变的策略,保证队列中大型数据包和实时小数据包都能得到有效服务。 在对时延要求较高的实时业务中,不会出现较大切片将小数据包长期阻挡而导致阻塞延迟,从而有效确保交换效率和公平性。 因此,AMS比VMS更有优势。
4 结论
本文首先介绍了CICQ交换结构和基本的数据包切分模型, 然后针对传统变长多包切分机制交换效率低、灵活性较差的问题, 提出了一种新的CICQ交换机自适应数据包切分机制(AMS)。 该机制基于实时可变的切片长度, 采用相邻数据包结合的方式进行数据包切分,自适应动态变化的网络流量和数据包长度。 通过仿真实验比较了采用AMS机制和传统VMS机制的CICQ结构的交换性能,结果表明提出的自适应数据包切分机制在不同流量下具有比VMS机制更优的时延性能, 且能够更好地满足实时性业务流量的要求,是一种更高效的数据包切分方法,适用于高性能CICQ交换机的设计实现。
参考文献
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