DE69836812T2

DE69836812T2 - Verfahren und gerät zum dynamischen warteschlange-abschätzen

Info

Publication number: DE69836812T2
Application number: DE69836812T
Authority: DE
Inventors: Shimon Sunnyvale Muller
Original assignee: Sun Microsystems Inc
Current assignee: Sun Microsystems Inc
Priority date: 1997-06-30
Filing date: 1998-06-25
Publication date: 2007-10-11
Anticipated expiration: 2018-06-26
Also published as: EP0993635A4; JP2002508125A; EP0993635A1; ATE350708T1; EP0993635B1; WO1999000738A1; US6044418A; DE69836812D1

Description

HINTERGRUND DER ERFINDUNG
1. BEREICH DER ERFINDUNG
Die vorliegende Erfindung betrifft das dynamische Verändern der Größe von Warteschlangen. Die vorliegende Erfindung betrifft spezieller das Verändern der Größe von Warteschlangen in einem Netzwerkschaltgerät.
2. TECHNISCHER HINTERGRUND
Computernetzwerkgeräte beinhalten typischerweise Warteschlangen, deren Funktion darin besteht, ein- und abgehende Daten zu puffern, die die verschiedenen Ports einer Koppeleinrichtung (Switch) passieren. Die Menge an Daten, die die verschiedenen Ports des Switch passieren, kann recht stark variieren. Um die verschiedenen auftretenden Bandbreiten aufzunehmen, können die Warteschlangen so konstruiert werden, dass sie eine erwartete maximale Bandbreite aufnehmen. Bei einer solchen Konstruktion bleibt jedoch ein großer Teil der Warteschlangen unbenutzt, da Situationen, die eine maximale Bandbreitenausnutzung der Warteschlange mit sich bringen, selten sind. In einigen Systemen wird daher die Warteschlangengröße im Hinblick auf eine erwartete mittlere Bandbreite ausgelegt. Es kommt jedoch sofort zu Problemen, wenn die tatsächliche Bandbreite das erwartete Mittel überschreitet.
Eine unzureichende Größe kann ernsthafte Leistungsfolgen für den gesamten Switch haben. So sind beispielsweise in der Viele-zu-eins-Situation die durch den Switch laufenden Verkehrsmuster derart, dass mehrere Eingangsports Daten zu einem Ausgangsport weiterleiten müssen. Dies kann einen vorübergehenden Stau auf dem Ausgangsport verursachen. Ebenso ist es in einer Eins-zu-viele-Situation möglich, dass Multicast-Verkehr, der am Eingangsport entsteht, zu vielen Ausgangsports weitergeleitet werden muss. Dies kann eine Verkehrsvervielfachung verursachen und führt wiederum zu einem temporären Stau an einem Ausgangsport. In noch einer anderen Situation muss möglicherweise ein schneller Eingangsport Verkehr zu einem langsamen Ausgangsport weiterleiten. Auch dies verursacht einen temporären Stau am Ausgangsport.
Zusätzlich zu den durch einen temporären Stau verursachten Problemen können andere Netzwerkanforderungen andere Probleme verursachen. Switches müssen zuweilen mehrere Ausgangswarteschlangen pro Port bereitstellen, um einige der QOS- (Quality of Service)-Merkmale wie Verkehrstyp-Prioritätisierung, Verkehrstyp-Verwerfungsrichtlinien, wenn eine oder mehrere der Warteschlangen voll werden, und Protokolle zu unterstützen, die Bandbreitenreservierung und -zuordnung wie RSVP (ReSerVation Protocol) zulassen. So ist es wünschenswert, einen flexiblen Mechanismus bereitzustellen, der ein dynamisches Abgleichen von Anzahl und Größen der Ausgangswarteschlangen in einem Hochleistungs-Switch-Netzwerkelement ermöglicht, ohne Netzwerkdienste zu stören.
Aus der US-A-5 555 405 ist ein Weiterleitungsinformationsmanagementsystem für eine Bridge oder einen Router bekannt, das ein Verfahren und eine Vorrichtung zum Zusammenführen von Freiraumsegmenten in einer Weiterleitungstabelle beinhaltet. Die Weiterleitungstabelle wird Weiterleitungseintragssätzen und Freiraumwarteschlangen zugeordnet. Jeder Weiterleitungseintragssatz muss sich innerhalb eines einzelnen zusammenhängenden Blocks des Weiterleitungstabellenspeichers befinden. Mit einem Satz freier Warteschlangen werden die Freiraumsegmente in der Weiterleitungstabelle verwaltet, die keinen Weiterleitungseinträgen zugeordnet sind. Jede freie Warteschlange verwaltet Zeiger auf Freiraumsegmente einer bestimmten Größe. Mit dem Hinzukommen von Weiterleitungseinträgen wird die Weiterleitungstabelle fragmentiert. Ein vorbestimmter Trigger löst einen Tabellenverpackungsvorgang aus, um kleine Freiraumbereiche zu größeren Freiraumbereichen zusammenzuführen, so dass aufeinander folgende Weiterleitungseintragssätze aneinander gereiht werden, um kleine Freiraumbereiche zu größeren zu kombinieren. Der Tabellenverpackungsvorgang verlegt die Weiterleitungseintragssätze in atomaren Operationen, um zu gewährleisten, dass Weiterleitungseintragssätze während der Verlegungen gültig bleiben, so dass Weiterleitungsentscheidungen auf der Basis von Weiterleitungsinformationen innerhalb des verlegten Weiterleitungseintragssatzes vorgenommen werden können, während der Weiterleitungseintragssatz verlegt wird. Der Tabellenverpackungsvorgang gewährleistet ferner, dass die Weiterleitungseintragssätze so verlegt werden, dass die Hardware-Frame-Weiterleitungsvorrichtung darauf zugreifen kann, die nur Weiterleitungseintragssätze liest, die keine Speicherseitengrenzen überqueren.
Aus der US-A-4 807 111 ist es bekannt, eine Versandwarteschlange durch Löschen derjenigen Warteschlangenelemente zu verkürzen, in denen alle Task-Blöcke in einem Wartezustand sind. Immer wenn ein neues oder gelöschtes Element einen versandfähigen Block erfasst, wird ein Versandfähigkeitsindikator für das Element eingegeben, und wenn das Element außerhalb der Warteschlange ist, dann wird es in einer Prioritätsfolge von Elementen in der Warteschlange in diese eingereiht. Es ist koordinierte Kommunikation für alle anderen Requestoren vorgesehen, die eventuell gleichzeitig auf irgendein Element zugreifen, indem spezielle Flag-Felder für jedes Element vorgesehen werden, die Folgendes anzeigen: den veränderbaren/unveränderbaren Zustand des Zeigers auf das nächste Element in der Warteschlange, ob das Element innerhalb oder außerhalb der Warteschlange ist, und eine Kennung für den aktuellen Requestor, der auf das Element zugreift, um das Element möglicherweise einzufügen oder zu löschen.
ZUSAMMENFASSUNG DER ERFINDUNG
Das System und Verfahren der vorliegenden Erfindung stellen einen flexiblen Mechanismus bereit, der ein dynamisches Abstimmen von Ausgangswarteschlangen ermöglicht. Diese dynamische Abstimmbarkeit erlaubt das Verändern der Anzahl und Größen von Warteschlangen, ohne vom Switch geleistete Netzwerkdienste zu stören.
Gemäß einem ersten Aspekt der vorliegenden Erfindung wird ein Verfahren zum Verändern der Größe von Warteschlangen bereitgestellt, das die folgenden Schritte beinhaltet:
Programmieren von Partitionszeigern zum Anzeigen eines aktualisierten Ortes von wenigstens einer Partitionsgrenze von wenigstens einer Warteschlange;
für jede zu aktualisierende Partitionsgrenze:
Prüfen von Zuständen der wenigstens einen Warteschlange, die von der Verlegung des Ortes der Partitionsgrenze betroffen ist;
Bestimmen, dass jeder Ort der Partitionsgrenze sicher verlegt werden kann, wenn sich keine Daten in dem durch die Verlegung der Partitionsgrenze betroffenen Bereich befinden; und
wenn bestimmt wird, dass der Ort der Partitionsgrenze sicher verlegt werden kann, Aktualisieren der Partitionsgrenze zu dem aktualisierten Ort.
Gemäß einem zweiten Aspekt der Erfindung wird eine Vorrichtung bereitgestellt, die Folgendes umfasst:
einen Speicher, der wenigstens eine Warteschlange umfasst, wobei jede Warteschlange durch Partitionsgrenzen definiert wird;
wenigstens einen Partitionszeiger, wobei jeder Partitionszeiger einen Ort einer Partitionsgrenze identifiziert; und
Steuerlogik, die mit dem Speicher und dem wenigstens einen Partitionszeiger gekoppelt ist, wobei die genannte Steuerlogik erfasst, wenn der wenigstens eine Partitionszeiger auf einen neuen Ort aktualisiert wird, bestimmt, dass die Partitionsgrenze sicher verlegt werden kann, wenn sich keine Daten in dem durch die Verlegung der Partitionsgrenze betroffenen Bereich befinden, und die Partitionsgrenze verlegt, wenn die Verlegung der Partitionsgrenze sicher ist.
In einer Ausgestaltung beinhaltet das System ein Vollzugsregister, programmierbare Partitionszeiger und einen Speicherblock, der für die Funktion als Ausgangswarteschlangen zugeordnet wird. Das Vollzugsregister dient zum Avisieren der Software, wenn die Partitionierung vollzogen ist. Die Partitionszeiger werden zum Programmieren der aktualisierten Stellen der Partitionen verwendet. Das System, das vorzugsweise eine Zustandsmaschine oder eine andere Steuerlogik verwendet, überwacht die Partitionszeiger, um zu ermitteln, wann ein Wert modifiziert wird, um anzuzeigen, dass eine oder mehrere der Partitionen verlegt werden müssen. Das System ermittelt nach dem Erfassen, dass eine Partition verlegt werden muss, wann es sicher ist, die Partition zu verlegen, damit keine Daten verloren gehen oder fälschlicherweise einer anderen Warteschlange zugewiesen werden. Wenn ermittelt wurde, dass eine Verlegung der Partition sicher geschehen kann, wird die Partitionsgrenze verlegt, um die Größe von einer oder zwei Warteschlangen zu verändern, und das entsprechende Partitionsvollzugsbit wird im Vollzugsregister gesetzt.
So kann die Software dazu dienen, die Partitionsgrößen je nach Gebrauch dynamisch neu zuzuordnen und die im Stand der Technik auftretenden Unter- und Überauslastungsprobleme minimal zu halten.
KURZBESCHREIBUNG DER ZEICHNUNGEN
Die Aufgaben, Merkmale und Vorteile der vorliegenden Erfindung werden für eine Fachperson aus der nachfolgenden ausführlichen Beschreibung offensichtlich werden. Dabei zeigt:
1 ein vereinfachtes Blockdiagramm eines beispielhaften Netzwerkelementes, das die Lehren der vorliegenden Erfindung beinhaltet;
2 ein vereinfachtes Blockdiagramm eines Switch-Elementes, das in dem Switch von 1 verwendet wird;
3 ein Fließschema, das eine Ausgestaltung des Verfahrens der vorliegenden Erfindung illustriert;
4 ein vereinfachtes Blockdiagramm, das den für die Warteschlangen benutzten Speicherraum und die in dem Verfahren zum dynamischen Neuzuweisen der Partitionsgrenzen zwischen Warteschlangen benutzten Parameter zeigt;
5 ein Fließschema, das eine Ausgestaltung des Verfahrens zum Neuzuweisen von Partitionsgrenzen illustriert;
6 ein Fließschema, das eine Ausgestaltung des Verfahrens zum Ermitteln illustriert, wann eine Partitionsgrenze sicher verlegt werden kann.
AUSFÜHRLICHE BESCHREIBUNG
In der nachfolgenden Beschreibung werden zu Erläuterungszwecken zahlreiche Details dargelegt, um ein tiefgreifendes Verständnis der vorliegenden Erfindung zu vermitteln. Es wird für die Fachperson jedoch offensichtlich sein, dass diese speziellen Einzelheiten für die Ausübung der vorliegenden Erfindung nicht erforderlich sind. In anderen Fällen sind gut bekannte elektrische Strukturen wie z.B. Schaltungen in Blockdiagrammform dargestellt, um die vorliegende Erfindung nicht unnötig zu verschleiern.
Das System und das Verfahren der vorliegenden Erfindung stellen ein Netzwerkelement und ein Verfahren für eine verlustlose dynamische Veränderung der Größe von Warteschlangen bereit. Es ist leicht verständlich, dass das Verfahren nicht nur auf Netzwerkelemente, sondern auch auf andere Vorrichtungen anwendbar ist, die den Vorteil einer dynamischen Veränderung der Größe von Warteschlangen erfordern. Ein beispielhaftes Netzwerkelement ist in 1 dargestellt.
Das Netzwerkelement dient zum Verbinden einer Reihe von Knoten und Endstationen auf eine Reihe verschiedener Weisen. Insbesondere wäre eine Anwendung des mehrschichtigen verteilten Netzwerkelementes (MLDNE) das Leiten von Paketen gemäß vordefinierten Routing-Protokollen über eine homogene Sicherungsschicht wie z.B. gemäß der Norm IEEE 802.3, die auch als Ethernet bekannt ist. Es können auch andere Routing-Protokolle zur Anwendung kommen.
Die verteilte MLDNE-Architektur kann so konfiguriert werden, dass Nachrichtenverkehr gemäß einer Reihe bekannter oder zukünftiger Routing-Algorithmen geleitet wird. In einer bevorzugten Ausgestaltung ist das MLDNE so konfiguriert, dass es Nachrichtenverkehr mit dem Internet-Protokollsuite handhabt, spezieller mit dem TCP (Transmission Control Protocol) und dem IP (Internet Protocol) über den Ethernet LAN-Standard und die MAC-(Medium Access Control)-Sicherungsschicht. Das TCP wird hier auch als Layer 4 Protokoll und das IP wird wiederholt als Layer 3 Protokoll bezeichnet.
In einer Ausgestaltung des MLDNE wird ein Netzwerkelement so konfiguriert, dass es Paketleitfunktionen auf verteilte Weise implementiert, d.h. verschiedene Teile einer Funktion werden von unterschiedlichen Subsystemen im MLDNE ausgeführt, während das Endergebnis der Funktionen für die externen Knoten und Endstationen transparent bleibt. Wie aus der nachfolgenden Diskussion und dem Diagramm in 1 deutlich wird, hat das MLDNE eine skalierbare Architektur, die es dem Designer gestattet, auf vorhersehbare Weise die Zahl der externen Verbindungen durch Hinzufügen zusätzlicher Subsysteme zu erhöhen, um dadurch größere Flexibilität beim Definieren des MLDNE als alleinstehenden Router zu gewinnen.
Wie in Blockdiagrammform in 1 illustriert, enthält das MLDNE 101 eine Reihe von Subsystemen 110, die völlig vernetzt und mit einer Reihe von internen Links 141 zum Erzeugen eines größeren Switch miteinander verbunden sind. Wenigstens eine interne Link verbindet beliebige zwei Subsysteme. Jedes Subsystem 110 beinhaltet ein Switch-Element 111, das mit einem Weiterleitungsspeicher 113 und einem assoziierten Speicher 114 gekoppelt ist. Der Weiterleitungsspeicher (oder die Datenbank) 113 speichert eine Adresstabelle, die zum Abstimmen mit den Headern von empfangenen Paketen verwendet wird. Der assoziierte Speicher (oder die Datenbank) speichert Daten, die mit jedem Eintrag im Weiterleitungsspeicher assoziiert sind, der zum Identifizieren von Weiterleitungsattributen zum Weiterleiten der Pakete durch das MLDNE verwendet wird. Eine Reihe von externen Ports (nicht dargestellt) mit Ein- und Ausgabefähigkeit bilden die Schnittstelle zu den externen Verbindungen 117. In einer Ausgestaltung unterstützt jedes Subsystem mehrere Gigabit Ethernet-Ports, Fast Ethernet-Ports und Ethernet-Ports. Interne Ports (nicht dargestellt), ebenfalls mit Ein- und Ausgabefähigkeit in jedem Subsystem, koppeln die internen Links 141. Unter Verwendung der internen Links kann das MLDNE mehrere Schaltelemente zu einem Multigigabit-Switch zusammenschalten.
Das MLDNE 101 beinhaltet ferner ein zentrales Verarbeitungssystem (CPS) 160, das mit dem individuellen Subsystem 110 durch einen Kommunikationsbus 151 wie z.B. PCI (Peripheral Components Interconnect) gekoppelt ist. Das CPS 160 beinhaltet eine Zentraleinheit (CPU) 161, die mit einem Zentralspeicher 163 gekoppelt ist. Der Zentralspeicher 163 enthält eine Kopie der Einträge, die in den einzelnen Weiterleitungsspeichern 113 der verschiedenen Subsysteme enthalten sind. Das CPS hat eine direkte Steuer- und Kommunikationsschnittstelle mit jedem Subsystem 110 und bietet ein gewisses Maß an zentralisierter Kommunikation und Steuerung zwischen Switch-Elementen.
2 ist ein vereinfachtes Blockdiagramm, das eine beispielhafte Architektur des Switch-Elements von 1 illustriert. Das veranschaulichte Switch-Element 200 beinhaltet eine CPU-(Zentraleinheit)-Schnittstelle 215, einen Switch-Fabric-Block 210, eine Netzwerkschnittstelle 205, eine Kaskadenschnittstelle 225 und einen Gemeinschaftsspeichermanager 220.
Ethernet-Pakete können in das Netzwerk-Switch-Element 200 durch eine der drei Schnittstellen 205, 215 oder 225 eintreten oder es dadurch verlassen. Kurz, die Netzwerkschnittstelle 205 arbeitet gemäß einem entsprechenden Ethernet-Protokoll zum Empfangen von Ethernet-Paketen von einem Netzwerk (nicht dargestellt) und zum Senden von Ethernet-Paketen zum Netzwerk über einen oder mehrere externe Ports (nicht dargestellt). Eine fakultative Kaskadenschnittstelle 225 kann eine oder mehrere interne Links (nicht dargestellt) zum Verbinden von Schaltelementen beinhalten, um größere Switches zu erzeugen. So kann beispielsweise jedes Schaltelement zusammen mit anderen Switch-Elementen in einer Full-mesh-Topologie zusammengeschaltet werden, um einen Multilayer-Switch wie oben beschrieben zu bilden. Ein Switch kann stattdessen auch ein einzelnes Switch-Element 200 mit oder ohne Kaskadenschnittstelle 225 umfassen.
Die CPU (nicht dargestellt) kann Befehle oder Pakete über die CPU-Schnittstelle 215 zum Netzwerk-Switch-Element 200 senden. Auf diese Weise können ein oder mehrere auf der CPU laufende Software-Prozesse Einträge in einer externen Weiterleitungs- und Filterungsdatenbank 240 verwalten, z.B. neue Einträge hinzufügen und unerwünschte Einträge invalidieren. In alternativen Ausgestaltungen kann der CPU jedoch Direktzugang zu der Weiterleitungs- und Filterungsdatenbank gegeben werden. In jedem Fall ähnelt der CPU-Port der CPU-Schnittstelle 215, für die Zwecke der Paketweiterleitung, einem generischen Eingangsport in das Switch-Element 200 und kann so behandelt werden, als handele es sich einfach um einen weiteren externen Netzwerkschnittstellenport. Da jedoch der Zugriff auf den CPU-Port über einen Bus wie z.B. einen PCI-(Peripheral Component Interconnect)-Bus erfolgt, braucht der CPU-Port keine MAC-(Media Access Control)-Funktionalität.
Zurück zur Netzwerkschnittstelle 205, es werden nun kurz die beiden Hauptaufgaben der Eingangs- und der Ausgangspaketverarbeitung beschrieben. Die Eingangspaketverarbeitung kann durch einen oder mehrere Eingangsports der Netzwerkschnittstelle 205 erfolgen. Eingangspaketverarbeitung beinhaltet Folgendes: (1) Empfangen und Verifizieren eingehender Ethernet-Pakete, (2) wo angemessen, Modifizieren von Paket-Headern, (3) Anfordern von Pufferzeigern vom Gemeinschaftsspeichermanager 220 zum Speichern eingehender Pakete, (4) Anfordern von Weiterleitungsentscheidungen vom Switch-Fabric-Block 210, (5) Übertragen der eingehenden Paketdaten zum Gemeinschaftsspeichermanager 220 zum vorübergehenden Speichern in einem externen Gemeinschaftsspeicher 230, und (5) nach Eingang einer Weiterleitungsentscheidung, Weiterleiten des/der Pufferzeiger(s) zu dem/den Ausgangsport(s), der/die in der Weiterleitungsentscheidung angegeben ist/sind. Die Ausgangspaketverarbeitung kann durch einen oder mehrere Ausgangsports der Netzwerkschnittstelle 205 erfolgen. Die Ausgangsverarbeitung beinhaltet das Anfordern von Paketdaten vom Gemeinschaftsspeichermanager 220, das Senden von Paketen zum Netzwerk und das Anfordern der Aufhebung der Zuweisung von Puffer(n) nach dem Senden von Paketen.
Die Netzwerkschnittstelle 205, die CPU-Schnittstelle 215 und die Kaskadenschnittstelle 225 sind mit dem Gemeinschaftsspeichermanager 220 und dem Switch-Fabric-Block 210 gekoppelt. Kritische Funktionen wie Paketweiterleitung und Paketpufferung werden vorzugsweise wie in 2 gezeigt zentralisiert. Der Gemeinschaftsspeichermanager 220 stellt eine effiziente zentralisierte Schnittstelle zum externen Gemeinschaftsspeicher zum Puffern eingehender Paketen bereit. Der Switch- Fabric-Block 210 beinhaltet eine Suchmaschine und Lernlogik zum Suchen in und Verwalten der Weiterleitungs- und Filterungsdatenbank mit Hilfe der CPU.
Der zentralisierte Switch-Fabric-Block 210 beinhaltet eine Suchmaschine, die Zugang zur Weiterleitungs- und Filterungsdatenbank für die Schnittstellen 205, 215 und 225 bietet. Paket-Header-Abgleich, Schicht-2-gestütztes Lernen, Paketweiterleitung, -filterung und -alterung auf der Basis von Schicht 2 und Schicht 3, sind Beispiele für Funktionen, die vom Switch-Fabric-Block 210 ausgeführt werden können. Jeder Eingangsport ist mit dem Switch-Fabric-Block 210 zum Empfangen von Weiterleitungsentscheidungen für empfangene Pakete gekoppelt. Die Weiterleitungsentscheidung zeigt den/die Abgangsport(s) (z.B. externer Netzwerkport oder interner Kaskadenport) an, auf dem/den das entsprechende Paket gesendet werden soll. Zusätzliche Informationen können ebenfalls in der Weiterleitungsentscheidung zum Unterstützen von Hardware-Routing enthalten sein, wie z.B. eine neue MAC-Zieladresse (DA) für MAC DA Austausch. Ferner kann eine Prioritätsanzeige in der Weiterleitungsentscheidung enthalten sein, um eine Prioritätisierung von Paketverkehr durch das Switch-Element 200 zu erleichtern.
In der vorliegenden Ausgestaltung werden Ethernet-Pakete vom Gemeinschaftsspeichermanager 220 zentral gepuffert und verwaltet. Der Gemeinschaftsspeichermanager 220 ist mit jedem Eingangsport und Ausgangsport verbunden und führt jeweils dynamische Speicherzuordnung und -zuordnungsaufhebung für diese aus. Bei der Eingangspaketverarbeitung werden ein oder mehrere Puffer im externen Gemeinschaftsspeicher zugeordnet und ein eingehendes Paket wird vom Gemeinschaftsspeichermanager 220 als Reaktion auf Befehle gespeichert, die z.B. von der Netzwerkschnittstelle 250 empfangen werden. Danach ruft, während der Ausgangspaketverarbeitung, der Gemeinschaftsspeichermanager 220 das Paket aus dem externen Gemeinschaftsspeicher ab und hebt die Zuordnung von Puffern auf, die nicht mehr gebraucht werden. Um zu gewährleisten, dass Puffer erst dann freigegeben werden, wenn alle Ausgangsports das Senden der darin gespeicherten Daten vollzogen haben, verfolgt der Gemeinschaftsspeichermanager 220 vorzugsweise auch die Puffereigentümerschaft.
3 illustriert allgemein ein Verfahren für eine dynamische Veränderung der Größe von Warteschlangen gemäß den Lehren der vorliegenden Erfindung.
Gemäß 3 wird in Schritt 305 das Vollzugsregister gelöscht. Das Vollzugsregister ist vorzugsweise ein Register von mehreren Bits, ein Bit pro Warteschlange, das anzeigt, ob der Größenveränderungsvorgang oder die die Warteschlange betreffende entsprechende Partitionsgrenze abgeschlossen ist. Alternativ enthält das Vollzugsregister 1 Bit pro Grenze, was ebenso anzeigt, wenn Partitionsgrenzen vollzogen sind oder werden. Wie nachfolgend beschrieben wird, wird/werden nach vollzogenem/r Größenveränderungsprozess oder Verlegung der Warteschlangenpartition das/die entsprechende(n) Bit(s) im Vollzugsregister gesetzt, um der Software anzuzeigen, dass die Operationen, die die Warteschlange(n) betreffen, sicher erfolgen können.
In Schritt 310 werden die programmierbaren Partitionszeiger mit den neuen Werten aktualisiert, die widerspiegeln, wie die Partitionsgrenzen zu verlegen sind. Zum Beispiel, die Werte könnten einfach Speicheradressen des für die Warteschlangen zugeordneten Speicherraums sein. Es sind auch alternative Anzeigen wie z.B. relative Verlegung, oder virtuelle Adressen, sowie andere Adressiertechniken denkbar. In Schritt 315 fährt dann die Software mit dem Abfragen des Vollzugsregisters fort, um zu ermitteln, wann der Partitionsvorgang abgeschlossen ist.
Es ist leicht ersichtlich, dass ein oder mehrere der Partitionszeiger mit neuen Werten aktualisiert werden kann/können, um ein Verlegen der entsprechenden Partitionsgrenzen zu bewirken. Somit kann/können in einem bestimmten Teil des Vorgangs eine oder mehrere der Partitionsgrenzen verlegt werden. In Schritt 320 wird die zu modifizierende erste Partitionsgrenze referenziert.
In Schritt 325 wird ermittelt, ob eine Verlegung der Partition sicher ist. Dies erfolgt vorzugsweise durch Steuerlogik oder mit einer Zustandsmaschine, die den Zustand bestimmter Zeiger und die Aktivität in der Warteschlange prüft, um zu ermitteln, wann es sicher ist, die Partition zu verlegen, damit bereits in eine Warteschlange geschriebene Daten durch den Vorgang des Veränderns der Warteschlangengröße nicht zu einer Nachbarwarteschlange verlegt werden und in eine Warteschlange geschriebene Daten nicht durch eine Umgehungsfunktion verloren gehen, die durch die Nachbarwarteschlange ausgeführt wird. Somit ist es, allgemein gesagt, dann sicher, eine Partition zu verlegen, wenn in dem durch die Verlegung der Partition betroffenen Bereich keine Dateneinträge existieren.
In Schritt 340 wird die Partitionsgrenze dann verlegt, wenn dies sicher ist, und in Schritt 345 wird das entsprechende Partitionsbit im Vollzugsregister gesetzt. Der Vorgang fährt dann mit Schritt 350 für jede zu verlegende Partitionsgrenze fort.
4 zeigt ein vereinfachtes Blockdiagramm. In dieser Illustration und in den Fließschemata der 5 und 6 werden die folgenden Zeiger für jede partitionierte Warteschlange geführt:
SOQx: der Anfang der Warteschlange x zeigt den ersten Eintrag an, der derzeit der Warteschlange x zugewiesen ist.
EOQx: das Ende der Warteschlange x zeigt den letzten Eintrag an, der derzeit der Warteschlange x zugewiesen ist.
PEOQx: das Partitionsende der Warteschlange x zeigt den letzten Eintrag an, der der Warteschlange x, wie vom Rest der Vorrichtung gesehen, zugewiesen ist.
WPx: der Schreibzeiger x zeigt den nächsten verfügbaren (freien) Eintrag in der Warteschlange x an.
RPx: der Lesezeiger x zeigt den nächsten aktiven (belegten) Eintrag in der Warteschlange x an.
4 illustriert einen Speicherblock, der zur Bildung der Warteschlangen des Switch verwendet wird. In der vorliegenden Ausgestaltung werden drei Warteschlangen q0, q1, q2 ... beschrieben. Es ist leicht ersichtlich, dass das System zum Bereitstellen einer größeren oder kleineren Zahl von Warteschlangen konfiguriert werden kann. Ferner wird bevorzugt, dass eine vorbestimmte Höchstzahl von Warteschlangen zulässig ist, z.B. acht Warteschlangen. Wenn die derzeitige Anwendung weniger Warteschlangen benötigt, dann werden die unbenutzten Warteschlangen mit einem Größeneintrag von 1 geführt. Somit bleiben die Zeiger zugängig, aber die für die Warteschlangen belegte Speichermenge ist minimal. Dadurch wird der Neuzuordnungsprozess stark vereinfacht und Warteschlangen können leicht hinzugefügt und weggenommen werden.
Wie zuvor erwähnt, referenziert Steuerlogik, die vorzugsweise als Zustandsmaschine ausgeführt ist, die Partitionszeiger 410 und das Vollzugsregister 415 und wartet die verschiedenen, für die unterschiedlichen Warteschlangen 425, 430 und 435 dargestellten Zeiger 420. Wie zuvor erwähnt, ist der Rest des Systems mit den Warteschlangen über die Partitionszeiger und das Vollzugsregister verbunden. Die Partitionszeiger werden vom System (z.B. Software) benutzt, um der Steuerlogik 405 mitzuteilen, dass die Partitionsgrenzen geändert werden müssen, und das Vollzugsregister zeigt dem Rest des Systems an, wenn der Update-Vorgang zum Verlegen von Partitionen vollzogen ist. In der vorliegenden Ausgestaltung führen die Warteschlangen Zeiger zu Puffern, die die Daten enthalten, die durch den entsprechenden Port kommuniziert werden. Es ist jedoch leicht ersichtlich, dass die Warteschlangenstruktur auch zum Führen der Daten selbst sowie anderer Informationen verwendet werden kann. Eine Ausgestaltung des Vorgangs zum Aktualisieren von Warteschlangen wird mit Bezug auf 5 beschrieben. Zu Beginn des Partitionsaktualisierungsprozess wird jeder Partitionszeiger mit dem Wert am Warteschlangenende (EOQx) verglichen, um zu ermitteln, ob sich der Partitionszeigerwert geändert hat (Schritte 510, 515, 522). Hat sich der Partitionszeigerwert geändert, was daran ersichtlich ist, dass der Partitionszeigerwert nicht gleich dem entsprechenden Warteschlangenendewert ist, dann ermittelt die Steuerlogik anhand der Werte der verschiedenen Warteschlangenzeiger (5, Schritt 517, 520, 525), wann es sicher ist, die jeweilige Partition zu verlegen. In der vorliegenden Ausgestaltung illustriert der Prozessablauf, dass für eine bestimmte Partitionsgrenze derselbe Vorgang mit denselben Variablen ausgeführt wird. Der Vorgang wird jedoch als solcher zu Illustrationszwecken dargestellt und ein solcher Schritt ist nicht unbedingt zum Ausführen des Vorgangs erforderlich. Außerdem verändert der Vorgang die Größe einer Warteschlange durch Verlegen der unteren Grenze einer Warteschlange; es ist leicht ersichtlich, dass die übrigen Variationen ausgeführt werden können (z.B. Verlegen der unteren und der oberen Grenzen).
Wenn eine Verlegung der Partition sicher ist, dann wird die Partition verlegt (Schritte 530, 535 und 540) und das entsprechende Vollzugsbit wird gesetzt (Schritte 545, 550, 555). Die Steuerlogik fährt dann wieder damit fort zu prüfen, ob die Partitionsregisterwerte wieder aktualisiert wurden, was anzeigt, dass die Grenzen aktualisierungsbedürftig sind, um die Größe(n) der Warteschlange(n) zu verändern.
6 illustriert den Vorgang des Ermittelns, wann eine Verlegung der Partitionsgrenze sicher ist, und des Verlegens der Grenze, wenn dies als sicher festgestellt wurde. Spezieller, der nachfolgende Vorgang illustriert die Verhütung von Datenverlusten dadurch, dass verhindert wird, dass Daten auf eine Warteschlange geschrieben werden, die aufgrund der Verlegung der Grenze in einer anderen Warteschlange erscheinen, bevor die Daten durch die Warteschlange ausgegeben wurden, und indem verhindert wird, dass Daten einfach verloren gehen, wenn die Partitionsgrenze verlegt wird.
Der veranschaulichte Vorgang geht davon aus, dass die untere Partitionsgrenze einer bestimmten Warteschlange zum Verändern der Warteschlangengröße verlegt wird. Darüber hinaus werden in der vorliegenden Ausgestaltung die Warteschlangen in einem benachbarten Speicherraum eingerichtet. Wenn also die Partitionsgrenze verlegt wird, dann wird auch die Größe der Warteschlange unter der Warteschlange, deren Größe verändert werden soll, betroffen. Um zu ermitteln, ob es sicher ist, die Größe der Warteschlange zu verändern, werden die Zeiger für die Warteschlange, deren Größe verändert werden soll (hierin „aktuelle" Warteschlange genannt), mit dem Subskript „C" identifiziert, und die Zeiger für die Warteschlange unter der, deren Größe verändert werden soll (hierin als „nächste" Warteschlange bezeichnet), werden mit dem Subskript „N" identifizert.
In Schritt 602 muss, wenn der Partitions-Warteschlangenende-Registerwert kleiner ist als Warteschlangenende-Registerwert für die Warteschlange, deren Größe verändert werden soll, die Größe der Warteschlange so verändert werden, dass sie kleiner ist, und die Schritte 604, 606, 608, 610, 612, 614, 616, 618, 620 werden ausgeführt, um zu ermitteln, wann es sicher ist, den Größenveränderungsvorgang auszuführen und die Größe der Warteschlange zu verändern. Wenn in Schritt 602 der Partitions-Warteschlangenende-Registerwert nicht kleiner ist als der Warteschlangenende-Registerwert, dann muss die Warteschlange vergrößert werden und die Schritte 622, 624, 626, 628, 630, 632, 634, 636, 638, 640 werden ausgeführt.
Wenn in Schritt 604 der Schreibzeiger größer ist als der Partitions-Warteschlangenendewert, dann befindet sich der Schreibzeiger außerhalb der Grenzen in der Warteschlange mit veränderter Größe. Wenn in Schritt 606 der Schreibzeiger gleich dem Lesezeiger ist, dann befinden sich derzeit keine Daten in der Warteschlange und es ist sicher, die Zeiger zum Verändern der Größe der Warteschlange zu aktualisieren (Schritt 616). Wenn der Schreibzeiger in Schritt 606 jedoch nicht gleich dem Lesezeiger ist, dann kehrt die Steuerung zu Schritt 604 zurück. Wenn der Schreibzeiger in Schritt 604 nicht größer ist als das Partitions-Warteschlangenende, dann wird ermittelt, ob der Schreibzeiger gleich oder größer ist als der Lesezeiger, was anzeigt, dass die aktuelle Warteschlange nicht voll ist. In Schritt 614 wird der Warteschlangenendezeiger sicher auf den Partitions-Warteschlangenendezeiger aktualisiert und der Schreibzeiger wird enabelt. Wenn der Schreibzeiger in Schritt 608 kleiner ist als der Lesezeiger und in Schritt 610 der Schreibzeiger gleich dem Partitions-Warteschlangenende ist, dann ist die aktuelle Warteschlange voll und der Schreibzeiger wird gestoppt (Schritt 612). Die Steuerung kehrt zu Schritt 608 zurück und wartet, bis es sicher ist, den Warteschlangenendezeiger zu aktualisieren und den Schreibzeiger zu enabeln.
Als Nächstes wird in Schritt 618 ermittelt, ob es sicher ist, den Warteschlangenstartzeiger für die nächste benachbarte Warteschlange zu aktualisieren, die durch die Veränderung der Größe der Warteschlange betroffen wird. Wenn in Schritt 618 der Schreibzeiger für die nächste Warteschlange gleich oder größer ist als der Lesezeiger für die nächste Warteschlange, dann wird der Warteschlangenstartzeiger für die nächste Warteschlange auf den Partitions-Warteschlangenendewert plus 1 gesetzt.
Die Schritte 604, 606, 608, 610, 612, 614, 616, 618, 620 illustrieren den Vorgang des Ermittelns, wann das Update und der Vorgang des Aktualisierens der entsprechenden Zeiger zum Verkleinern der Warteschlange sicher ist. Ein ähnlicher Prozess erfolgt zum Vergrößern der Warteschlange nach den Schritten 622, 624, 626, 628, 630, 632, 634, 636, 638, 640.
Die Erfindung wurde in Verbindung mit der bevorzugten Ausgestaltung beschrieben. Es ist klar, dass für die Fachperson im Hinblick auf die obige Beschreibung zahlreiche Alternativen, Modifikationen, Variationen und Anwendungen offensichtlich sein werden.

Claims

Verfahren zum Verändern der Größe von Warteschlangen, das die folgenden Schritte beinhaltet: Programmieren von Partitionszeigern zum Anzeigen eines aktualisierten Ortes von wenigstens einer Partitionsgrenze von wenigstens einer Warteschlange; für jede zu aktualisierende Partitionsgrenze: Prüfen von Zuständen der wenigstens einen Warteschlange, die von der Verlegung des Ortes der Partitionsgrenze betroffen ist; Bestimmen, dass jeder Ort der Partitionsgrenze sicher verlegt werden kann, wenn sich keine Daten in dem durch die Verlegung der Partitionsgrenze betroffenen Bereich befinden; und wenn bestimmt wird, dass der Ort der Partitionsgrenze sicher verlegt werden kann, Aktualisieren der Partitionsgrenze zu dem aktualisierten Ort.
Verfahren nach Anspruch 1, das ferner die folgenden Schritte umfasst: Setzen eines Vollzugsregisters in einen ersten Zustand, um anzuzeigen, dass wenigstens eine Partitionsgrenze zu aktualisieren ist; und Setzen des Vollzugsregisters in einen zweiten Zustand, um anzuzeigen, dass der Schritt des Aktualisierens der Partitionsgrenze vollzogen ist.
Verfahren nach Anspruch 2, bei dem: der Schritt des Setzens des Vollzugsregisters in den ersten Zustand für jede zu aktualisierende Partition das Setzen eines entsprechenden Bits im Vollzugsregister auf einen ersten Wert beinhaltet; und der Schritt des Setzens des Vollzugsregisters in den zweiten Zustand für jede aktualisierte Partition das Setzen des entsprechenden Bits im Vollzugsregister auf einen zweiten Wert beinhaltet.
Vorrichtung, die Folgendes umfasst: einen Speicher, der wenigstens eine Warteschlange umfasst, wobei jede Warteschlange durch Partitionsgrenzen definiert wird; wenigstens einen Partitionszeiger, wobei jeder Partitionszeiger einen Ort einer Partitionsgrenze identifiziert; und Steuerlogik, die mit dem Speicher und dem wenigstens einen Partitionszeiger gekoppelt ist, wobei die genannte Steuerlogik erfasst, wenn der wenigstens eine Partitionszeiger auf einen neuen Ort aktualisiert wird, bestimmt, dass die Partitionsgrenze sicher verlegt werden kann, wenn sich keine Daten in dem durch die Verlegung der Partitionsgrenze betroffenen Bereich befinden, und die Partitionsgrenze verlegt, wenn die Verlegung der Partitionsgrenze sicher ist.
Vorrichtung nach Anspruch 4, wobei der Speicher mehrere zusammenhängend geordnete Warteschlangen umfasst.
Vorrichtung nach Anspruch 4, die ferner ein Vollzugsregister umfasst, wobei das genannte Vollzugsregister in einen ersten Zustand gesetzt ist, um anzuzeigen, dass wenigstens eine Partitionsgrenze zu aktualisieren ist, und in einen zweiten Zustand gesetzt ist, um anzuzeigen, dass der wenigstens eine Partitionszeiger aktualisiert wurde.
Vorrichtung nach Anspruch 6, wobei das Vollzugsregister mehrere Bits beinhaltet, wobei jedes Bit einer Partitionsgrenze entspricht, so dass ein entsprechendes Bit auf einen ersten Wert gesetzt wird, wenn eine entsprechende Partitionsgrenze zu aktualisieren ist, und auf einen zweiten Wert gesetzt wird, nachdem die entsprechende Partitionsgrenze aktualisiert wurde.
Vorrichtung nach Anspruch 4, die ferner einen Warteschlangenzeigeranfang und ein Warteschlangenzeigerende für jede Warteschlange umfasst, wobei die genannte Partitionsgrenze durch Ändern des Warteschlangenanfangs oder des Warteschlangenendes aktualisiert wird.
Vorrichtung nach Anspruch 4, die ferner einen Schreibzeiger und einen Lesezeiger für jede Warteschlange umfasst, wobei der genannte Schreibzeiger und der genannte Lesezeiger zum Bestimmen benutzt werden, wann die Partitionsgrenze sicher aktualisiert werden kann.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei die Warteschlangen zum Steuern der Pufferung von Daten verwendet werden, die durch einen Ausgangsport eines mit einem Netzwerk gekoppelten Switch ausgegeben werden sollen, wobei der genannte Switch mehrere Ausgangsports umfasst, wobei jeder Port wenigstens eine Warteschlange umfasst, wobei das Verfahren ferner das Bestimmen umfasst, wann die Größe einer Warteschlange geändert werden muss.
Verfahren nach Anspruch 10, wobei die Warteschlange vergrößert wird.
Verfahren nach Anspruch 10, wobei die Warteschlange verkleinert wird.