实时传输协议中的资源和连接允许控制

D0I:10.13374/i.issm1001053x.2003.01.024 第25卷第1期 北京科技大学学报 Vol.25 No.1 2003年2月 Journal of University of Science and Technology Beijing Feb.2003 实时传输协议中的资源和连接允许控制 傅克明 烟台大学物理系，烟台264635 摘要为了确定在传输通信中提供实时服务的可行性，提出了实时传输连接的资源和允 许控制算法，给出了Qos(Quatity of Service)确定性保证和统计性保证条件下实时传输连接调 度的充分必要条件，计算出每次实时传输连接的缓冲空间，其结果有益于高速传输协议的设 计和实施. 关键词实时调度；连接允许控制：服务质量：高速传输协议 分类号TP393.04 1问题的提出 满足QoS性能需求时，它们能否调度其协议处理 器.(2)假定n一1个实时传输连接是可以通过一 实时应用可表示为一个报文延迟范围D,以 个协议处理器进行调度的.已知一个新的实时传 及一个最大报文延迟范围犯规率P,(即由于延迟 输连接为(D,p,T,Pn),则此连接的请求能否被终 范围犯规而产生的最大报文损失率).这里没 端主机所接收.而且在不损害该主机业已存在的 有提出由于缓冲溢出而产生的报文损失率，是因 任何实时传输连接的Q0S需求情况下满足新连 为将给出一个高效的缓冲分配机制，通过它，缓 接的QoS需求.第一个问题是调度性问题，第二 冲将永远不会溢出，某些实时应用，如分布式控 个问题是连接允许控制问题.以下将分别予以讨 制处理有一个非常严格QoS(Quatity of Service)的 论 性能要求例，即报文必须在静线之前到达它的目 的地，而且p,=0.可以认为这些QoS性能保证是 2调度性问题 确定性保证.其他的实时应用，如声音和电视图 像，能够忍受小部分的报文损失（大约是 关于调度性问题分两个方面来讨论：一个是 1010),P,>0.可以认为这些QoS性能保证是 确定性保证的调度性问题：另一个是统计性保证 统计保证，关于实时连接允许控制，提出了实时 的调度性问题 调度方案，它能保证确定性和统计性的QoS.基 21确定性保证的调度性问题 于这些实时调度方案，给出了连接允许控制的对 为了简化讨论，这里只考虑非抢先静线调度 策 政策.假设通过一个链路的所有实时连接的最大 在高速传输协议倒的实时传输连接的主机 包传输时间之和不大于这些连接的最小包交互 中，资源分配是一个主要的结果，并且必须进行 到达的时间，静线调度可用作包调度及允许控 广泛地调查.在对问题的研究中，选择了以下两 制.在抢先静线调度政策下，总是首先处理具有 个参数，即最小报文交互到达时间T及最大报文 最早的静线报文，当一个新的较早静线报文到达 处理时间p.因此一个实时传输连接可由4个元 时，流动报文的处理是抢先的，而且要在所有较 素(D,P,T,P)来描述.通常所有这些参数允许使 早静线报文处理完成之后才能恢复，从一个报文 用非负数的有理数数值. 到另一个报文的开关（连接）时间可以忽略不计 通过以上讨论，提出问题如下：(1)已知一系 的. 列n个实时传输连接为(D,p,T,P),=1,2,,n,在 对于QoS的确定性保证，p=0,因此n个实 收稿日期200101-04傅克明男，43岁，硕士 时传输连接可以用4个元素来描写，(D,P,T,P)

第 卷 第 期 年 月 北 京 科 技 大 学 学 报 实 时传 输协议 中的资源 和 连 接 允 许 控 制 傅 克 明 烟 台大 学物理 系 ， 烟 台 摘 要 为 了确定 在传输 通 信 中提供 实时 服务 的可 行 性 ， 提 出 了 实 时传输 连接 的资源 和 允 许控制算 法 ， 给 出 了 确 定性保证和 统计性保证条件下 实时传输 连 接调 度 的充分必要 条件 ， 计算 出每次 实 时传输连 接 的缓 冲空 间 其结果有益 于 高速传输协议 的设 计 和实 施 关 键词 实 时调 度 连接允许控制 服 务质 量 高速传输协议 分 类号 问题 的提 出 实时应 用 可 表示 为 一 个报 文 延 迟 范 围 ， 以 及 一 个最 大 报 文 延 迟 范 围犯 规 率 即 由于延 迟 范 围犯 规 而 产 生 的最 大报 文 损 失 率 ‘，， 这 里 没 有提 出 由于缓 冲溢 出而产生 的报文 损失 率 ， 是 因 为将 给 出一 个 高效 的缓 冲分 配机制 ， 通 过 它 ， 缓 冲将永 远 不 会 溢 出 某些 实 时应 用 ， 如 分布式 控 制处 理有 一 个 非 常严格 的 性 能要 求 ‘ ， 即报文 必 须 在 静线 之 前到 达 它 的 目 的地 ， 而且 可 以认 为 这 些 性 能保证是 确定 性 保证 其他 的实 时应 用 ， 如声 音 和 电视 图 像 ， 能 够 忍 受 小 部 分 的 报 文 损 失 大 约 是 一 气 一 ，， 可 以认 为这些 性能保证 是 统 计保证 关 于 实 时连 接允许控 制 ， 提 出 了实 时 调 度方 案 ， 它 能保证 确定性 和统计性 的 基 于这些 实 时调 度 方案 ， 给 出 了连 接允许控 制 的对 策 在 高速 传输 协 议 的实 时 传输 连 接 的 主 机 中 ， 资源分 配 是 一 个 主 要 的结 果 ， 并且 必 须进 行 广泛 地调 查 在 对 问题 的研 究 中 ， 选择 了 以 下 两 个参数 ， 即最 小 报 文交互 到 达 时 间 及最 大报 文 处 理 时 间 因此 一 个 实 时 传 输 连 接 可 由 个元 素 ， ， ， 来 描 述 通 常 所 有 这 些 参 数 允 许使 用 非 负数 的有理 数数值 通 过 以 上讨论 ， 提 出问题 如下 已 知 一 系 列 个 实 时传输 连 接 为 ，，杯 ， 兀 ， ’ ， ， … ， ， 在 收稿 日期 刁 一 傅 克 明 男 ， 岁 硕 士 满足 性 能需 求 时 ， 它们能 否 调 度其协议处 理 器 假 定 一 个 实时 传输 连 接 是 可 以通 过一 个协议处 理 器进 行调 度 的 已 知 一 个新 的实 时传 输连接 为 ，买 ， 式 ， ， ， 则 此连 接 的请求能 否被 终 端 主机所接 收 而且在不损 害该 主机业 已存在 的 任何 实时传输 连 接 的 需 求情 况 下 满 足 新 连 接 的 需 求 第 一 个 问题 是 调 度 性 问题川 ， 第 二 个 问题是连 接允许控 制问题 以 下将分别予 以讨 论 调 度 性 问题 关 于调 度性 问题分两个方 面来讨论 一 个是 确定 性 保证 的调 度 性 问题 另一个是统计性保 证 的调 度 性 问题 确 定 性保 证 的调 度 性 问题 ‘引 为 了简 化讨论 ， 这 里 只考 虑 非 抢先静线 调 度 政 策 假设通 过 一个链路 的所 有实 时连 接 的最 大 包 传输 时 间之 和 不 大 于 这 些 连 接 的最 小 包 交互 到 达 的 时 间 ， 静 线 调 度 可 用 作 包 调 度 及 允许控 制 在 抢 先 静线 调 度政策下 ， 总是 首 先处 理具 有 最早 的静线 报 文 当一 个新 的较早 静线 报 文 到 达 时 ， 流 动 报 文 的处 理 是抢 先 的 ， 而 且 要 在 所有 较 早静线 报 文 处 理完 成之后 才能恢 复 从一 个报 文 到另 一 个 报文 的 开关 连 接 时 间可 以 忽 略不 计 的 对 于 的确定 性 保证 ， 月二 ， 因此 个 实 时 传输连 接 可 以 用 个元 素来描 写 ， ， ， 几乃 ， DOI ：10．13374／j ．issn1001－053x．2003．01．024

◆88· 北京科技大学学报 2003年第1期 i=1,2,…,n 线调度政策下，在时间周期[0，]内，n个实时传 定理1在抢先静线调度政策下，n个实时传 输连接(D,0,T,P),=1,2,,n,通过一个协议处理 输连接(D,,T,p,)i=1,2,,n通过一个协议处理 器是能够调度的，而且系统在时刻6是空着的 器调度能力的充分必要条件是： 在时刻以后，新的报文将到达该系统，于是下 1s0到P1-Dpzt 一个循环周期[，2]将开始，并将如此进行下去. 其中，(x)是一个阶跃函数， 22统计性保证的调度性问题 {0x≤0 传统性的抢先的静线调度目的在于保证报 x)1 x20 文静线，因此它经常用于QoS的确定性保证.对 符号[]是高斯小数求整数符号，后面的「1符号 于QoS的统计保证，建议用拥有中断点抢先静线 是小数求上限整数值符号 调度，其描述如下： 定理2抢先静线调度政策下，通过协议处理 调度政策企图去保证，非实时传输连接在其 器对n个实时传输连接(Dn0,T,P),1,2,,n调 生存期间，会失去大于它们的最大报文损失的报 度能力的一个必要条件是2≤1 文.首先定义一些在调度中会用到的变量，用于 证明：很明显，p/T,是第i个连接所要求的处 并解释中断点的概念. 理器处理时间的最大分数值，并且三号也是协 令a,=已经处理过的报文总量，或者是迄今 为止错过其静线的报文总量；b=迄今为止由于 议处理器的最大利用率.显然，如果处理器利用 错过其静线而丢失的报文总量 率号>1，则协议处理器无法调度个实时传输 很显然，有a>b.如果a=0,定义b/a,=0.对 连接.定理2证毕 于每一个实时传输连接，为了实现其调度的目 定理3在抢先静线调度政策下，若号≤1， 的，协议处理调度器将保持这些量有两种不同的 1e0a,'2-D)ns是通过协议处 变化.同样，(b+1)(a+1)>b/a和b/a,是流动报文 的损失率 理器的n个实时传输连接(D,0T,p以，i=l,2,,n 这里，对于第i个实时传输连接而言，中断点 调度的充分必要条件.这里=(TC方C,是一个 只是一个时间瞬间1，在该瞬间协议处理器必须 自然数，T,C:成为最小可能自然数. 处理第i个实时传输连接中处于等待队列的第一 证明：该定理隐含着定理1.由号≤1，得 条信息.在处理阶段，协议处理器不能中断.在一 气p+会P…+p.s假设该系统的开始时间 to 定条件下，中断点可以重新建立或清除.如果处 为4：注意到兰-(C)i(C以C为一自然 于第i个实时传输连接的等待队伍的第一条报文 完全被处理以后，对该报文而言，中断点（若此处 数，并且是在时间周期[0，期间，在第个实时传 有一个，已安排好时)将被自动清除，或者，如果 输连接处，到达主机的最大报文量.很显然，在时 第i个实传输连接的中断点正好错过另一个中断 间周期[0，)内，通过所有的实时传输连接到达主 点处理过程，它也会被自动清除掉 机的所有报文能够在6之前被完全处理完，而不 拥有中断点的静线调度政策描述如下： 用考虑报文的延迟范围.因为，在时间周期[0，]， (I)如果(b,*0)和(b+1)/(a+1>g,假设在第i 通过所有的实时传输连接到达主机的所有报文 个实时传输连接第一个等待处理的报文静线是 所需要的处理时间总值是不大于的 d,,则中断点建立在d一p 假设vre0a到2-D)n≤t是满 (2)如果第i个与实时传输连接的第一个等 足的.这意味着在时间周期[0，期间，所有静线 待队列的报文已被完全处理完，则报文的中断点 d,≤的到达主机的报文可以完全被处理完而不 将被自动地清除，或者第i个实时传输连接的中 侵犯其的静线 断点正好错过另一个中断点处理过程，它也会被 综上所述，可以推断出，在时间周期[0，]内， 自动地清除掉 通过所有实时传输连接，到达主机的所有报文， (3)在条件(1)及(2)的情况下执行抢先静线 不管其静线是小于、大于或等于，完全能够被 调度 处理完毕，而不侵犯其静线.换句话说，在抢先静 定理4在具有中断点的抢先静线调度政策

北 京 科 技 大 学 学 报 年 第 一期 ， ， … ， 定 理 在抢先静线调 度政策下 ， 个实时传 输连接， ，拼 ， 兀 〕 ， ， ， … ， 通 过一个协议处理 器调 度能力 的充分必 要 条件是 ‘ ， 艺 毕 。 卜。 ， ，二， 、 才 产 其中 ， 占 是一 个 阶跃 函数 ， 占工 亏 七 符号 【 是 高斯 小 数求整 数符号 ， 后 面 的【 符号 是小 数求上 限整数值符号 定理 抢 先静线调 度政策下 ， 通 过协议处 理 器 对 。 个 实 时 传输 连 接 ‘， ， 兀川 ， ， ， … ， 调 度能力 的一 个 必 要 条件是 全县引 曰 ， 证 明 很 明显 ， 川不 是第 个连接所要 求的处 理 器处 理 时 间 的最 大分数值 ， 并且 鑫登也 是 协 议 处 理器 的最 大利用率 显 然 ， 如果 处 理 器 利用 率 全今 ， 则 协议处理器无法 调 度 。 个实 时传输 一 高 不 一 ’ 乃 囚 “ “ “ ’一 ， ， ” ’ 『’ ‘ ’ 、 ’ 川 连 接 定 理 证 毕 定 理 ， 在抢先静线调 度政 策下 ， 若 登 ‘ ， ‘。 。 ， ， 艺 兰撰 三 。 卜。 〕 ，“ ，是 通 过 协 议 处 尸 、 苦 理 器 的 个 实 时 传输 连 接 ， 兀川 ， ， ， … ， 调 度 的充分必要 条件 · 这 里“ 一 县忱 是一个 自然 数 ， 不 成为最 小可 能 自然 数 证 明 该定理 隐含着 定理 ， · 由鑫会引 ， 得 知资 二 资 。 二 假设该 系统 的开 始 时 间 为 注 意 到粤才 忱 忱 ， 为 一 自然 数 ， 并且 是 在 时 间周期 〔 ， 期 间 ， 在第 个实 时传 输连接处 ， 到达 主机 的最 大报文量 很显 然 ， 在 时 间周期 【 ， 内 ， 通 过所有的实时传输连 接到达 主 机 的所 有报文 能够在 ‘ 之前被完全处 理完 ， 而不 用考 虑报文 的延迟 范围 因为 ， 在 时 间周期 仁 ， ， 通 过 所 有 的实 时传输连 接 到 达 主 机 的所有 报 文 所需 要 的处 理 时 间 总值是 不 大 于 的 ，， 、 。 、 ， ， 二 「一 、 。 ， 、 。 假 设 任 ， 〕 ， 艺 生带 三 占 一 ， 队 “ 是 满 认 ” ” ，列 ， 胃 不 」 ’ ‘ 厂 、 ’ 一 ‘ 产 尸 一 ’ ’ ’ 足 的 这 意 味着在时 间周期〔 ， 司期间 ， 所 有静线 试夕 ， 的到 达 主机 的报文 可 以完全被处 理完 而 不 侵犯 其的静线 综上 所 述 ， 可 以推断 出 ， 在时 间周期【 ， 内 ， 通 过 所 有实时传输 连接 ， 到 达 主机 的所 有 报 文 ， 不 管其静线 是小 于 、 大于或等于 ， 完全能够被 处理完毕 ， 而不侵犯其静线 换句话说 ， 在抢先静 线调 度 政 策下 ， 在 时 间周期 ， 内 ， 个实 时传 输连接 ， ， 兀户 ， ’ ， ， … ， ， 通 过 一 个协议处 理 器是 能够调 度 的 ， 而且 系统在 时 刻 是 空 着 的 在 时刻 以后 ， 新 的报 文将到达该 系统 ， 于 是下 一 个循 环周期 〔 ， 将开 始 ， 并将如此进行 下 去 统 计 性保 证 的调 度 性 问题 传统 性 的抢 先 的 静 线 调 度 目的 在 于 保证 报 文静线 ， 因此 它经 常用 于 的确 定性 保证 对 于 的统计保证 ， 建议用拥 有 中断点 抢 先静线 调 度 ， 其描述 如下 调 度政策企 图去保证 ， 非 实 时传输 连 接在 其 生存期 间 ， 会失 去 大于 它们 的最大报 文损 失 的报 文 首先定义 一 些 在 调 度 中会用 到 的变 量 ， 用 于 并 解 释 中断点 的概 念 令 万 已经处 理过 的报 文 总量 ， 或 者是 迄 今 为 止 错过 其静线 的报 文 总量 产 迄 今 为 止 由于 错 过 其静线而 丢 失 的报 文 总量 很 显 然 ， 有 玄 如 果 产 ， 定 义 ，“ 对 于 每一 个 实 时传输 连 接 ， 为 了实 现其调 度 的 目 的 ， 协议处 理调 度器将保持这些 量 有两 种不 同的 变化 同样 ， 汁 瓜 和 ， 是 流 动报 文 的损 失 率 这 里 ， 对 于第 个 实时传输连 接而 言 ， 中断点 只是 一 个 时 间 瞬 间 ， 在该 瞬 间协议处 理 器必 须 处 理第 个 实 时传输连接 中处 于等待队列 的第一 条信息 在处 理 阶段 ， 协议处 理器不 能 中断 在一 定条 件下 ， 中断点可 以重新 建立 或清 除 如果 处 于第 个实时传输连接 的等待 队伍的第一 条报 文 完全被处理 以后 ， 对该报文 而 言 ， 中断点 若此处 有 一 个 ， 已 安 排好 时 将被 自动清 除 ， 或 者 ， 如果 第 个实传输连 接的 中断点正好错过 另一个 中断 点处 理 过程 ， 它 也会被 自动 清除掉 拥 有 中断点 的静线 调 度政 策描述 如下 如果 ‘ 羊 和 冲 冲 假设 在 第 个 实 时 传输 连 接第 一 个 等 待 处 理 的报 文 静 线 是 试 ， 则 中断点建 立 在 试， 卜 如果 第 个 与实 时传输 连 接 的第一 个 等 待 队列 的报文 已被完全处理完 ， 则报 文 的 中断点 将被 自动地 清 除 ， 或者第 个 实时传输 连 接 的 中 断点正好错过另 一个 中断点处理过程 ， 它也会被 自动 地清 除掉 在条件 及 的情 况 下 执行抢先静线 调 度 定 理 在具有 中断点 的抢先静线调 度 政 策

Vol.25 No.I 傅克明：实时传输协议中的资源和连接允许控制 89 下，通过一个协议处理器，第i个实时传输连接 第二步检验定理6.令1=D+kT,k=1,2,,n, (DnP,T,p),i=1,2,,n的充分必要条件是： i=1,2,,n,1e[0,l.在所有1点检验不等式.如果 is0,3aeon以1a-Do-api 成立，接受连接呼叫，否则拒识呼叫 这里ω，=币，-t,是在第i个实时传输连接中，错 4 缓冲空间的计算 过了其静线的报文消耗的平均时间；可，是在第i 个实时传输连接中，错过了其静线报文所需要的 在确定性保证的缓冲空间计算中，令B,为第 平均处理时间 ⅰ个实时传输连接所需要的缓冲空间.这里，假 定理5在具有一个中断点的抢先静线调度 定有一条报文正好占据着一个缓冲空间.为了知 政策下，通过协议处理器，n个传输连接 道在时刻·有多少报文未被处理或没有处理完， (D,p,T,p),=1,2,,n可调度的必要条件是： 定义个函数： 3w,∈0，p2业-型s1 T g0=7-P+1-D 定理6在具有中断点的抢先静线调度政策 很明显B,是函数g()在1E[0,∞]的最大值.用 下，通过协议处理器的”个实时传输连接 B,=max(g{t)表示.离散区间gt)的最大值计算 (D,pP,T,P),=1,2,…,n能够调度的充分必要条件 如下： 是： (I)如果te[0,D),maxg)= im 3m∈(0ph0gs1. 在时间间隔[0，内，在具有中断点的抢先静线调 度政策下，通过协议处理器，”个实时传输连接 2)如果eD,o0-[-P (Dp,T,P),亡1,2，，n是可以调度的：而月下一 如果号-k,k=1,23,maxg0)} 个周期循环0,2]将重新开始，并将继续下去 如果之气 =k+a,0<<1,k=l,2,3,,maxg》= 3连接允许控制算法 1-2} 显然ie0,o.B=maxg0= D. 同样，可 定理1,4分别给出了在实时高速传输通信中 得到统计性保证下的缓冲空间，1[0，∞)，B,= 连接允许控制的数学背景，但是，要验证不等式 在t∈[0，∞)区间始终成立并非易事.定理3和6提 mae0)-1于是，能够推断出拥有确定性和 出了对问题()的一个更实际的解答，事实上只 统计性保证QoS的实时传输连接能够在建设阶 需要一个有限区间去验证.因为 段（或相位）保存缓冲空间B,而且在数据传输阶 )x-Don 段，不需要流量控制机构. 是分段阶跃函数，所以，只需在某些离散点 5结论 1=D+kT,k=1,2,,n,i=1,2,,n,1[0,]上检查 不等式 本文给出了实时传输连接调度和相对连接 在确定性保证下的连接允许控制算法： 允许控制解决方案.即具有确定性和统计性的 第一步检查定理2如果号1拒识连接呼 Q0$保证能够在建立阶段，保留缓冲空间，而且 在数据传输阶段，不需要流程控制机构.其结果 叫，则进行第二步 可以应用于支持多媒体应用以及具有QoS保证 第二步检查定理3.令1=D,+kT,k=1,2,,n, 的树络节点上 i=1,2,“,n,1E[0,】,检查所有这些点的不等式. 如果总是成立，则接收呼叫，否则拒绝连接呼叫. 参考文献 同样的方法可以得到在统计性保证下的连 I Ferrari D.Verma D C.A Scheme for real-time channel es- 接允许控制算法： tablishment in wide area networks [J].IEEE J on Selected 第一步检验定理5.如果业叫1，拒识 Areas in Communications,1990(8):369 T 2 Ferrari D.Client requirements for real-time communica- 连接呼叫，可进入第二步， tion services [J].IEEE Communication Magazine,1990

傅 克 明 实时传输协议 中的 资源 和 连接 允 许控 制 下 ， 通 过 一 个协议 处 理 器 ， 第 个 实 时传输 连接 ，杯 ， 兀川， ， ， … ， ” 的充 分必 要 条件 是 ‘ ， 、 二 「一 二 、 、 ， 、 ， “ ” ， 〕 一任 “ ， 共 乙 一 广 三 ’尸 ‘一 切 ‘ 一 尹 之 ‘ · 这 里 。 、 厄一 云 ， 乞是 在 第 个 实 时传 输 连 接 中 ， 错 过 了其 静 线 的报 文 消 耗 的平 均 时 间 厕 是 在 第 个 实 时传输 连接 中 ， 错 过 了其静线 报 文 所需 要 的 平 均 处 理 时 间 定 理 在 具 有一 个 中断点 的抢 先 静 线 调 度 政 策 下 ， 通 过 协 议 处 理 器 ， 个 传 输 连 接 几 ，杯 ， 不 ，川 ， ’ ， ， … ， 可 调 度 的 必 要 条 件 是 第 二 步 检验 定 理 令 几 不 ， ， ， … ， ， 二 ， ， … ， ， 任 ， 在 所 有 点 检验 不 等式 如果 成 立 ， 接 受 连 接 呼 叫 ， 否 则拒识呼 叫 缓 冲 空 间 的计 算 在 确 定性保证 的缓 冲空 间计算 中 ， 令 双 为第 个 实 时传 输 连 接 所 需 要 的缓 冲空 间 这 里 ， 假 定 有 一 条报 文 正 好 占据 着 一 个缓 冲空 间 为 了知 道 在 时 刻 有 多 少 报 文 未 被 处 理 或 没 有 处 理 完 定 义 一 个 函数 ，一。 。 ， ‘ ， 她胃凶‘ ， · ， 一 一 十 一 毕 认卜。 ‘ 、 才 夕 」 、 廿 定 理 在具 有 中断点 的抢 先静 线 调 度政 策 下 ， 通 过 协 议 处 理 器 的 个 实 时 传 输 连 接 及 ，拼 ， 兀川 ， ， ， … ， 能 够 调 度 的 充 分 必 要 条件 是 ，， ‘任 〕 ， 鱼群凶引 很 明 显 ， 是 函 数以 在 曰，司 的 最 大 值 用 双 以 表示 离散 区 间 以 的最 大值计算 如 下 ， 如 果 ，任 ， 。 ， 以 ， 一 、 ‘ 尸 入” ‘ 卜 ’ 一 一 ， 一 ‘， ‘ ’ 场 丢、 ， 二军又令不 」 ’ ‘ 卜 不 ’ 旦厂 在 时 间 间 隔 【， 内 ， 在 具 有 中断点 的抢 先静线 调 度政 策下 ， 通 过 协议处 理 器 ， 个 实 时 传输 连 接 ， ， 几川， ， ， … ， 是 可 以 调 度 的 而 目下 一 个周 期 循环 ， 将 重 新 开 始 ， 并将继 续 下 去 女口果 ，二 ， ， ， 蒯 一 刹 一 ， 古 毕‘ 如 果 如 果 一 ‘ ， ‘ 一 ， ， ， ， ， 一 · 。 ‘，，一 降 ’ ‘ ， ， ， ，… ， 烤浅 连 接 允 许 控 制 算法 定 理 ， 分 别给 出 了在 实 时 高速 传输通 信 中 连 接 允许控 制 的数学 背景 ， 但 是 ， 要 验 证 不 等式 在 汇 【 ， 二 区 间始终 成立 并非 易事 定理 和 提 出 了对 问题 的一 个 更 实 际 的解 答 ， 事 实 上 只 需 要 一 个 有 限 区 间去 验 证 因为 一 鲁毕卜 ，‘ 卜“ ‘ ， ‘ 一 显 哪 然 伦 ， ， ， 及 一。 一 同样 ， 可 得 到 统 计 性 保 证 下 的 缓 冲 空 间 ， 伦 【 ， 二 ， 及 二 、 一 降卜 是 ， 能 够推 断 出拥 有确 定 性 和 统计性 保 证 的实 时 传输 连 接 能 够 在建设 阶 段 或 相 位 保 存缓 冲空 间 ‘ ， 而 且 在 数 据 传输 阶 段 ， 不需 要 流 量 控 制 机 构 是 分 段 阶 跃 函 数 ， 所 以 ， 只 需 在 某 些 离 散 点 ，不 ， ， ， … ， ， ， ， … ， ， 任 藏 ， 〕上检查 不 等式 在 确 定 性 保 证 下 的连 接 允 许控 制算 法 第 一 步 检’ 查 定理 如果 全令 拒识连 接 呼 一 一 ‘ 户” 卜 二 界 ‘ ‘ 扩 、 一 ‘热 ” 叫 ， 则进 行 第 二 步 第二 步 检查 定 理 令 及 不 ， ， ， … ， ， 二 ， ， … ， ， 伦 ， ， 检查 所 有 这 些 点 的不 等式 如 果 总 是成立 ， 则接 收 呼 叫 ， 否则 拒绝 连 接 呼 叫 同样 的 方 法 可 以 得 到 在 统 计 性 保 证 下 的 连 接 允 许 控 制算 法 第一 步 检验 定 理 如 果 全全 三粤过 ， 拒 识 一 ’一 一 ’ 一 ‘ 卢 曰 ‘ 卜 六 不 一 ” ， “ 连 接 呼 叫 ， 可进 人第二 步 结 论 本 文 给 出 实 时 传 输 连 接 调 度 和 相 对 连 接 允许 控 制 解 决 方 案 即具 有 确 定 性 和 统 计 性 的 保 证 能够 在 建立 阶段 ， 保 留缓 冲空 间 ， 而且 在 数 据 传输 阶段 ， 不需 要 流程 控 制机 构 其结 果 可 以 应 用 于 支持 多 媒 体应 用 以 及 具 有 保 证 的 网络 节 点 上 参 考 文 献 ， 一 ， 一 』 ，

·90· 北京科技大学学报 2003年第1期 28(11):65 gramming in a hard real-time environment [J].Journal of 3 Danthine A.High performance OSI protocols with multi- the ACM,1973,201):46 media support on HSLANs and B-ISDN(A).The 3th Joint 6 Feldmier D C.A survey of high performance protocal im- European Networking Conference [C].Innsbruck,1992 plementation techniques [A].Tantany A,ed.High Per- 4 Guo Shanzeng.Resource and connection adimission con- formance Networks-Frontiers and Experiences [M]. trol in protocols with deterministic QoS gurantees [A]. Klumer Academic Publishers,1993 Proceedings of IEEE INFOCOM'98 [C].Boston,1998 7 Sisalem D.End-to-End Quality of Service Control Using 5 Liu C L,Layland J W.Scheduling algorithms for multipro- Adaptive Applications [M].Chapman Hall,1997.379 Resource and Connection Admission Control in Real-time Transport Protocols FU Keming Department of Physics,Yantai University,Yantai 264635.China ABSTRACT For determining the feasibility of offering real-time services in transport communications,the re- source and admission control algorithms was proposed for real-time transport connections.A necessary and suffi- cient condition for the schedulability of n real-time transport connections was given for deterministic guarantees and statistical guarantees of QoS (Quality of Service).The buffer space needed for each real-time transport connection was also calculated.These results are beneficial for the high-speed transport protocol design and implementations. KEY WORDS real-time scheduling;connection admission control;QoS;high speed transport protocols (上接第56页) Lateral Cooling Curve with Flexible Suitability of a Plate WANG Bangwen,LI Mouwei,ZHAO Yongzhong,ZHU Oingjian,WANG Fenli Mechanical Engineering School,University of Science and Technology Beijing,Beijing 100083,China ABSTRACT A tempreture field model was proposed based on the law of energy conservation.The heat exchan- ging coeffcients of water-flow cooling and jetflow shocking on the plate surface were gained using the bound con- ditions.The correct lateral cooling curve with flexible suitability was obtained.The tempreture distribution on the plate is uniform by the method that the pipes with the same diameter are arranged in different row distances. KEY WORDS model;temperature field;heat-exchanging coefficient;cooling curve

， 北 京 科 技 大 学 学 报 年 第 期 一 【 ， 【 』 ， ， ， 一 ， ， 附 【 几 ， 一 ， 一 一 ， 一 汉如 ， 丫切 ， 一 ， · 一 一 一 · 一 上接第 页 洲万 ， 凡勿 ， 子矛盆 岁 ， ， 恻刃 ， ， ， · 一 · 奴 一