# F.2 互连两个设备 本节介绍理解两个联网设备之间如何通信所必需的基本概念，包括接收方可能尚未准备好处理发送方发来的数据，以及传输中可能发生错误等情况。为便于理解，此时可以将黑盒网络看作理想网络，其行为相当于两个设备之间的简单专用链路。图 F.3 展示了这种情况：单向连线从设备 A 通向设备 B，反方向也有一条；每个端节点都包含一个保存数据的缓冲区。不论网络多么复杂、是否采用专用链路，每个端节点设备都需要与网络连接，向网络注入信息并从网络接收信息。我们先介绍端节点为发起和完成通信所必须执行的基本功能，再讨论网络介质以及网络为实现通信所必须执行的基本功能。之后给出一个简单的性能模型，并通过若干例子说明关键网络参数的影响。 ![设备 A 与设备 B 通过两个方向的专用链路互连](/figures/app-f/fig-f-3.png) {#fig-F.3 .wide .expand num="F.3" caption="一个双向互连两个设备的简单专用链路网络。"} ## 网络接口的功能：构造与处理消息 假设希望两个联网设备互相读取对方存储器中的一个字。发送或接收的信息单位称为**消息**（message）。为了取得所需数据，两个设备首先必须构造并发送一种消息，即包含该数据在另一设备中地址的**请求**。这个地址，即存储器或操作数的位置，使接收方能够确定到哪里寻找被请求的信息。处理请求后，每个设备再构造并发送另一种消息，即包含数据的**应答**。地址与数据信息通常称为消息的**有效载荷**（payload）。 除了有效载荷，每条消息还包含一些控制位，供网络投递消息以及接收方处理消息使用。最常见的控制位用于区分消息类型，例如请求、应答、请求确认和应答确认，以及使网络能够将信息正确传送到目的地。根据这些附加控制位相对于有效载荷的位置，它们编码在消息的**首部**和／或**尾部**中。图 F.4 给出了图 F.3 所示简单专用链路网络的一种消息格式。这个例子只有一个字的有效载荷，但某些互连网络中的一条消息可以包含数千个字。 ![消息首部、有效载荷和包含校验和的尾部](/figures/app-f/fig-f-4.png) {#fig-F.4 .wide .expand num="F.4" caption="一种分组格式示例，包含首部、有效载荷，以及尾部中的校验和。"} 图内字段：Destination port＝目的端口；Message ID＝消息 ID；Sequence number＝序号；Data＝数据；Checksum＝校验和。Type＝类型，其中 00 为请求、01 为应答、10 为请求确认、11 为应答确认；Header、Payload、Trailer 分别表示首部、有效载荷与尾部。 消息在通过网络传输之前，必须先构造出来；从网络收到消息之后，也必须进行处理。这些操作以及下文介绍的其他功能，由端节点中的**网络接口**负责，网络接口也称**通道适配器**。除了用于向网络发送消息、从网络接收消息的直接存储器访问（DMA）引擎与链路驱动器，还可以使用专用存储器或寄存器来缓冲收发消息。根据网络所属领域和设计要求，网络接口硬件可以仅由通信设备自身构成，如 OCN 和某些 SAN；也可以是一块独立接口卡，集成多个嵌入式处理器、多个 DMA 引擎以及数千兆字节 RAM，如许多 SAN 以及大多数 LAN 和 WAN。 除硬件外，网络接口也可包含软件或固件，以执行所需操作。即使是图 F.3 的简单例子，也可能调用消息传递软件，将请求和应答转换为带有适当首部的消息。这样，用户应用就不必关心消息的构造和处理，因为这些任务可以在较低层次自动完成。应用程序通常与操作系统或运行时系统协作，发送和接收消息。由于每个设备上的多个进程很可能共享网络，操作系统不能让发给一个进程的消息被另一个进程接收。因此，消息传递软件必须包含区分进程的保护机制。一种做法是在首部中增加发送进程与目标接收进程都知道的端口号。 除了构造和处理消息，端节点还必须完成其他功能，才能在设备之间建立通信。虽然硬件支持可以减少工作量，其中有些工作也可以用软件完成。例如，大多数网络都规定一次可以传输的信息上限，即最大传输单元，以便合理确定网络缓冲区的大小。超过最大传输单元的消息会被划分为较小的单位，称为**分组**（packet）或**数据报**（datagram），再通过网络传送。目的端节点在将数据交付应用之前，会把这些分组重新组装为消息。通过在分组首部中加入消息 ID 字段，可以区分属于同一条消息的分组与其他分组。如果分组乱序到达目的地，就在重组消息时重新排序；通常为此在分组首部设置另一个包含序号的字段。 端节点为发起并完成网络通信所遵循的一系列步骤，称为**通信协议**。发送和接收通常遵循彼此对称、顺序相反的步骤。通信协议由软件与硬件共同实现，以加快执行速度。例如，许多网络接口卡具有硬件定时器，以及将消息拆分为分组、重新组装消息、计算循环冗余校验（CRC）校验和、处理虚拟存储器地址等硬件支持。 一些网络接口还包含额外硬件，将协议处理从主机计算机卸载出去，例如 LAN 和 WAN 中使用的 TCP 卸载引擎。但对于 SAN 这类低延迟互连网络，即使使用消息传递接口（MPI）等较轻量的通信协议，这也可能仍然不够。通过绕过操作系统（OS），还能进一步提高通信性能。实现方法可以是直接在网络接口存储器中分配消息缓冲区，使应用直接读写这些缓冲区，从而避免额外的存储器到存储器复制。相应协议称为**零复制协议**或**用户级通信协议**。在初始化时调用 OS 分配缓冲区，并由硬件阻止未经授权的存储器访问，仍然能够保持保护机制。 一般而言，端节点通过网络发送消息时，需要执行以下部分或全部步骤： 1. 应用执行系统调用，将待发送数据复制到操作系统或网络接口缓冲区；必要时将消息拆分成分组，并构造分组首部与尾部。 2. 计算校验和，将其写入分组首部或尾部。 3. 启动定时器，由网络接口硬件发送分组。 消息接收按相反顺序进行： **步骤 3：** 网络接口硬件接收分组，放入自身缓冲区或操作系统缓冲区。 **步骤 2：** 对每个分组计算校验和。如果与发送方的校验和匹配，接收方就向分组发送方返回确认；否则丢弃该分组，并假定发送方会在相应定时器超时后重新发送。 **步骤 1：** 全部分组通过检查后，系统重新组装消息，将数据复制到用户地址空间，并通知相应应用。 发送方还必须对分组确认作出响应： - 收到确认时，释放缓冲区中相应分组的副本。 - 如果尚未收到确认就发生超时，则重新发送分组，并重新启动定时器。 正如网络端节点通过协议支持通信一样，网络内部的物理层、数据链路层与网络层也使用协议，主要负责分组传输、流量控制、错误处理及下面介绍的其他功能。 ## 网络的基本结构与功能：介质与物理形式、分组传输、流量控制和错误处理 分组在源端准备好发送之后，由网络接口中的专用硬件注入网络。硬件包含收发器电路，以驱动电气或光学的物理网络介质。介质类型与物理形式，主要取决于应在多大互连距离上维持某种信号速率，例如传输速度。在芯片或多芯片模块内的厘米或更短距离上，通常可以利用中上层铜金属互连，使每条线达到数 Gbps 的信号速率。印制在电路板、中板与背板上的十几层或更多层铜走线，可以在约 1 m 距离上支持 Gbps 级差分对信号速率。Category 5E 非屏蔽双绞铜线可在 100 m 距离上实现 0.25 Gbps 的传输速度；同轴铜缆可在千米距离上提供 10 Mbps。在这些导体线路中，通常可以在一定限度内，以缩短距离换取更高传输速度。光学介质则能在千米距离上实现更高速度：多模光纤可在几千米距离上支持 100 Mbps，更昂贵的单模光纤可在数千米距离上支持 Gbps 级传输。波分复用还能使光纤带宽提高数倍，倍数等于所用波长的数量。 驱动网络链路的硬件还可能包含编码器，将信号编码为适合给定传输距离的非二进制形式。编码技术可以采用多个电压电平、冗余、数据与控制的轮换（例如 4b5b 编码），以及／或者保证单位时间内的最少信号跳变次数，以便接收方恢复时钟。接收端对信号解码，并将分组存入对应缓冲区。所有这些操作都在网络物理层完成，其细节超出了本附录的范围；幸运的是，我们无需深入这些细节。从数据链路层及更高层看，物理层可以视为一条没有分级的长线性流水线，信号以波的形式在网络传输介质中传播。上述各项功能通常统称为**分组传输**。 除了传输分组，网络硬件和软件还在数据链路层与网络层协议中共同负责可靠投递。这包括两项责任：（1）防止发送方发送分组的速率超过接收方的处理速率；（2）确保分组在传输过程中既不损坏，也不丢失。第一项责任有两种实现方式：接收方缓冲区满时丢弃分组，之后通知发送方重传；或者在缓冲区满时通知发送方停止发送，待缓冲区有空间容纳更多分组时再恢复。后一种策略通常称为**流量控制**。 除了发送方与接收方之间简单的握手，还有几种常用且值得关注的流量控制技术。较流行的是 Xon/Xoff（也称 Stop & Go）和基于 credit 的流量控制。Xon/Xoff 在缓冲区占用率达到高水位时，通知发送方停止发送；降至低水位时，通知发送方恢复发送。两者之间保留一定滞回区间，以减少通知数量。这些“停止”和“继续”信号可以通过附加控制线发送，也可以编码在控制分组中。 **基于 credit 的流量控制**通常在发送方设置一个 credit 计数器，初始 credit 数等于接收方的缓冲区条目数。每发送一个分组，发送方就将计数器减一。接收方从缓冲区中取走一个分组后，以控制分组的形式返还一个 credit；发送方收到它后将计数器加一。这些方法本质上都是在接收方达到低水位，或发送方用完 credit 时，限制发送端注入分组，从而控制流入网络的分组数量。 > **译注：** 上一段原文写作“接收方达到低水位”。结合前文 Xon/Xoff 的占用率定义，停止发送对应高占用率，低水位对应恢复发送。 Xon/Xoff 通常产生的控制流量远少于基于 credit 的流量控制，因为只有跨过高、低占用率水位时才发送通知。另一方面，基于 credit 的流量控制所需缓冲区不足 Xon/Xoff 的一半。Xon/Xoff 的缓冲区必须足够大，以保证“停止”信号到达发送方之前不会溢出；而基于 credit 的流量控制不会发生这种溢出，因为发送方会在 credit 耗尽时停止传输。对这两种方法而言，只有缓冲区大小与通信距离相适应，才能充分利用链路带宽。 下面用一个覆盖不同互连网络领域的简单例子，比较这两种流量控制技术的缓冲需求。 ### 例题：流量控制所需的缓冲容量 假设一个专用链路网络连接两个设备，每条链路每个方向的原始数据带宽都是 8 Gbps。为了充分利用网络带宽，一个设备持续向另一个设备发送大小为 100 字节（包括首部）的分组。若只考虑链路传播延迟，在互连距离分别为 1 cm、1 m、100 m 和 10 km 时，基于 credit 的流量控制最少需要多少 credit 和缓冲空间？与 Xon/Xoff 相比，所需的最小缓冲空间有何差别？ **解答** 起初接收缓冲区为空，发送方的 credit 数等于缓冲区容量。每发送一个分组，发送方消耗一个 credit。为了使发送方能持续以网络速率发送分组，第一个返还的 credit 必须在 credit 耗尽之前到达发送方。收到第一个 credit 后，发送方会以发送分组的相同速率持续收到 credit。这里仅考虑链路上的传播延迟，不考虑其他延迟和开销，因此假定发送方和接收方的处理时间为零。从开始发送第一个分组，到第一个 credit 返回发送方，所需时间等于分组到接收方、再由 credit 返回发送方的往返传播延迟。该时间必须小于或等于分组发送时间与初始 credit 数的乘积： $$ \text{分组传播延迟}+\text{credit 传播延迟} \leq\frac{\text{分组大小}}{\text{带宽}}\times\text{credit 数} $$ 光速约为 300,000 km/s。假定在导体中可以达到其 66%，则每个距离所需的最小 credit 数满足： $$ \left(\frac{\text{距离}}{(2/3)\times300{,}000\ \mathrm{km/s}}\right)\times2 \leq\frac{100\ \mathrm{bytes}}{8\ \mathrm{Gbits/s}}\times\text{credit 数} $$ 每个 credit 对应一个能容纳一个分组的缓冲条目。因此，在 1 cm 和 1 m 距离上，每个设备所需的最少 credit 数及缓冲空间均为 1 个分组；在 100 m 距离上为 10 个分组；在 10 km 距离上为 1000 个分组。 对于 Xon/Xoff，上述最小缓冲容量分别对应高水位到缓冲区顶部，以及低水位到缓冲区底部的空间。为了减少通知，还需要在高、低水位之间增加滞回区间。因此，Xon/Xoff 所需的最小缓冲空间是基于 credit 的流量控制的两倍以上。 实现流量控制的网络不需要丢弃分组，有时称为**无损网络**；会丢弃分组的网络则有时称为**有损网络**。这种分组处理方式上的单一差异，会强烈限制其他相关网络问题可采用的解决方案，包括分组路由、拥塞、死锁和可靠性；本附录后面将讨论这些问题。它对性能的影响也很大：丢弃的分组需要重传，因而占用更多链路带宽，并承受额外延迟。这些行为与性能差异，最终限制了某些方案适用的互连网络领域。例如，较短距离上传输分组的大多数网络，如 OCN 和 SAN，倾向于实现流量控制；较长距离上的网络，如 LAN 和 WAN，则倾向于允许丢弃分组。在较短距离上，流控信息传回发送方的延迟可以忽略，而在较长距离上则不能。通常运行的应用种类，也会影响有损或无损网络的选择。例如，丢弃 Web 浏览器等互联网客户端发出的分组，只影响对应用户观察到的延迟；但如果丢弃的是并行应用中某个进程发送的分组，而该分组延迟位于关键路径上，就可能显著延长整个应用的执行时间。 第二项责任，即确保分组在传输中既不损坏也不丢失，可以通过检测并恢复传输错误的机制实现。如图 F.4 所示，在分组格式中加入校验和或其他检错字段，便可使接收方检测错误。这些冗余信息在发送时计算，在接收时核验。分组通过检查后，接收方以控制分组的形式发送确认。注意，这种确认控制分组也可以同时携带流量控制信息，例如一个 credit 或停止信号，从而减少控制分组开销。前面已经说明，最常见的错误恢复方式，是用定时器记录每个分组的发送时间；如果确认到达之前定时器已经超时，就认定分组丢失或传输有误，并重新发送。 网络内部及端节点之间的通信协议，还必须处理分组传输、流量控制和可靠性之外的许多问题。例如，两个设备若来自不同制造商，可能采用不同的字内字节顺序，即大端或小端字节序；协议就必须在投递过程中将每个字的字节顺序反转。协议还必须防范一种情况：先前延迟的分组重新继续传输，从而产生重复分组。根据系统要求，协议可能需要使操作流水化，以提高性能。最后，在连接两个以上设备时，协议可能还要处理网络拥塞，避免性能下降；F.7 节将进一步介绍。 ## 性能刻画：延迟与有效带宽 介绍了两个设备间收发消息的基本步骤之后，现在可以讨论性能了。先看传输单个分组的延迟，再看在分组粒度上将多个分组的网络传输流水化时，所能达到的**有效带宽**，也称吞吐量。 图 F.5 展示了单个分组延迟的基本组成部分。随着后面逐渐揭示网络“黑盒”的内部结构，一些延迟分量还会进一步细分。图中的时间参数适用于许多互连网络领域：芯片内部、电路板上的芯片之间、机箱中的电路板之间、计算机中的机箱之间、集群中的计算机之间、集群之间，等等。具体数值可能变化，但延迟的组成部分相同。 ![发送开销、传输时间、飞行时间、接收开销与总延迟之间的关系](/figures/app-f/fig-f-5.png) {#fig-F.5 .wide .expand num="F.5" caption="分组延迟的组成。对 OCN、SAN、LAN 和 WAN 而言，发送与接收开销、飞行时间和传输时间所占的相对比例，通常与本图所示有很大差别。"} 图内术语：Sender／Receiver＝发送方／接收方；Sender overhead／Receiver overhead＝发送开销／接收开销；Transmission time＝传输时间，等于字节数除以带宽；Time of flight＝飞行时间；Transport latency＝传送延迟；Total latency＝总延迟；Time＝时间。 下面这些术语经常被宽泛使用，容易造成混淆，因此在这里给出较精确的定义。 - **带宽（bandwidth）**：严格地说，传输介质的带宽是一个频率范围；在这个范围内，该介质引入的单位长度衰减低于某个阈值。它必须与**传输速度**区分，后者是单位时间通过介质传输的信息量。例如，20 世纪 90 年代末，调制解调器通过编码更多电压电平，使每个信号周期承载更多位，在固定带宽下提高了传输速度；这里的固定带宽，是电话线路话音信道提供的 3 kHz 带宽。不过，为了与更广泛使用的含义一致，本附录用“带宽”表示信息能够传输的最高速率，其中的信息包括分组首部、有效载荷与尾部。单位通常为 bit/s，有时也使用 byte/s。带宽一词也用于表示介质，即网络链路的实测速率。**聚合带宽**是网络提供的总数据带宽；**有效带宽**或**吞吐量**，是聚合带宽中网络实际交付给应用的部分。 - **飞行时间（time of flight）**：分组的第一位到达接收方所需的时间，包括链路传播延迟，以及网络内其他硬件（如链路中继器和网络交换机）引起的延迟。其单位可以是 WAN 中的毫秒、LAN 中的微秒、SAN 中的纳秒，以及 OCN 中的皮秒。 - **传输时间（transmission time）**：分组通过网络所需的时间，不包括飞行时间。一种测量方法，是求分组第一位与最后一位到达接收方的时刻之差。按定义，传输时间等于分组大小除以网络链路的数据带宽。这里假定没有其他分组竞争带宽，即网络为零负载或无负载状态。 - **传送延迟（transport latency）**：飞行时间与传输时间之和，即分组停留在互连网络内的时间。换一种表述，就是从分组第一位注入网络，到最后一位到达接收方的时间；它不包括发送方准备分组的开销，以及接收方收到分组后进行处理的开销。 - **发送开销（sending overhead）**：端节点准备一个分组，以便注入网络所需的时间；这里指分组，而不是消息，包括硬件和软件两部分。在这整个时间内端节点都处于忙碌状态，所以称为开销。端节点一旦空闲，此后的延迟便计入传送延迟。假定开销由一个常数项，以及一个依赖分组大小的可变项组成。常数项包括存储器分配、分组首部准备、DMA 设备设置等；可变项主要来自缓冲区之间的复制，对极短分组通常可以忽略。 - **接收开销（receiving overhead）**：端节点处理到达分组所需的时间，也包括硬件和软件两部分。同样假定它由常数项和依赖分组大小的可变项构成。一般而言，接收开销大于发送开销。例如，接收方可能需要支付中断处理成本，也可能必须将分组重新排序并组装成消息。 一个分组的总延迟可以写成： $$ \begin{aligned} \text{延迟}={}&\text{发送开销}+\text{飞行时间} +\frac{\text{分组大小}}{\text{带宽}}+\text{接收开销} \end{aligned} $$ 下面看看，从 OCN 到 SAN、LAN 再到 WAN，传送延迟的各分量以及发送和接收开销的重要性如何变化。 ### 例题：不同网络领域中的总延迟 假定一个专用链路网络连接 OCN、SAN、LAN 或 WAN 中的两个设备，每条链路每个方向的数据带宽都是 8 Gbps，希望在设备间传送大小为 100 字节（包括首部）的分组。端节点的每分组发送开销为 \(x+0.05\ \mathrm{ns/byte}\)，接收开销为 \((4/3)x+0.05\ \mathrm{ns/byte}\)；其中 OCN、SAN、LAN、WAN 的 \(x\) 分别为 0 μs、0.3 μs、3 μs、30 μs，这些是相应网络类型的典型值。假定飞行时间仅包括链路传播延迟，不包括交换或其他延迟，请计算在互连距离分别为 0.5 cm、5 m、5000 m、5000 km 时，从一个设备向另一个设备发送分组的总延迟。 **解答** 利用上面的表达式，以及前一个例题给出的导体传播延迟计算方式，代入各网络参数即可求得总分组延迟。对于 OCN： $$ \begin{aligned} \text{延迟} &=\text{发送开销}+\text{飞行时间}+\frac{\text{分组大小}}{\text{带宽}}+\text{接收开销}\\ &=5\ \mathrm{ns}+\frac{0.5\ \mathrm{cm}}{(2/3)\times300{,}000\ \mathrm{km/s}} +\frac{100\ \mathrm{bytes}}{8\ \mathrm{Gbits/s}}+5\ \mathrm{ns} \end{aligned} $$ 将所有项换算成纳秒，OCN 的总延迟为： $$ \begin{aligned} T_{\mathrm{OCN}} &=5\ \mathrm{ns}+\frac{0.5\ \mathrm{cm}}{(2/3)\times300{,}000\ \mathrm{km/s}} +\frac{100\times8}{8}\ \mathrm{ns}+5\ \mathrm{ns}\\ &=5\ \mathrm{ns}+0.025\ \mathrm{ns}+100\ \mathrm{ns}+5\ \mathrm{ns}\\ &=110.025\ \mathrm{ns} \end{aligned} $$ 代入 SAN 的相应数值： $$ \begin{aligned} T_{\mathrm{SAN}} &=0.305\ \mu\mathrm{s}+\frac{5\ \mathrm{m}}{(2/3)\times300{,}000\ \mathrm{km/s}} +\frac{100\ \mathrm{bytes}}{8\ \mathrm{Gbits/s}}+0.405\ \mu\mathrm{s}\\ &=0.305\ \mu\mathrm{s}+0.025\ \mu\mathrm{s}+0.1\ \mu\mathrm{s}+0.405\ \mu\mathrm{s}\\ &=0.835\ \mu\mathrm{s} \end{aligned} $$ 代入 LAN 的相应数值： $$ \begin{aligned} T_{\mathrm{LAN}} &=3.005\ \mu\mathrm{s}+\frac{5\ \mathrm{km}}{(2/3)\times300{,}000\ \mathrm{km/s}} +\frac{100\ \mathrm{bytes}}{8\ \mathrm{Gbits/s}}+4.005\ \mu\mathrm{s}\\ &=3.005\ \mu\mathrm{s}+25\ \mu\mathrm{s}+0.1\ \mu\mathrm{s}+4.005\ \mu\mathrm{s}\\ &=32.11\ \mu\mathrm{s} \end{aligned} $$ 代入 WAN 的相应数值： $$ \begin{aligned} T_{\mathrm{WAN}} &=30.005\ \mu\mathrm{s}+\frac{5000\ \mathrm{km}}{(2/3)\times300{,}000\ \mathrm{km/s}} +\frac{100\ \mathrm{bytes}}{8\ \mathrm{Gbits/s}}+40.005\ \mu\mathrm{s}\\ &=30.005\ \mu\mathrm{s}+25{,}000\ \mu\mathrm{s}+0.1\ \mu\mathrm{s}+40.005\ \mu\mathrm{s}\\ &=25.07\ \mathrm{ms} \end{aligned} $$ 长距离情况下，飞行时间占总延迟的比例增大，且传输错误更容易发生；因此，WAN 和 LAN 采用更复杂、更耗时的通信协议，使发送与接收开销增大。标准化的需要也是原因之一。此外，从几十个、几百个、几千个到数万个设备，不同互连网络领域中典型应用对协议提出的要求，也会增加复杂性。后面讨论连接两个以上设备时，还会考察这一问题。 上述例子表明，对 WAN 和某些 LAN 而言，飞行时间中的传播延迟极大，其他延迟分量，包括发送与接收开销，实际上都可以忽略。但 SAN 和 OCN 并非如此：与开销和传输延迟相比，传播延迟很小。请记住，这个例子只考虑了信号在链路中的传播，忽略了交换机及网络中其他硬件造成的飞行时间。在不拥塞的 WAN 和 LAN 中，交换机延迟通常远小于端节点开销和链路传播延迟；但对多处理器 SAN 和多核 OCN 而言，不一定如此，后面将会看到这一点。 到目前为止，我们只考察了单个分组的传送，并计算其端到端总延迟。为了计算两个联网设备的有效带宽，需要考察它们之间连续传送的分组流。必须记住，对给定成本与功耗目标进行优化的网络，除了要尽量缩短分组延迟，还要在尽可能短的时间内传送尽可能多的可用信息；衡量这一点的指标就是网络交付的有效带宽。 对于不必等到应答就能发送下一分组的应用，发送方可以将后续分组的发送开销，与先前分组的传送延迟和接收开销重叠。这本质上是将网络上的分组传输流水化，也称**链路流水化**。幸运的是，正如本书前面各章所述，许多应用领域都允许多个应用，或同一应用的多个线程并发通信，例如 Web 服务器并发处理数千个客户端请求，或流媒体传送。因此，设备能够连续发送分组流，而不必等待确认或应答。此外，长消息在传送前通常会拆分成最大大小的分组，在这种情况下，也会连续向网络注入多个分组。若无法实现这种重叠，就必须等到前一分组被确认之后才能发送后一分组，性能会显著下降。 对流水化传送的分组进行确认也很直接：只需在源端保留所有已发送但尚未确认分组的副本，并跟踪返回确认与缓冲分组之间的对应关系。发送方收到相应确认后，便将分组从缓冲区移除。确认中包含该分组的消息 ID 和序号，就能建立这种对应关系。此外，每个缓冲分组必须关联一个独立定时器，以便超时后重传。 网络分组传送的流水化，与处理器内部计算的流水化有很多相似之处，但也存在差别，例如不需要任何级间锁存器。信息只是以连续信号波的形式在网络链路上传播。因此，可以将网络看成具有所需任意级数的逻辑流水线，使飞行时间不影响可实现的有效带宽。前一分组传输结束后，可以立即开始下一分组的传输，从而将当前分组的发送开销，与先前分组的传送延迟及接收延迟重叠。 如果发送开销小于传输时间，分组便能背靠背地连续传输；持续发送时，有效带宽趋近于原始链路带宽。反之，如果发送开销大于传输时间，注入点的有效带宽就会远低于原始链路带宽。对于每条持续向网络注入分组流的链路，其**链路注入带宽** \(BW_{\mathrm{LinkInjection}}\) 为： $$ BW_{\mathrm{LinkInjection}}= \frac{\text{分组大小}}{\max(\text{发送开销},\text{传输时间})} $$ 还必须考虑接收方无法以分组到达速率消耗分组的情况。如果接收开销大于发送开销，接收方处理到达分组的速度不够快，就会出现这种现象。此时，网络每条接收链路的**链路接收带宽** \(BW_{\mathrm{LinkReception}}\) 小于链路注入带宽，其表达式为： $$ BW_{\mathrm{LinkReception}}= \frac{\text{分组大小}}{\max(\text{接收开销},\text{传输时间})} $$ 两个设备通过专用链路通信时，一个设备发送的全部分组都由另一个设备接收。如果接收方无法足够快地处理分组，其缓冲区就会填满，流量控制将限制发送方的传输。由于这种情况来自网络外部的原因，这里不作进一步讨论。另外，如果接收开销大于发送开销，接收缓冲区同样会填满，流量控制也会限制发送方的传输。在这种情况下，从平均效果看，流量控制相当于用接收开销替代发送开销。 假定网络理想地表现为两条方向相反、以满链路带宽运行的专用链路，这与迄今为止对网络的黑盒认识一致，则有效带宽等于“注入带宽的两倍”和“接收带宽的两倍”中的较小者。乘以二，是因为两个设备各有一条注入链路。由此得到： $$ \begin{aligned} \text{有效带宽} &=\min\left(2\times BW_{\mathrm{LinkInjection}},2\times BW_{\mathrm{LinkReception}}\right)\\ &=\frac{2\times\text{分组大小}}{\max(\text{开销},\text{传输时间})} \end{aligned} $$ 其中，\(\text{开销}=\max(\text{发送开销},\text{接收开销})\)。结合传输时间的表达式，可以看出：当传输时间大于开销时，网络交付的有效带宽就等于聚合网络带宽。因此，只要网络行为理想，即为基于 credit 和 Xon/Xoff 的流量控制提供足够的 credit 与缓冲区，就能充分利用网络，而与飞行时间以及分组传播距离无关。 这个分析假定发送方与接收方的网络接口一次只能处理一个分组。如果可以并行处理多个分组，例如 IBM Federation 网络接口的做法，那么这些分组的开销就能重叠，使有效带宽按重叠倍数提高，直到达到传输时间规定的上限。 下面利用前述表达式，考察分组大小、传输时间和开销对 OCN、SAN、LAN、WAN 中链路注入带宽、链路接收带宽及有效带宽的影响。 ### 例题：分组大小与有效带宽 与上一例相同，假定专用链路网络连接 OCN、SAN、LAN 或 WAN 中的两个设备，每条链路每个方向的数据带宽为 8 Gbps。对于 4 字节（一个 32 位字）到 1500 字节（以太网最大传输单元）的分组，绘制各类网络中有效带宽随分组大小变化的曲线。端节点的每分组发送与接收开销仍分别为 \(x+0.05\ \mathrm{ns/byte}\) 和 \((4/3)x+0.05\ \mathrm{ns/byte}\)；OCN、SAN、LAN、WAN 的 \(x\) 分别为 0 μs、0.3 μs、3 μs 和 30 μs。什么因素限制了有效带宽？分组大小达到多少时，有效带宽与聚合网络带宽的差距不超过 10%？ **解答** 图 F.6 利用上述简单表达式和参数，绘出了四种网络领域中有效带宽随分组大小变化的曲线。对 OCN 而言，在所有分组大小下，传输时间都大于发送或接收开销，因而能够充分利用 16 Gbps 的聚合带宽，即将注入链路（或接收链路）带宽乘以二，以计入两个设备。 ![四种网络的有效带宽随分组大小变化的半对数曲线](/figures/app-f/fig-f-6.png) {#fig-F.6 .wide .expand num="F.6" caption="四种网络领域中有效带宽随分组大小变化的半对数图。增加分组大小可以分摊开销，但当开销过大时，例如 WAN 和某些 LAN，仅增大分组并无多大帮助。其他因素也会限制最大分组大小。"} 图内横轴为分组大小（bytes），纵轴为有效带宽（Gbit/s）；四条曲线分别对应 OCN、SAN、LAN、WAN。 对 SAN 而言，当分组小于约 800 字节时，开销，具体说是接收开销，大于传输时间；因此，要利用至少 90% 的聚合带宽，分组必须达到 655 字节或更大。对于 LAN 和 WAN，在本例所有分组大小下，开销都远大于传输时间，因此大多数链路带宽未被利用。 > **译注：** 原图、原解答中的约 800 字节和 655 字节按原书保留。若严格代入题干给定的 SAN 参数，接收开销为 \(400+0.05P\) ns，传输时间为 \(P\) ns（\(P\) 为分组字节数）；两者相等时约为 421.1 字节，达到 90% 带宽所需约为 377.0 字节。因此，题干参数与图、解答的阈值并不一致，不应把原图阈值当作该组参数的精确计算结果。 这个例子说明，要使网络交付的有效带宽最大化，降低相对于分组传输时间的发送与接收开销十分重要。 上述分析表明，可以通过检查分组经过的路径、确定瓶颈位置，给有效带宽求出一个上界。我们可以将这个思路扩展到网络接口之外：把整个端到端网络看作一条管道，并找出其中最窄的部分。需要关注三处：全部网络注入链路的聚合及其**网络注入带宽** \(BW_{\mathrm{NetworkInjection}}\)；全部网络接收链路的聚合及其**网络接收带宽** \(BW_{\mathrm{NetworkReception}}\)；以及全部网络链路的聚合及其**网络带宽** \(BW_{\mathrm{Network}}\)。随着后面逐步揭示网络黑盒的内部结构，将给出这些带宽的表达式。 到目前为止，我们假定只互连两个设备时，黑盒网络表现理想，网络带宽等于聚合原始网络带宽。实际上，网络带宽可能远低于聚合带宽，下面各节将说明这一点。一般而言，网络端到端交付给应用的有效带宽，受上述三个潜在瓶颈区域中最小值的限制： $$ \text{有效带宽}=\min\left(BW_{\mathrm{NetworkInjection}},BW_{\mathrm{Network}},BW_{\mathrm{NetworkReception}}\right) $$ 后面随着对互连网络了解加深，并考察互连两个以上设备的一般情况，还会进一步扩展这个表达式。 本附录的一些小节将介绍相应概念在高端商用产品中的具体实现。图 F.7 列出了几种商用计算机；它们都曾在其发展历程的某个时刻，成为同类中全球性能最高的系统之一。虽然这些系统能够互连两个以上设备，但同样实现了仅互连两个设备所必需的基本功能。本节讨论的问题不仅适用于这些系统中的 SAN，也适用于从 OCN 到 WAN 的其他互连领域。 | 公司 | 系统［网络名称］ | 推出年份 | 最大计算节点数［每节点 CPU 数］ | 最大配置占地 | 分组最大大小［首部］（字节） | 每节点注入［接收］带宽（MB/s） | 最小发送／接收开销 | 最大铜缆长度；流控；检错 | | --- | --- | ---: | --- | --- | --- | --- | --- | --- | | Intel | ASCI Red Paragon | 2001 | 4510［×2］ | 2500 ft² | 1984［4］ | 400［400］ | 数 μs | 握手；CRC＋奇偶校验 | | IBM | ASCI White SP Power3［Colony］ | 2001 | 512［×16］ | 10,000 ft² | 1024［6］ | 500［500］ | 约 3 μs | 25 m；基于 credit；CRC | | Intel | Thunder Itanium2 Tiger4［QsNet II］ | 2004 | 1024［×4］ | 120 m² | 2048［14］ | 928［928］ | 0.240 μs | 13 m；基于 credit；链路与目的端 CRC | | Cray | XT3［SeaStar］ | 2004 | 30,508［×1］ | 263.8 m² | 80［16］ | 3200［3200］ | 数 μs | 7 m；基于 credit；CRC | | Cray | X1E | 2004 | 1024［×1］ | 27 m² | 32［16］ | 1600［1600］ | 0（直接 LD、ST 访问） | 5 m；基于 credit；CRC | | IBM | ASC Purple pSeries 575［Federation］ | 2005 | >1280［×8］ | 6720 ft² | 2048［7］ | 2000［2000］ | 约 1 μs，最多并行处理 4 个分组 | 25 m；基于 credit；CRC | | IBM | Blue Gene/L eServer Sol.［Torus Net.］ | 2005 | 65,536［×2］ | 2500 ft²（每 1K 节点机架为 0.9 × 0.9 × 1.9 m³） | 256［8］ | 612.5［1050］ | 约 3 μs（2300 周期） | 8.6 m；基于 credit；CRC（首部／分组） | {#fig-F.7 .wide .expand num="F.7" caption="商用高性能计算机系统中互连网络的基本特征。"}