该模型是由信元产生器、交换结构、输出队列组成 ， 其中输出队列包含用于存储各个会话的信元的缓存和WFQ调度器 。根据假设（1） ， 在仿真模型中 ， 信元的产生、交换和调度输出都将在一个时隙内同时进行 。本文使用模块化的设计思路实现该模型 ， 基于两点考虑：一是模型各主要组成部分交互关系简单、直接；二是方便模型的改进和扩展 。图2表示了模型的工作流程 。
我们使用标准C语言在Linux下实现了该模型 。进行仿真时 ， 各模块的参数全部放在一个配置文件内 ， 在初始化步骤中对WFQ模型设置参数 ， 仿真结果可以输出到屏幕上 ， 也可以输出到文件中 ， 不支持图形输出 。
3．1 信元产生器
信元产生器负责生成信元 ， 是模型的数据源 ， 在每个时隙到来时最先运行 。根据假设（2） ， 每个端口的信元产生器相互独立的工作 ， 依据各个会话负载参数p（0≤p≤1） ， 主要产生服从独立同分布的贝努利到达过程信元：每个时隙内产生信元的数目服从p的0～1二项式分布 。产生的信元假如均匀地分配给各个会话 ， 称为均匀独立同分布的贝努利过程；否则称为非均匀独立同分布的贝努利过程 。
在模型中 ， 信元的产生只是生成一个复杂的数据结构 ， 并没有类似现实的信元的具体内容 ， 释放这个数据结构的过程模拟了信元的输出过程 。
3．2 交换结构
交换结构主要负责信元的传送 ， 完成输入与输出端之间的连接 。本模型提供一种逻辑的支持输出排队的交换结构 ， 当输入端产生信元后 ， 负责将信元传送到正确的目的地 ， 即把产生的信元元素转移到输出缓存中 。
此外 ， 交换结构还负责为每个到达的信元计算时间标签 ， 与式（1）不同的是 ， 这里只为会话i维护2个时间标签：会话i当前等待调度的信元的服务结束时间标签F（i）和会话i的服务结束时间标签SF（i）（会话最后一个信元的服务结束时间标签） ， 并不需要为每个信元记录时间标签 。和“WFQ调度器”协助工作 ， 共同完成信元的调度输出 。
3．3 输出队列
由于信元在输出端发生输出竞争 ， 为了缓解拥塞 ， 需要设置输出队列用于缓存信元 ， 并负责队列的治理 。模型中输出队列包含2部分：输出缓存和WFQ调度器 。
输出缓存用于存储等待发送的信元 ， 每个逻辑独立的输出缓存只为一个会话服务 。每个输出队列中只包含N个输出缓存 ， 每个输出缓存对应一个输入端 。输出缓存使用双向链表实现 ， 链表的数据项为信元 。如上所述 ， 每个输出端维护N个这样的链表 。
WFQ调度器负责按SFF策略调度并输出信元 ， 同时更新系统虚时间函数 。WFQ调度器每个时隙执行一次 。具体形式化描述见文献［4］ 。
4 仿真结果
本节主要对基于信元的WFQ模型进行仿真研究 ， 分析了带宽分配公平性性能 ， 并与FIFO做了比较 。为绘图清楚 ， 假设每个输出端有4个会话 ， 对于输出端1 ， 4个会话分别标示为flow（1 ， 1） ， flow（2 ， 1） ， flow（3 ， 1）和flow（4 ， 1） ， 预约归一化带宽为0．4 ， 0．3 ， 0．2 ， 0．1 ， 并且每个会话负载是相同的 。
在上述数据流到达情况下 ， 图3和图4分别表示在FIFO和WFQ调度下带宽的分配 。
（1）当各会话负载p≤0．25时 ， 输出队列能满足他们的带宽需求 ， 因此在FIFO和WFQ分配给各会话所需的带宽 。
（2）当p＞0．25时 ， FIFO不考虑各会话的预约 ， 将带宽平均分配给4个会话 ， 这违反了文献［1］中的公平性原则 。也就是说 ， FIFO不具备公平排队的能力 。而对于WFQ ， 我们从图4中可以看出 ， 当p＞0．4时 ， 各个会话带宽需求都超出他们的预约 ， WFQ则按预约带宽分配给相应的会话 。当0．25≤p≤0．4时 ， WFQ仍然是公平的 。
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