时槽是一个固定长度的二进制位串，对应一个特定的时间片段，每个站点只能在时间片内发送数据。时间被分成离散的间隔，即时槽。帧的传输总是从某一个时槽的起点开始发送，一个时槽可能包含0、1、或者多个帧，分别对应于空闲的时槽、一次成功的发送，或者一次冲突。

Crossbar是一种无阻塞的交换结构，以时隙同步方式运作，在一个服务时隙内受限于每个入口(或出口)最多与一条出口(或入口)连通的条件，Crossbar最多可以在N对输入输出、端口之间同时建立连接(N 为交换机规模)，也即一个服务时隙内每个入口(或出口)最多发送(或接收)一个信元，同一个服务时隙内最多有N 个信元被交换，在输入单元内部其他已接收信元则进入缓存等待调度，作如下假定：

(1) 交换机端口数量为N，且各端口线速率相同；

(2) 交换机内部以定长信元的方式交换数据；

(3) 交换结构加速比S=1，即交换结构的服务时隙等于交换机端口发送或接收一个信元的时延；

(4) 各输入单元上的缓存按VOQ(virtual output queueing)方式存储等待信元。

一种新的基于单级Crossbar的输入排队调度策略，该调度策略综合了以上两类调度策略的优点，通过对EPFTS交换机不同端口对上的聚集业务流进行区分，保障各聚集业务流上已预定的传输时槽数量。

在EPFTS 交换环境下，各端口最大吞吐速率以单位时间内可传输的定长物理帧数量(即物理帧时槽数量)来表示。由于允许进入SUPANET的业务流在虚通路建立过程中，其速率需求映射为适当的时槽数，并在沿途所有EPFTS交换节点上预定，虚通路建立成功后，其在各交换节点上输入、输出端口以及预定时槽数等信息均保存于本地信息库中。EPFTS 交换机各端口对上聚集业务流的速率需求可通过查询本地信息库得知。由于EPF 帧本身为定长的数据块，为简便起见，我们假设EPFTS交换机即以EPF 帧作为内部交换用的定长信元，各输入端上指向同一输出端j的VOQ子队列构成输出端j的虚拟输入队列(virtual input queueing，简称VIQ)。

为了确保 EPFTS交换机输入、输出端口对上预定的时槽数量能够得到满足，需要控制各端口对实际获得的系统服务速率，为此，我们在交换结构每个端口上维护一张端口(输入端口或输出端口，简称入口/出口)清单，根据各端口对上已预定时槽数量控制各端口发送或接受请求.下面分析在各端口上维护端口清单的机制和方法:

类似于WRR(weighted round robin)调度算法，输入端i视所有的VOQij为其服务对象，以(i→j)上预定的时槽数sij作为队列VOQij的权值；假设端口i上的服务周期长为Mi个服务时隙，则每个服务周期内VOQij应获得的服务次数为Mi×sij/fi，即平均每隔fi/sij个时隙，队列VOQij即应得到一次服务.但由于端口发生冲突，VOQij上的服务并不总是及时得到满足，为此，以sij为子队列VOQij和VIQji在每个服务时隙上的步进权值，并引入变量vij和变量cij用于记录VOQij上应服务但尚未服务的时隙个数，分别称为累积信用和冗余信用；所有vij=0的子队列都将被拒绝服务。同样，输出端j视所有虚拟子队列VIQ为其服务对象，实施相同的控制机制。这样，各端口将为本地每个子队列新增两个变量vij，cij，用来记录该子队列当前的有效信用(有效信用定义为冗余信用+累积信用×端口预定时槽总数)。各端口根据本地子队列的有效信用维护相应的端口清单。最终，TRWFS调度策略中每个服务时隙的仲裁。

为了保障业务流的端到端的传输服务质量，要求终端应用在数据传输开始之前需先通过控制信令建立起端到端的虚通路，当虚通路建立时，对应于其业务传输速率需求的时槽数在沿途各EPFTS交换节点都得到了预定并在本地的业务速率需求矩阵中保存，因此，各端口对上当前活动业务流时槽需求总数是已知的。总之，TRWFS 的基本策略就在于通过各端口对上的预定时槽数量来控制二相迭代的匹配过程。TRWFS的3种实现形式，用于探索该调度策略的复杂性和有效性.最终的实验结果表明，TRWFS策略结合一般轮询迭代的实现方式，具有系统吞吐率高、业务流需求速率保障能力强的特点，并且在时间和空间上的实现复杂度与一般轮询算法接近，即使当业务负载发生变化时，相关参数的更新过程也比较简单，因此比较适合在高速EPFTS交换节点中实现。