CN1087542C - 含有用户单元和操作维护单元的单元流整形方法 - Google Patents

Abstract

在本发明提出的对由用户单元(U1至U7)和操作维护OAM单元(01至06)组成的单元流(CS1)进行相互延迟的整形方法中，整形延迟取决于单元类型，当相邻单元都是用户单元(U1、U2)时等于用户单元的最大单元率的倒数，当相邻单元的第二个单元是OAM单元(01至07)时等于上述倒数的分数(TU/3)，当相邻单元的第一个单元是OAM单元(03)而第二个单元是用户单元(U6)时则等于上述倒数减去两个用户单元(U5、U6)之间的OAM单元数与上述分数的乘积。

Description

含有用户单元和操作维护单元的单元流整形方法

本发明与一种对由第一、第二两种单元组成的单元流进行整形的方法有关，这种方法包括将单元流中接收时间相隔不是一个整形延迟的相邻单元相互延迟到相隔整形延迟这一步骤。

这种方法在“用户单元和操作维护(即OAM)单元的集体或分离整形”(“Aggregate or separate shaping of user cells and(oper-ation and maintanance or)OAM cells”study item 19 on the ITU-TS Living List)中已经有所说明。其中第一种可选方案就是上述的集体整形，即将相邻单元，无论是哪种单元，都加以相互延迟。在这种众所周知的方法中，整形延迟是呼叫建立时协定的第一种单元(即用户单元)和第二种单元(即OAM单元)的最大单元率之和的倒数的一个函数。

正如所知的那样(如从上述文件可见)，这种已知的集体整形方法的缺点是，在作为由一个处理这些单元的接收终端所接收到的用户单元流中会有超过与上述所定的最大单元率相应的到达时间间隔的间隙(亦即相互延迟)。这些间隙增大了这个接收终端所要经受的单元延迟变化，特别对于那些低比特率的单元流来说，这是不能接受的，因为单元延迟变化(即CDV)的增加就相当于服务质量(即QoS)的降低。

因此，正如从以上文件中可以看到的那样，近来考虑了另外一些不采用集体整形的方案。从这些方案中最有前途的是第四种，按照这种方案，用户指出对于用户单元(即第一种单元)要按照等于用户单元的最大单元率的倒数的整形延迟加以整形，而对于OAM单元(即第二种单元)则不需要加以整形，直接通过。

虽然这种方案可以提供好的服务质量，但也存在一系列缺点。在“OAM单元流实施方法”(“Enforcement of OAM cell flows”the France Telecom contributiom TD S.1.to ETSI/NAS of May10-14，1993)中，特别是在文中的3.1节，引证了其中的一些缺点。一个缺点是，需要额外发出信号，以便使用户可以提供一个具体的单元流中的OAM单元是否应该直接通过而不加整形。此外，在单元流之间进行这种鉴别违背了异步传送模式(即ATM)的基本原则，即ATM层的所有单元流应该同样对待。

此外，对于OAM单元不加整形的各单元流来说，不能使单元结集大大减少，而且特别是不能避免出现一些由这个单元流的用户单元和OAM单元构成的单元结集块。这也是为什么只能有选择地采用这种对OAM不加整形的方法的原因。最后，如果允许OAM单元不加整形，那么单元序列的整体性也不能保证。

考虑到现行整形方法的这些缺点，本发明提出回到以上所述集体整形方法。因此，本发明的目的是提出一种属于上述第一种类型的整形方法，但这种方法不会在用户单元之间产生间隙，同时既能保证单元序列的整体性，又能大大减少OAM单元之间和OAM单元与用户单元之间的结集。

为了达到这个目的，本发明所提出的方法包括这样一个步骤：当相邻的两个单元都是第一种单元时，根据第一种单元的一个预定的最大单元率的倒数求得整形延迟，否则，则根据作为该倒数的几分之一的分数求得整形延迟。

本发明的观点是，通过适当选择上述各分数，采用上述方法对各单元进行整形可以使用户单元之间的相互延迟等于所协定的用户单元的最大单元率的倒数从而达到最佳服务质量，同时也使OAM单元仍相对用户单元得到整形。也对OAM单元整形特别保证了可以获得单元序列的整体性，由于各分数选择适当，还保证了能不在用户单元之间产生间隙的情况下使集体或各子流的单元结集最小。

应该注意的是，在以上说明中所用的词“根据”是指这种整形方法可以考虑一个指示整形延迟可能与倒数或倒数的分数不同的程度的容差值。例如，在采用在本技术领域中众所周知的虚拟调度算法(即VSA)时，整形方法中就含有这样一个容差值，这个容差值在虚拟调度算法中称为所允许的单元延迟变化量(即CDV)，标为γ。然而，实现某种整形方法并不一定需要使用这种容差值，在这种情况下整形延迟精确等于上面提到的倒数或倒数的分数。此时，整形通常称作“分隔”。

还要注意的是，上述所有这些都隐含着所接收的相邻单元之间的延迟小于整形延迟。显然，如果情况不是这样，整形处理实际上就不再相互延迟这些单元，而是一接到后立即发出。参照以上有关容差值的说明，值得注意的是与以上不延迟一个单元的判决相应的整形延迟始终等于最大整形延迟，也就是说不考虑这个容差值。

本发明的一个特征是：当所述相邻单元的第二个单元是所述第二种单元时，所述整形延迟根据所述倒数的一个预定的第一分数求得，而当所述相邻单元的第一个单元是所述第二种单元而所述相邻单元的第二个单元是所述第一种单元时，所述整形延迟则根据所述倒数的一个可变的第二分数求得。所述可变的第二分数在所述倒数减去在所述第二个单元前所接连收到第二种单元的数目与所述第一分数的乘积所得到的值大于零时就等于这个值。

可以清楚地看到，由于选择了以上这样的第一、第二分数，相继的两个用户单元始终被相互延迟成相隔了用户单元的最大单元率的倒数，这正是要提供最佳服务质量所要求的。然而，为了使这个计算得到的值大于零从而保证上述延迟，在两个用户单元之间所接收到的OAM单元的数目必需有一个上限。

这就导致了本发明的下列重要特征：所述预定第一分数等于所述倒数除以一个整数，而这个整数等于第二种单元接连出现数目的理论上限加一。

可以证明，在有这样一个上限的情况下(这个上限取决于采用本方法的用户和网络产生OAM单元的机制)，从以上各特征可以得到一个通常始终能象上述那样计算出来的第二分数。此外，由于有这个特征，再注意到上述上限以及对两个相继用户单元之间相互延迟的限制，就可以使在OAM单元之间以及在用户单元和OAM单元之间的结集成为最小。

本发明的另一个特征是：所述整数是可以根据所述理论上限加以程序控制的。

有了以上这些特征，本发明提出的这种整形方法就可以用于上述上限事先并不知道的网络，在这种网络中所采用的产生OAM单元的机制或者有多种不同的机制，或者这种机制尚未具体明确。

通过以下结合附图对一个实施例的说明，可以更清楚地看到本发明的上述这些和其他一些目的和特征，也可以对本发明本身有更深入的理解。在这些附图中：

图1示出了本发明所提出的整形方法的流程图；

图2a简略地示出了要用本发明所提出的整形方法加以处理的单元流CS1；以及

图2b示出了用本发明所提出的整形方法对单元流CS1进行处理后所得到的单元流CS2。

图1的流程图所示的整形方法用来对诸如图2a所示的单元流CS1进行整形处理。单元流CS1通常是前面的控制级的输出流，它由诸如U1至U7那样的一些第一种单元(亦即用户单元)以及诸如O1至O6那样的一些第二种单元(亦即操作维护单元)组成。本整形方法用来调整单元流CS1的各单元U1至U7、O1至O6之间的到达时间间隔，以便得到如图2b所示的经过调整的单元流CS2。

所以需要进行这样调整是因为上述控制级输出的单元流可以具有种种不同的通信模式，而通常希望只允许某些特定的通信模式在通信网络中传输，以便获得良好的服务质量和使网络的运载能力达到最大。由图可见单元流CS2的通信模式更为规则，因此可以更充分地利用网络的资源。

有两种不同类型的整形方法，第一种称为分隔方法，按照这种方法进行处理，各个单元到达时间间隔被控制成保持恒定不变，而第二种可以真正称为整形方法，这种方法，例如按照众所周知的虚拟调度算法处理，允许延迟可以在理论到达时间间隔左右有些变化，为了简明起见，这里仅对分隔方法进行详细说明，没有给出第二种类型的整形方法的具体实例，因为对于熟悉该技术领域的人们而言，只要将以下所述的恒定到达时间间隔看作理论到达时间间隔，就很容易将本发明所提出的各项原则用于这类第二种整形方法。

此外，还应该注意的是，如在“分隔控制器：一种有效的ATM网络UPC/NPC处理器”(“The Spacer-Controller：an efficientUPC/NPC”，by P.Boyer et al.，ISS 1992，October 1992，Vol.2，pa-per A9.3，PP.316-320)文中所述的那样，通常有一组采用这种方法的处理设备平行工作，它们所得到的各单元流CS2通过一个输出缓冲存储器(未示出)在同一通信线路上用多路传输的方式进行传输。这里对此不作详细说明，而是假定以下所讨论的发送时间相应于单元被送入上述输出缓冲存储器进行排队的时间。

图1所示的整形方法依次对在第一步10所接收到的各单元U1至U7、O1至O6进行整形处理。每个单元的到达时间记为t。为了简明起见，设单元流CS1的第一个单元U1的到达时间t为零。为了更好的理解本发明所提出的方法，还必须注意到以下所用的两个参量TU和X的含意。首先，TU表示在两个用户单元之间的一个恒定的到达时间间隔，它是从在呼叫建立时所协定的用户单元的最大单元率计算出来的。其次，(x-1)表示用户和网络在相继的两个用户单元之间可以产生的OAM单元的数量的上限。按照产生这些OAM单元的机制，也就是说按照可容许的这些单元的脉冲串长度，参量X可以是1至64之间的一个值。

在接到CS1的一个单元后，也就是在步骤10后，在步骤11检验所接收的这个单元是否为CS1的第一个单元。如果是(即结果为肯定y)则表示自接收上一个用户单元后的积累延迟的变量△以及表示这次所处理的这个单元的理论发出时间的变量TDT均初始化为零。如果这个单元不是CS1的第一个单元(即结果为N)，则在步骤13对这个单元进行另一个检验。

这个检验是确定单元的类型，即确定这个单元是一个用户单元还是一个OAM单元。如果是用户单元(即结果为USER)，则进至步骤14，确定△是否小于TU。如果是(即结果为y)则执行步骤15，令TDT等于上一个TDT值加上TU减去△。否则(即结果为N)则转至复位步骤16，将△值复位为零。在步骤15后也执行这个复位步骤。

如果在步骤13发现本单元是一个OAM单元(即结果为OAM)，则进至步骤17，在上述已经说明过的步骤12和16后也执行这个步骤。在步骤17，对积累延迟进行更新，令它等于上一个积累延迟△加上TU/X。在步17延迟△经过这样积累后，进至步骤18，检验所接收到的这个单元的到达时间是否早于TDT的现行值所指示的时间，即检验t是否小于TDT。如果不是(即结果为N)，则在步骤19为用本整形方法要处理的下一个单元计算出一个新的TDT值，它等于本单元的接收时间t加上TU/X。在步骤19后，通过执行步骤22将这个单元发送出去。

相反，如果在步骤18的检验结果是这个单元是及时收到的(即结果为y)，则进至步骤20，执行一个等待程序，一直等待到TDT的现行值所指示的时间到达。在这个等待程序后，执行步骤21，计算出一个新的TDT值，以便正确发送用本发明的方法要处理的下一个单元，这个新的TDT值等于上一个TDT值加上TU/X。

在步骤21后，通过执行步骤22将现行单元发送出去。在发送操作结束后，如果在对现行单元进行处理期间已经接收到下一个单元，那么本发明的整形方法直接在步骤10再次开始执行。如果在此期间尚未接收到下一个单元，则等待到接收了下一个单元后再次执行在步骤10开始的上述流程。

从以上说明中可以清楚地看到，该流程将图2a所示的单元流CS1重新配置成图2b所示的单元流CS2。下面将详细说明这个过程。

对于第一个用户单元U1来说，因为上面假设了这个单元U1^*是在t＝0时收到的，因此在步骤18所执行的结果为N，所以这种整形方法得出直接发送这个单元，亦即在t＝0时发送这个单元。在处理了这个单元后，由于执行了步骤12、17和19，因此变量TDT和△都为TU/X。在这个例子中，如由图2b所见，TU等于6个单元的时隙，而x＝3。具体地说这表示，如果单元的时隙与一个155兆位/秒的通信线路相应，则用户单元U1至U7的最大单元率为155兆位/秒除以6，而在相继的两个用户单元U5和U6之间的相继OAM单元O2至O3的数量的理论上限为(x-1)，即最多为2。

对于在t＝5接收到的下一个单元U2来说，在步骤13检验出它是一个用户单元，因此进至步骤14。由于在这个情况下积累延迟△小于TU，因此进至步骤15，计算TDT。这步骤的执行结果是，U2的TDT值(在图2b中标为TDTU2)等于TU，可见这个计算消去了积累延迟△得到相继的用户单元U1和U2之间的相互延迟为TU。对于这个单元U2来说，步骤18验明它是及时收到的，亦即U2的接收时间t＝5小于TDTU2＝TU＝6，因此在步骤20执行等待程序，等待TDTU2-t＝1个单元的时隙的时间。在这个等待步骤后发送出这个单元U2，结束了对单元U2的处理，此时△和TDT的值分别为TU/X和TU+TU/X。

对于接着在t＝13时接收到的单元U3，处理方式与上述单元非常相似，只是所计算得的TDT值TDTU3等于2×TU，小于t＝13。因此在步骤18的检验结果是单元U13不是及时收到的。所以对于这个单元U3执行步骤19，将TDT值更新为t+TU/X，亦即更新为13+2＝15，然后立即，也就是在时间t＝13，发送出单元流CS2的这个单元。

对于接着在t＝17时接收到的单元U4，整形操作与对于单元U3的相同，这次所得的TDT值TDT U4等于19，因此必需在等待步骤20等待TDTU4-t＝2个单元时隙的时间。在步骤21所计算得的最终TDT值为TDT U4+TU/X＝21，而△值为TU/X。

接下来的单元O1是在t＝19时收到的。在步骤13发现这是一个OAM单元。与前面的那些用户单元U1至U4不同，对于这样一个OAM单元O1，积累延迟△不是复位，而是再累加一个值TU/X，因此在处理了这个单元O1后，积累延迟为2×TU/X。此外，直接取在处理上一个单元U4的结束时所计算得的TDT值作为对于单元O1的理论发出时间TDT O1。在这个情况下，由于t＝19小于TDTO1＝21，因此必需等待2个单元时隙，在步骤21将TDT值更新为TDT O1+TU/X＝23后，在t＝21时发送出单元O1。

然后，这种整形方法发现在t＝20时所接收到的下一个单元是一个用户单元U5，因此执行步骤14的检验。由于△＝2×TU/X小于TU，因此对于这个用户单元U5执行步骤15，得到这个单元U5的TDT值TDT U5为23+6-4＝25。此后，对于这个用户单元U5，执行例行的处理步骤，结果是等待5个单元时隙后在t＝25时发送这个用户单元U5。再次可以看到，由于TDT和△的相互配合，无论在两个相继的用户单元U4和U5之间需要处理的OAM单元有多少总能使这两个用户单元之间的总延迟确定为TU。在处理了U5后，由于步骤16、17和21，得到TDT等于25+2，△等于TU/X。

以下的两个单元O2和O3在步骤17发现都是OAM单元，所以需要分别相对它们的前一个单元U5和O2延迟TU/X，相应的TDT值分别为TDTO2＝27和TDTO3＝29。由于这两个单元都是及时收到的，因此这两个TDT值也就是单元O2和O3的相应发送时间。应该注意的是，在处理了单元O3后，TDT的值等于31，而△的值等于TU。这样，对于下一个又是用户单元的单元U6来说，由于在步骤14发现△＝TU，因此不需要重新计算TDT的值，TDT的上次值就是TDT U6，所以在这个时刻发送单元U6。可以看到，前面对U2和U5所作的说明现在同样能用来说明U6相对U5延迟的情况。

最后，所示出的最后一串单元O4至O6、U7是用来说明当可能接收到比上述上限还多的接连OAM单元O4至O6(在这个例子中指接收到诸如O4至O6那样3个或更多个接连OAM单元)时本发明所提出的整形方法的处理情况。如果是这个情况，则可以证明在处理了这些OAM单元的最后一个单元O6后，积累延迟△大于TU。这样，对于这些OAM单元以及随后的用户单元U7，所使用的TDT值就是在处理上一个单元时在步骤21所计算得的值。具体地说，这些单元O4至O6和U7都相互延迟了TU/X先后被发送出去。对于这些个数超过以上理论上限的单元来说可以证明这是可能达到的最小延迟，从而使得在诸如U6和U7那样的两个用户单元之间引入的超过TU的间隙(即相互延迟)为最小，这是极为重要的。

以上结合具体实施例对本发明的原理进行了说明，但显然可以理解，这说明只是示例性的，并不对本发明的范围有所限制。

Claims (7)

1.一种对一个由第一种单元(U1至U7)和第二种单元(O1至O6)组成的单元流进行整形的方法，它包括将所述单元流中接收时间相隔不足一个整形延迟的相邻单元(U1、U2)相互延迟成相隔所述整形延迟，所述方法的特征是所述方法还包括这样一个步骤：当所述相邻单元都是所述第一种单元时根据所述第一种单元(U1至U7)的一个预定最大单元率的倒数(TU)求得所述整形延迟，否则，则根据所述倒数的分数(TU/X)求得所述整形延迟。

2.按权利要求1所提出的方法，其特征是：当所述相邻单元的第二个单元是所述第二种单元(O1至O6)时根据所述倒数的一个预定的第一分数(TU/X)，当所述相邻单元的第一个单元是所述第二种单元而所述相邻单元的第二个单元是所述第一种单元(U1至U7)时则根据所述倒数的一个可变的第二分数，来求得所述整形延迟，所述可变的第二分数的值在所述倒数减去在所述第二个单元前所接连收到的第二种单元的数目与所述第一分数的乘积所得到的值大于零时就等于这个值。

3.按权利要求2所提出的方法，其特征是：当所述值小于或等于零时所述可变的第二分数等于所述第一分数(TU/X)。

4.按权利要求3所提出的方法，其特征是：所述预定的第一分数(TU/X)等于所述倒数(TU)除以一个整数(X)。

5.按权利要求4所提出的方法，其特征是：所述整数(X)等于第二单元接连出现数的理论上限(2)加一。

6.按权利要求5所提出的方法，其特征是：所述整数(X)是可以根据所述理论上限加以程序控制的。

7.按权利要求1所提出的方法，其特征是：所述单元流(CS1)是一个异步传送模式的单元流，所述第一种单元(U1至U7)是用户单元，而所述第二种单元(O1至O6)是操作维护单元。

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