CN1123175C - 用于atm服务器的链路层流量控制方法 - Google Patents

Abstract

用来服务于来自多个分组源的ATM信元流的链路层流量控制方法为每一个分组源确定请求的带宽份额并且在共享的FIFO缓冲区中使来自分组源的ATM信元排队。根据在预定义的时间段传送的ATM信元的数目，不违例分组源和违例分组源被识别。不违例分组源是那些在预定义的时间段需求的带宽不超过它们所请求带宽份额的分组源，而违例分组源是那些在同一时间段需求的带宽超过它们所请求带宽份额的分组源。为了在分组源之间维持公正性，不违例分组源被同意给予不超过它们所请求带宽份额的带宽，而剩余的、未给予不违例分组源的带宽被同意给予违例分组源。

Description

用于ATM服务器的链路层流量控制方法

互联的广域网(例如因特网)采用预定义的传输协议通过网络链路传输数据分组。典型的，被传输的数据分组根据多个不同的互联网协议(IP)中的任意一个来格式化。例如，自从70年代在ARPANET引入传输控制协议(TCP)，它已经成为被最广泛使用的传输协议，这在很大程度上要归因于最近这些年来TCP/IP因特网的爆炸性增长。除了TCP以外，其它的IP包括用户数据报协议(UDP)和实时传输协议(RTP)，它们主要用于具有实时数据传输需求的应用。

IP数据分组根据点到点协议(PPP)被进一步格式化，点到点协议提供了多协议数据分组通过点到点链路传输的标准格式。随着最近异步传输模式(ATM)的流行，提供多种网络服务和效应的标准异步数据PPP已在制定中，它将采用基于ATM网络的多种IP层。ATM协议采用定长的数据分组传输数据，该数据分组称为ATM信元。每个ATM信元是单一格式，包括一个48字节的净荷部分和一个5字节的信头部分。通过ATM服务器，ATM信元按照指定的路由通过分组交换机在两个端点之间建立的虚电路(VC)上传送。在分组交换机上采用适当的调度算法，则ATM协议能够处理多种类型的业务，每种类型要求有相应的服务质量(QOS)。对于传送实时视频数据，例如需要一个能够处理实时的截止期限的QOS。另一种QOS称为“尽量”，它是一类用于在因特网中传输数据分组的服务。对于“尽量”型的QOS，它没有实时的截止期限，也没有对可用带宽、时延或信元丢失率的保证。

为了提高通过网络链路的数据吞吐量，一些传输层(象TCP)包含拥塞控制和恢复算法。TCP拥塞控制的一个重要特征是它假定没有来自于基础网络和下层的支持来指示或控制拥塞。相反，固有的反馈信号(例如确认、超时和重复确认)被用于指明网络的状态。反馈信号通过修改发送者使用的窗口尺寸来控制注入网络的业务量大小。

尽管TCP被设计用于在传输层之下没有拥塞控制机制的网络中工作，但是，有各种理由在每个VC上采用ATM链路层流量控制方案。例如，一种链路层拥塞控制方案是：一旦发生拥塞就通过在反方向上向上层传输协议发送专用ATM信元来立即通知分组源。

多个链路层拥塞控制方案在ATM服务器中缓存到达的ATM信元。在广域网(WAN)中，其中成百上千的VC可以共享同一条链路，为了避免过高的缓冲量，通常共享缓冲区。在这样一个WAN中，常规的链路层拥塞控制措施被称为ATM及早包丢弃(ATM-EPD)。ATM-EPD在如下假定下操作，即一旦属于一个IP分组的ATM信元被丢弃，则属于同一IP分组的所有其它ATM信元也应当被丢弃，因为该IP分组在目的节点处不能被重新组装。使用传统的ATM-EPD算法，一旦ATM交换机的缓冲区占用量增加到超过一个预定义的阈值，则进入缓冲区的下一个新IP分组被选中，并且构成该包的ATM信元的整个块被丢弃。以这种方法，ATM-EPD算法有效地避免了包的分段去消耗网络资源以及引起更大的拥塞。

虽然传统的EPD算法能够区分进入共享缓冲区的不同IP流的ATM信元，但是它不能在不同IP分组源之间保证可用带宽的预定义份额。因此，在一个多业务网络(例如，同时支持TCP和UDP两种分组源的网络)中，端到端TCP拥塞控制算法会降低发送速率，这使得UDP分组源可以使用多于其合理份额的带宽。在这种情况下，UDP分组源可能会利用这些对TCP分组源造成损害的带宽。

为了在不同的IP分组源之间达到带宽利用率平衡，期望基础的ATM层提供一种机制，通过它各个IP源接受可用带宽的一个预定义份额。在IP/ATM类型的网络中特别存在这种情况，即对一些IP分组源应当给以某些QOS保证，而对其它的IP分组源则在尽量QOS原则下可以不给出QOS保证。因此，需要一个简单的链路层拥塞控制方法，它考虑到IP分组源的不同协议之间的公平性，同时又使链路带宽利用率最大和应用相应的带宽保证。

发明概要

简要地，本发明具体描述了ATM网络的链路层流量控制方法，为多个具有对应IP的ATM信元流接收请求链路带宽的指示。收到的ATM信元在共享的FIFO缓冲区中排队，该缓冲区拥有预定义的缓冲容量，为ATM服务器提供特定的链路总带宽。根据在预定义时间段期间参加排队的ATM信元的数目，服务于一个相应互联网协议的ATM信元的最大数目被确定下来，同时对应于多个分组源的请求链路带宽也被确定出最大数目。

本发明的方法在ATM服务器上实现，该ATM服务器有一个预定义缓冲尺寸的FIFO缓冲区，服务于到达的ATM信元。ATM服务器控制着从多个分组源到达的ATM信元流的流量，每个分组源根据一个或多个IP形成信元流。每个分组源向ATM服务器指示它请求的链路带宽。根据请求的的链路带宽，为每个分组源提供的总链路带宽的请求带宽份额被确定。在预定义时间段期间传输的ATM信元等于或低于它们请求的带宽份额的分组源被确定为不违例分组源，在同一时间段期间传输的ATM信元超过它们的总链路带宽的应得份额的那些分组源则被确定为违例分组源。不违例分组源被同意给予不超过它们请求的链路带宽份额的一份链路带宽份额。违例分组源被同意给予低于它们请求的链路带宽份额的一份链路带宽份额，以便剩余的带宽份额被充分利用。

根据本发明的一些较详细特征，违例和不违例分组源在预定义时间段结束时根据停-走方式被反复识别。在另一种安排下，当拥塞情况在例如当FIFO缓冲区中到达的ATM信元的数目超过一个预定义的阈值时被指示出来，违例和不违例分组源根据滑动时间窗的方式被识别。

根据本发明的另一些较详细特征，违例和不违例分组源通过在预定义时间段期间根据从分组源收到的相应ATM信元数目对分组源进行排序而被识别。接着，因超过服务器容量而溢出的ATM信元的总数被确定下来。根据溢出的ATM信元的总数，给予违例分组源的带宽使得不违例分组源只能利用不超过它们请求带宽的带宽。结果违例分组源利用了所有的剩余带宽。在一个典型实施例中，给予违例分组源的带宽在它们中间平等共享。这样，本发明为各个IP连接提供了带宽保证，而不论由共享同一缓冲区的其它IP连接所提供的业务量的多少。

附图简述

图1是体现根据本发明的链路层流量控制方法的ATM服务器的方框图。

图2是根据本发明的链路层流量控制方法的流程框图。

图3是一个时序图，它描述了在图2所示方法的滑动时间窗实施方案下信元的到达。

图4是一个体现图1所示ATM服务器中的FIFO缓冲区的缓冲区标定尺寸的框图。

本发明优选实施例详述

参考图1，显示了用在多业务ATM网络的虚电路中的ATM服务器10。ATM服务器10通过相应的链路接收ATM信元，这些ATM信元代表来自于多个(N)不同IP分组源12的数据分组。以一个众所周知的方式，数据分组根据相应的互联网协议(IP)格式化，例如TCP或UDP，每个IP都生成ATM信元的一个相应IP流。为了使本发明的描述简单化，假定每个IP分组源12在仅仅一个协议下产生一个IP流，例如，或者是TCP流或者是UDP流。但是应当注意到，本发明同样可应用到如下情形，即每个分组源能够提供各种IP流的混合的情形，例如，TCP和UDP流的组合。ATM服务器10包括一个具有特定容量的共享FIFO缓冲区14，用于缓存每秒钟一定数目(R)的ATM信元。因此，在时间段T期间，ATM服务器10具有最大容量来调度和服务于来自所有IP分组源12的总共R*T个信元。

参考图2，本发明的链路层流量控制的流程图描述了为每个IP流提供链路带宽的合理份额所采取的步骤，它与用于传输ATM信元的传输层无关。首先，带有相应互联网协议到达FIFO缓冲区的ATM信元流的请求带宽份额的指示被收到(方框201)。到达的ATM信元在FIFO缓冲区中排队(方框202)。根据请求的带宽份额的指示，ATM服务器标识多个分组源作为不违例分组源(方框203)。ATM服务器服务于不违例分组源的最大数目的ATM信元，因此给予它们不超过它们请求的带宽份额(方框204)。ATM服务器10标识了不能被服务的违例分组源的溢出数目的ATM信元，因此给予违例分组源剩余的带宽(方框205)。

在本发明中，应得带宽份额对应于请求的带宽份额(L_i)，后者是从分组源12的每个分组源接收的。每个分组源12可以以最简单的形式规定其请求的带宽份额(L_i)为在时间段T期间由该分组源传送或提供的一定数目的信元n_i，ATM信元的总数等于： ${\mathrm{\Σ}}_{i=1}^N{n}_i$

正如下详细描述的，ATM服务器10(包含一个为每一个分组源保存请求的带宽份额记录的存储区16)执行根据本发明的加权合理及早包丢弃(WFEPD)的算法。对于每个分组源WFEPD算法分配了请求带宽份额α_i，以便分配给所有IP分组源的请求带宽份额(α_i＞0)都满足如下的关系： ${\mathrm{\Σ}}_{i=1}^N{\mathrm{\α}}_i=1$

WFEPD假定请求的带宽份额α_i在ATM虚电路上建立IP会话时可以获知。在一种安排下，IP会话可以使用ATM信令来指示其带宽需求。如果网络能够提供该带宽，则会话建立。否则会话遭到拒绝。在另一种安排下，ATM服务器10通过一个管理表格预配置来给予某些用户该带宽的一定份额。网络操作员可以配置这些表格，例如，根据预订合同来进行配置。

根据每个IP流请求的带宽份额，WFEPD算法接着确定了分组源12是违例分组源还是不违例分组源。如果分组源12提供比它请求的带宽份额还要多的ATM信元，则它被看作违例分组源。根据本发明，ATM服务器10服务于所有的由不违例分组源提供的ATM信元，给予它们不超过它们请求的带宽份额的最大带宽。对于违例分组源，ATM服务器10服务的ATM信元与它们提供的ATM信元一样多，并丢弃尽可能少的溢出ATM信元。结果，当拥塞状况增加时，本发明可通过给予不违例分组源不超过它们请求的带宽份额而给予违例分组源尽可能多的带宽份额(尽管少于它们的请求带宽)的方式来达到高的带宽利用率。在本发明的优选实施例中，违例分组源被丢弃的ATM信元在传统的EPD方案中可能导致整个包的丢弃。

在本发明的一个方面中，WFEPD算法采用等待时间段T的停走(SAG)方案得到实现，在此后违例分组源被标识。通过SAG方案的实施，同意给予每个分组源12的带宽在时间段T终了时被确定下来。在时间段T之后(其间ATM服务器10使到达的ATM信元在FIFO缓冲区14中排队)，给予每个分组源12的带宽根据其请求的带宽份额(α_i)被确定下来。在本发明的另一方面中，当FIFO缓冲区14将溢出时，仅在拥塞情况被指示之后才通过采用滑动窗(SLW)方案来识别违例分组源而实现WFEPD算法。SLW方案跟踪在紧邻的前一个滑动时间窗期间到达的ATM信元数n_i(t)，所述滑动时间窗对应于时间窗[t-T，t]。在本发明的优选实施例中，拥塞情况在FIFO缓冲区占用量超过预定义的缓冲区溢出阈值(TH₁)的任意时间t被指示出来。这样，SAG和SLW方案的主要区别是前者在每个时间段T结束时重复地标识违例分组源，而后者在FIFO缓冲区溢出的最后一个时间段T期间确定确定违例分组源。

参考图3，采用SLW方案，则在任意给定时间t，来自于分组源12的被缓存的ATM信元的数目n_i(t)对应于在长度为T的最后时段到达的ATM信元的数目。假定一个新信元在时间t’到达第j个分组源，并且最后的到达发生在时间t＜t’，则第j个分组源(n_j)的计数器每到达一个ATM信元加1(或每离开一个ATM信元减1)。SLW方案向前移动T窗口一个时间，即从上一个信元到达或离开事件起已经经过的时间[t’-t]。对i的每个值，n_i计数器减去的信元数为ATM服务器10在时间间隔[t-T，t’-T]中服务的第i个分组源的信元数。在采用SLW方案的另一实施例中，不是在每次离开时连续更新n_i计数器，而是以一个固定的时间间隔Δ更新计数器，例如，这里Δ可以对应一个信元传输时间。此后，根据n_i计数器指示的拥塞情况已超出了溢出阈值(TH₁)，违例和不违例分组源被标识。

为了识别违例和不违例分组源，SLW和SAG这两种方案都根据从每个IP流收到的ATM信元数来使分组源12排序，这样的排序满足方程(1)

(1)Stream₁＞Stream₂＞…＞Stream_N，

当且仅当：

n₁/α₁＞＝n₂/α₂＞＝…＞＝n_N/α_N。如上所述，对于SAG方案，WFEPD算法在时间段T结束时使分组源排序。而在SLW方案中，只要FIFO缓冲区14的占用量低于溢出阈值(TH₁)，则每个输入的ATM信元都被接收并获得服务。当阈值(TH₁)被超出时，违例分组源根据上一时间段T的记录被标识。

在优选实施例中，在标识违例分组源之前，WFEPD算法首先确定溢出信元的数目(Ψ_T)，根据方程(2)： $\left(2\right){\mathrm{\Ψ}}_T:=\underset{i=1}{\overset{N}{\mathrm{\Σ}}}{n}_i-R*T$ 这样，溢出信元的数目对应于超出ATM服务器10的总容量的所有分组源12提供的ATM信元的数目。如果它大于0，则Ψ_T值表示ATM服务器10不能服务的ATM信元的数目。

这样，WFEPD算法标识了违例和不违例分组源。第一个不违例分组源(表示为ω_min)通过找到满足方程(3)的最小值而被标识： $\left(3\right)n_{\mathrm{\ω}}\≤(\underset{i=1}{\overset{\mathrm{\ω}}{\mathrm{\Σ}}}{n}_i-{\mathrm{\Ψ}}_T)*\frac{{\mathrm{\α}}_{\mathrm{\ω}}}{{\mathrm{\Σ}}_{i=1}^{\mathrm{\ω}}{\mathrm{\α}}_i}$ 一旦第一个不违例分组源被识别，WFEPD算法就选定分组源ω_min到分组源N均为不违例分组源。因此，此后根据这样的确定方法，分组源1到分组源ω_min-1被选定为违例分组源，根据方程(4)来确定用于违例分组源的总带宽： $R^{\left(v\right)}*T=R*T-\underset{i=\mathrm{\ω}+1}{\overset{N}{\mathrm{\Σ}}}{n}_i=$ $\left(4\right)----=\underset{i=1}{\overset{\mathrm{\ω}}{\mathrm{\Σ}}}{n}_i+\underset{i=\mathrm{\ω}+1}{\overset{N}{\mathrm{\Σ}}}{n}_i-{\mathrm{\Ψ}}_T-\underset{i=\mathrm{\ω}+1}{\overset{N}{\mathrm{\Σ}}}{n}_i=$ $=\underset{i=1}{\overset{\mathrm{\ω}}{\mathrm{\Σ}}}{n}_i-{\mathrm{\Ψ}}_T$

在本发明的优选实施例中，WFEPD算法根据方程(5)在通过权重α_i加权的违例分组源之间划分总的可用带宽，在方程(5)中，带宽仅仅在请求的带宽份额相等时才被平均划分，例如，当两个分组源各请求一半的带宽(50％-50％)时。然而，当请求的带宽份额不相等时，例如，一个分组源请求1/3的带宽而另一个分组源请求2/3的带宽，则带宽以一个加权的方式被划分(在这个例子中将是33.3％和66.6％) $\left(5\right)n_i^{\left(\mathrm{sch}\right)}=R^{\left(v\right)}*T*\frac{{\mathrm{\&alpha;}}_i}{{\mathrm{\&Sigma;}}_{i=1}^{\mathrm{\&omega;}}{\mathrm{\&alpha;}}_i}<n_{i}i=1,\&CenterDot;\&CenterDot;\&CenterDot;,\mathrm{\&omega;}$ 这里n_i ^(sch)表示ATM服务器10能为违例分组源i调度安排和服务的ATM信元数。这样，根据ATM信元溢出的数目，ATM服务器10为违例分组源1到ω_min-1提供一些可用带宽，根据方程(6)： $\left(6\right)n_i^{\left(\mathrm{sch}\right)}=\frac{{\mathrm{\&alpha;}}_i}{{\mathrm{\&Sigma;}}_{i=1}^{{\mathrm{\&omega;}}_{\min }-1}{\mathrm{\&alpha;}}_i}*(\underset{j=1}{\overset{{\mathrm{\&omega;}}_{\min }-1}{\mathrm{\&Sigma;}}}{n}_i-{\mathrm{\&Psi;}}_T)$ 其它的分组源(ω_min，…，N)接受它们请求的带宽份额。这样，WFEPD算法保证了违例分组源在它们中间获得一些带宽份额，而不违例分组源没有得到高于它们请求的带宽。

下面的例子表示其中采用本发明的方法在链路上控制ATM信元的流量的三种示范情况。为了描述该示范情况，假定ATM服务器10的总容量为R*T＝100，用于服务来自6个分组源即N＝6的ATM信元。对于所有示范情况，都假定在时间段T中，6个分组源提供了如下数目的ATM信元：

分组源1提供n₁＝30个ATM信元；

分组源2提供n₂＝30个ATM信元；

分组源3提供n₃＝30个ATM信元；

分组源4提供n₄＝20个ATM信元；

分组源5提供n₅＝15个ATM信元；以及

分组源6提供n₆＝5个ATM信元。

在第一种示范情况下，假定所有6个分组源请求总带宽的相等份额，α_i＝1/6。当WFEPD算法根据方程1来使分组源排序时，分组源以升序排列，即分组源6提供的信元数最少而分组源1提供的ATM信元数最多。因此：

当i＝1时，分组源1有一个对应的比值n₁/α₁＝180；

当i＝2时，分组源2有一个对应的比值n₂/α₂＝180；

当i＝3时，分组源3有一个对应的比值n₃/α₃＝180；

当i＝4时，分组源4有一个对应的比值n₄/α₄＝120；

当i＝5时，分组源5有一个对应的比值n₅/α₅＝90；以及

当i＝6时，分组源6有一个对应的比值n₆/α₆＝15；基于α_i＝1/6，∑n_i＝130，以及R*T＝100，根据方程(3)溢出的信元数为Ψ_T＝30。根据方程(4)，WFEPD算法确定了满足方程(4)的最小的ω_min。在这种示范情况下，最小的ω_min等于4，由于： $\mathrm{\&omega;}=4:n_w+1=20\&le;(\underset{i=1}{\overset{4}{\mathrm{\&Sigma;}}}{n}_i-{\mathrm{\&Psi;}}_T)*\frac{{\mathrm{\&alpha;}}_4}{{\mathrm{\&Sigma;}}_{i=1}^4{\mathrm{\&alpha;}}_i}=20----\left(6\right)$

这样，分组源1、分组源2和分组源3(ω_min-1分组源)被选为违例分组源。对于i＝1，…，3，违例分组源的总带宽为R^(v)*T＝90-30＝60个ATM信元，它被平均划分，给予每个违例分组源 $n_i^{\left(\mathrm{sch}\right)}=1/3*\left(60\right)=20$ 个ATM信元。这样，WFEPD算法丢弃了由违例分组源(也就是分组源1、分组源2和分组源3)提供的30个ATM信元中的10个。

应当注意到，在这个特定示范情况下仅仅丢弃来自提供30个ATM信元的一个分组源中的信元要比从3个分组源中各丢弃10个ATM信元好。然而，由于IP流的包尺寸是未知的(特别是在UDP和TCP的情况下)，所以WFEPD算法被设计成最终提供合理数量的带宽而不论IP流使用的协议如何。这样，在拥塞时，UDP流在可能损害TCP流的情况下不会侵占带宽。从上面的例子中，应当注意到减少的溢出带宽仅仅是超出ATM服务器总容量的带宽量。

在另一个示范描述中，假定分组源具有如下的不相等的请求带宽份额：

分组源1具有请求带宽份额α₁＝0.25；

分组源2具有请求带宽份额α₂＝0.20；

分组源3具有请求带宽份额α₃＝0.15；

分组源4具有请求带宽份额α₄＝0.10；

分组源5具有请求带宽份额α₅＝0.20；以及

分组源6具有请求带宽份额α₆＝0.10。则在方程(1)中，根据它们各自的n_i/α_i值，分组源排序如下：

当i＝1时，分组源3有一个对应的比值n₁/α₁＝200；

当i＝2时，分组源4有一个对应的比值n₂/α₂＝200；

当i＝3时，分组源2有一个对应的比值n₃/α₃＝150；

当i＝4时，分组源1有一个对应的比值n₄/α₄＝120；

当i＝5时，分组源5有一个对应的比值n₅/α₅＝75；以及

当i＝6时，分组源6有一个对应的比值n₆/α₆＝50。

根据WFEPD算法，满足方程(4)的ω_min等于5，因为 $\mathrm{\&omega;}=5:n_{\mathrm{\&omega;}}=15\&le;(\underset{i=1}{\overset{5}{\mathrm{\&Sigma;}}}{n}_i-{\mathrm{\&Psi;}}_T)*\frac{{\mathrm{\&alpha;}}_5}{{\mathrm{\&Sigma;}}_{i=1}^5{\mathrm{\&alpha;}}_i}=21.11$ 这样，在这种情况下前4个分组源被调度的信元数通过如下的关系给出： $n_1^{\left(\mathrm{sch}\right)}=17.14,n_2^{\left(\mathrm{sch}\right)}=11.422,n_3^{\left(\mathrm{sch}\right)}=22.85,n_4^{\left(\mathrm{sch}\right)}=28.57.$ 即， ${\mathrm{\&Sigma;}}_{i=1}^4{n}_i^{\left(\mathrm{sch}\right)}=80,$ 以及ATM服务器10服务于排在最后的两个分组源的所有ATM信元，即分组源5和分组源6总共提供20个ATM信元。在后一例子中，WFEPD算法选择所有那些超出它们各自被分配的带宽份额(α_i*R*T)的分组源作为违例分组源。然而采用WFEPD算法，假定其它的分组源没有利用它们的带宽，则一个分组源12可以超过其被分配的带宽份额(α_i*R*T)，但是还是不能被选为违例分组源。下面的示范情况说明了一个分组源得到其所需的所有带宽，甚至当它提供的信元已超出它请求的带宽时的这种情形。为了说明这种情况，假定分组源具有如下的请求带宽份额：

分组源1具有份额α₁＝0.01；

分组源2具有份额α₂＝0.4；

分组源3具有份额α₃＝0.4；

分组源4具有份额α₄＝0.10；

分组源5具有份额α₅＝0.05；以及

分组源6具有份额α₆＝0.04。

根据方程(1)-(6)，WFEPD算法选择分组源1和分组源5作为违例分组源。尽管分组源4和分组源6提供的ATM信元数均超出它们请求的带宽份额，WFEPD算法不选择这些分组源作为违例分组源，而服务于它们提供的所有ATM信元。

如上所释，本发明丢弃最小数目的、属于违例分组源的溢出ATM信元。在SLW方案中，有时FIFO缓冲区的占用量可能会下降到低于阈值TH₁，这时违例分组源开始发送一个完整的IP分组。接着，在分组源完成该IP分组的所有ATM信元的传送之前阈值可能被超过。然而，根据传统的EPD算法，FIFO缓冲区必须接受已经开始的IP分组的所有ATM信元，即便它属于一个违例分组源。在那种情况下，一旦缓冲区占用量下降到低于阈值，WFEPD就停止丢弃信元。优选地，在SLW方案中，不违例分组源的所有ATM信元都被接受，甚至当缓冲区占用量高于阈值时。

如上所释，采用SLW方案不需要在不同的时间段T缓存ATM信元，因为提供的信元的记录被连续更新以使得根据滑动时间窗去考虑上一个T时间段。此外，ATM服务器10不清除在时间段T之外到达的ATM信元的数目，在时间段T中最大数目的R*T ATM信元得到服务。在突发数据分组源的情况下，对于那些在任意时间段T发送的超出容量R*T的ATM信元，将其缓存而不是丢弃会更有利。因此，在SLW方案的优选实施例的一个方面，FIFO缓冲区被划分为两个缓冲区：高缓冲区的缓中区容量为b_h,而低缓冲区的缓冲区容量为b₁，总的FIFO缓冲区容量等于b_h+b₁。

如图4所示，阈值(TH₁)被设置为等于b₁以致于如果WFEPD算法在检测到拥塞情况(例如超出阈值TH)时被触发，则不违例分组源的ATM信元不会因为缓冲区溢出而被丢弃。这样，取决于提供的流量和网络的QOS要求，低缓冲区容量(b₁)被设计成独立于WFEPD算法的操作而吸收集合的业务量。高缓冲区容量(b_h)被标定尺寸以使得即使在最坏情况下也能保证公正性，这时所有的分组源都提供它们各自的最大数目的信元。在这种情况下，所有的ATM信元被允许进入高缓冲区，甚至当所有的分组源在同时突发的情况下发送信元。

所以在本发明的缓冲区标定大小方面，考虑了可以同时提供的ATM信元的最大数目，而不会干扰每个IP流的各自份额。这样，在前一个时间段T中没有一个分组源传送ATM信元，而在下一个时间段T所有的分组源都传送恰恰它们请求的份额(α_i*R*T)时，高缓冲区的大小被设定为除了那些可能已经在缓冲区中的信元外至少接受 ${\mathrm{\&Sigma;}}_{i=1}^N{\mathrm{\&alpha;}}_i*R*T=R*T$ 个信元。当触发了WFEPD算法时，即，当FIFO缓冲区的占用量超过阈值时，高缓冲区的容量b_h应当被设定为接受至少等于R*T数目的信元的容量。在前一时间段T中没有一个分组源已经发送出任何信元的情况下，在突发到来时在FIFO缓冲区中的最大信元数为S_max＝B-R*T。这样，高缓冲区将具有至少R*T的空闲空间，假设B＞＝R*T。因此，选择的缓冲区容量b_h要大于或等于R*T，也就是b_h＞＝R*T，总的缓冲区容量B大于或等于R*T+bi。

因为违例分组源可由于EPD机制而能够发送多达IP分组长度的信元，所以即使缓冲区占用量超过TH，以ATM信元乘以流量数的形式表示的IP分组的最大长度也应当与上面计算的缓冲区容量相加。

已经观察到ATM服务器10的信元吞吐量涉及WFEPD算法被触发的频繁程度，如果选择的时间段T太短和/或选择的缓冲区容量太大，则WFEPD算法被触发的频率就越高。

从前面的描述中，将理解到本发明提供了一种简单的算法，可用于确定为通过ATMVC传送的IP流分配的带宽。本算法保证独立于上层协议(也就是TCP或UDP)的长期合理性，它可以与传统的EPD机制一起使用以提供高的带宽利用率。

Claims (15)

1.ATM网络中的链路层流量控制方法，包含的步骤是：

为多个ATM信元流中的每一个流接收请求带宽的指示；

使该多个ATM信元流的ATM信元在共享的FIFO缓冲区中排队；

根据每个信元流请求的带宽份额的指示，在预定义时间段结束时服务于一定数目的所述的ATM信元，其中在预定义的时间段中被服务的ATM信元利用的带宽不超出相应的ATM信元流请求的带宽份额；

在预定义时间段结束时标识该信元流中不能获得服务的最小数目的溢出ATM信元；并且

丢弃最小数目的溢出ATM信元。

2.ATM网络中的链路层流量控制方法，包含的步骤是：

为多个ATM信元流中的每一个流接收请求带宽的指示；

使该多个ATM信元流的ATM信元在共享的FIFO缓冲区中排队；

根据每个信元流请求的带宽份额的指示，服务于一定数目的所述的ATM信元，其中在预定义的时间段中被服务的ATM信元利用的带宽不超出相应的ATM信元流请求的带宽份额；并且

在紧邻的前一时间段中拥塞情况被指示时，标识最小数目的溢出ATM信元。

3.权利要求2的方法进一步包含丢弃最小数目的溢出ATM信元的步骤。

4.权利要求2的方法进一步包含步骤：

使溢出的ATM信元排队；并且

在紧邻的前一时间段之后的一个时间段中服务于溢出的ATM信元。

5.用于服务于从多个分组源到达的ATM信元流的链路层流量控制方法包含步骤：

为每个分组源确定所请求的带宽份额；

使从分组源到达的ATM信元在共享FIFO缓冲区中排队；

根据在预定义时间段传送的ATM信元的数目来标识不违例分组源和违例分组源，不违例分组源是在预定义时间段中要求的带宽不超过它们请求的带宽份额的分组源，而违例分组源是在同一时间段中要求的带宽份额超过它们请求的带宽份额的分组源；

同意将不超出不违例分组源所请求的带宽份额的带宽给予该不违例分组源；并且

同意将剩余的、未给予不违例分组源的带宽给予违例分组源。

6.权利要求5的方法，其中违例和不违例分组源在时间段结束时被反复标识。

7.权利要求5的方法，其中在紧邻的前一时间段中拥塞情况被指示时，违例和不违例分组源被标识。

8.权利要求7的方法，其中当共享FIFO缓冲区中到达的ATM信元的数目超出预定义的阈值时拥塞情况被指示。

9.权利要求5的方法，其中标识违例和不违例分组源的步骤包含以下步骤：

根据在预定义阶段收到的来自分组源的ATM信元数目和它们相应的链路带宽的合理份额来排序该分组源；

确定超出总链路带宽的接收的溢出ATM信元数目；

根据溢出ATM信元的数目，确定违例和不违例分组源的带宽。

10.权利要求9的方法进一步包含根据违例分组源请求的带宽份额在它们之间共享违例分组源总带宽的步骤。

11.权利要求5的方法进一步包含在预定义时间段结束时服务于不违例分组源的ATM信元的步骤。

12.权利要求9的方法进一步包含在预定义时间段结束时标识不被服务的违例分组源的最小数目的溢出ATM信元的步骤。

13.权利要求12的方法进一步包含丢弃最小数目的溢出ATM信元的步骤。

14.权利要求13的方法进一步包含在紧邻的前一时间段中拥塞情况被指示时标识最小数目的溢出ATM信元的步骤。

15.权利要求14的方法进一步包含丢弃最小数目的溢出ATM信元的步骤。