CN1339211A - 信元分解装置、信元分解方法及用于记录使计算机执行该方法的程序的计算机可读的记录媒体 - Google Patents

Abstract

一种信元分解装置,具有信元分解部(2),分解从ATM电路接口接收的信元再从有效负载中抽出数据,按发送源将该数据分配给按帧周期时分复用的多个时隙的每一个时隙,并送往STM电路接口,信元解部(2)包括具有对每一个时隙设置的缓冲器的波动吸收缓冲部(11),将已分配给上述每一个时隙的数据暂时保持在这些缓冲器中,吸收信元的波动,因此,可以同时抑制波动吸收用存储器的总容量的增大和存储器控制电路的复杂化以及降低成本。

Description

信元分解装置、信元分解方法及用于记录使计算机 执行该方法的程序的计算机可读的记录媒体

技术领域

本发明涉及诸如信元组装和分解装置(CLAD)的信元分解装置、信元分解方法及用于记录使计算机执行该方法的程序的计算机可读的记录媒体，特别涉及利用缓冲器吸收信元波动的信元分解装置、信元分解方法及用于记录使计算机执行该方法的程序的计算机可读的记录媒体，上述信元组装和分解装置使用例如ITU-T(国际电信联盟的电信标准化部)推荐的I.363.1 B-ISDN ATM适应层技术规范：类型1 AAL中规定的结构化数据传输法(SDT法)等，经ATM(异步传送方式)网接收发送一帧周期具有多个时分多路复用的时隙(TS)的STM(同步传送方式)电路上的有效数据(有效时隙)。

背景技术

近年来，作为多媒体时代的新的通信方式，有ATM通信方式。在以往的STM通信方式中，在通信过程中，终端之间的各媒体始终占有STM网的物理电路，而在ATM通信方式中，将终端之间的电路作为逻辑虚拟路径设定，根据需要，仅动态地占有物理电路的必要的部分，所以，能有效地实现多媒体通信。

图26是使用先有的信元组装和分解装置(信元分解装置)经ATM网收发STM电路上的数据的系统构成图，图中，61a、61b、61c是对STM电路上的有效数据进行ATM信元化(以下，称为信元化)后再收发的先有的信元组装和分解装置，63是以非同步传输方式进行通信的ATM网，62a、62b、62c是STM电路接口，64a、64b、64c是ATM电路接口，65a、65b是在ATM网63上设定的虚拟路径。

在这样构成的STM/ATM通信系统中，从STM电路接口62a输入到信元组装和分解装置61a的面向STM电路接口62b的有效数据(连续数据)在信元组装和分解装置61a中顺次组装在作为53字节固定长度的数据包的信元中，在将VPI(虚拟路径识别符)#1提供到标题内之后，以一定的速度向ATM网63发送。然后，按VIP#1在虚拟路径65a上传送的该信元由信元组装和分解装置61b接收，在此从信元还原成原来的连续数据后，向STM电路接口62b发送。

同样，作为反方向的信号流，从STM电路接口62b输入到信元组装和分解装置61b的面向STM电路接口62a的有效数据在信元组装和分解装置61b中顺次组装在信元中，在将VPI#1提供到标题内之后，以一定的速度向ATM网63发送。然后，按VIP#1在虚拟路径65a上传送的该信元由信元组装和分解装置61a接收，在此还原成原来的连续数据后，向STM电路接口62a发送。

另一方面，从STM电路接口62a输入到信元组装和分解装置61a的面向STM电路接口62c的有效数据(连续数据)在信元组装和分解装置61a中顺次组装在信元中，在将VPI#2提供到标题内之后，以一定的速度向ATM网63发送。然后，按VIP#2在虚拟路径65b上传送的该信元由信元组装和分解装置61c接收，在此从信元还原成原来的连续数据后，向STM电路接口62c发送。

同样，作为反方向的信号流，从STM电路接口62c输入到信元组装和分解装置61c的面向STM电路接口62a的有效数据在信元组装和分解装置61c中顺次组装在信元中，在将VPI#2提供到标题内之后，以一定的速度向ATM网63发送。然后，按VIP#2在虚拟路径65b上传送的该信元由信元组装和分解装置61a接收，在此还原成原来的连续数据后，向STM电路接口62a发送。

信元组装和分解装置61(信元组装和分解装置61a、61b或61c)是图27的功能方框图所示的结构。信元组装和分解装置61具有进行ATM电路接口终端处理(物理层处理)的ATM电路接口部71、把从STM电路接口部72接收的连续数据进行信元化的信元组装部73、分解从ATM电路接口部71接收的信元再还原成连续数据的信元分解部74、进行STM电路接口终端处理的STM电路接口部72和进行整个信元组装和分解装置61的装置管理的装置管理部75。再有，图27中的ATM电路接口64是ATM电路接口64a、64b或64c，STM电路接口62是STM电路接口62a、62b或62c。

根据ITU-T，在ITU-T推荐的I.363.1中，作为经ATM网63按信元传送具有一定帧周期的STM电路上的数据的方式，规定了结构化数据传送法。图28示出先有的结构化数据传送法使用的信元格式。信元组装部73在由[64kb/s]×n(n是自然数)的时隙(TS)构成的STM电路接口62中，只将从任意多个时隙抽出的有效数据分割成46字节(P格式时)或47字节(非P格式时)单位，并附加AAL1(ATM适应层类型1)标题和ATM标题(包含VPI)，按目的地(虚拟路径65)组装成图28所示格式的信元，然后，向ATM电路接口部71发送。再有，虚拟路径65是虚拟路径65a或虚拟路径65b。

另一方面，信元分解部74对从ATM电路接口部71接收的信元的标题内的VPI进行分析后判定发送源(虚拟路径65)，分析AAL1标题内的序列号进行信元废弃和信元误插入的检测以及对应的处置，按各虚拟路径65分别吸收ATM网63内的信元传送中发生的延迟波动，在按发送源将从有效负载抽出的数据分配到必要的时隙之后，向STM电路接口部72发送。进而，信元分解部74在接收到P格式的信元时，分析指针字段后检测出STM电路中的帧周期边界，决定把从有效负载抽出的数据中的哪一个字节分配到哪一个时隙。

信元分解部74是图29的功能方框图所示的构成。信元分解部74具有：从接收的信元中抽出VPI和数据(包含帧边界信息)并分别发送给写入控制部83和波动吸收缓冲部82的AAL1处理部81；按每个虚拟路径65(VPI)把从接收信元的有效负载抽出的数据原样不变地与帧边界信息一起分别暂时保持下来并吸收ATM网63内的信元传送中发生的延迟波动的波动吸收缓冲部82；分析已接收的VPI后判定发送源(虚拟路径65)并据此发生向波动吸收缓冲部82的写入信号的写入控制部83；按每个虚拟路径65(VPI)监视波动吸收缓冲部82内的数据积蓄量并据此控制写入控制部83和读出控制部85的动作的缓冲器监视部84；根据从STM电路接口部72来的定时信息从波动吸收缓冲部82读出数据并分配到必要的时隙的读出控制部85；保持虚拟路径65和分配目标时隙的对应关系并通知读出控制部85的VP/TS变换表86。

此外，波动吸收缓冲部82是图30的功能方框图所示的结构。波动吸收缓冲部82具有根据写入控制部83的指示(写入信号)将从AAL1处理部81来的写入数据和帧边界信息分配给信元缓冲器92内的各单个缓冲器VPB1(VPI#1)～VPBm(VPI#m)的分离部91、暂时将写入数据和帧边界信息分别保持在各虚拟路径65(VPI)中的信元缓冲器92以及把根据读出控制部85的指示(读出信号)从信元缓冲器92内的单个缓冲器VPB1～VPBm读出的数据和帧边界信息多路复用的多路复用部93。此外，VPTH1～VPTHm是各单个缓冲器VPB1～VPBm分别设定的读出开始阈值。再有，为了后面的动作说明，VPB1～VPBm在图30中已示出，这些值实际上保持在缓冲器监视部84中。

此外，图27所示的装置管理部75进行信元组装和分解装置61的整个装置的管理，对信元分解部74、ATM电路接口部71、信元组装部73及STM电路接口部72的各部进行各种参数的设定和状态的收集。为了实现该功能，装置管理部75和各部之间用控制总线连接。此外，为使功能方框图不至于不太复杂，只在图27中示出上述控制总线，而为了各种参数的设定和状态的收集，图27所示的各部内的各子方框、例如信元分解部74内的各子方框也与控制总线连接。

进而，ATM电路接口64和STM电路接口62中的数据总线宽度是串行(1位)总线，而在信元组装和分解装置61内部，一般使用8位宽度进行数据交换。例如，若设ATM接口速度为155.52MHz，因在信元组装和分解装置61内部用8位宽度进行连接而且几乎都使用ATM接口系列的时钟来工作，所以，内部的基本时钟为19.44MHz(＝155.52MHz/8位)。

接下来，说明先有的信元组装和分解装置61的动作。在图27中，STM电路接口部72在对从STM电路接口部62接收的位列进行了串/并(8位)变换之后，进行帧边界和时隙的抽出，将所有的数据和定时信息一起发送给信元组装部73。信元组装部73根据从TS/VP变换表来的指示(什么样时隙来的数据分配给什么样的虚拟路径65)，只将有效数据按每个目的地(虚拟路径65)组装在图28所示的格式的信元中，并向ATM电路接口部71发送。ATM电路接口部71将从信元组装部73接收的信元插入SDH(同步数字系统)/SONET(同步光学网络)等物理层帧的有效负载中，在并/串变换之后发送给ATM电路接口64。

同样，作为反方向的信号流，ATM电路接口部71对从ATM电路接口64接收的位列进行了串/并变换之后，进行信元同步检测等物理层的处理，将抽出的所有有效信元和定时信息一起发送给信元分解部74。

在图29中，信元分解部74内的AAL1处理部81从接收的信元标题中抽出VPI并通知写入控制部83，同时，分析AAL1标题内的序列号再进行信元废弃和信元误插入的检测。这里，当检测出信元废弃时，进行丢失数据的补充(当预想废弃的信元是P格式时插入46字节，当预想废弃的信元是非P格式时插入47字节等)，进而，当预想废弃的信元是P格式时，进行帧边界信息的预测和补充。此外，当检测出信元误插入时，进行该误插入信元的废弃处理。然后，将从接收信元的有效负载抽出的数据和帧边界信息一起发送给波动吸收缓冲部82。

写入控制部83分析从AAL1处理部81接收的VPI再判定发送源(虚拟路径65)，生成与此对应的写入信号再发送给波动吸收缓冲部82和缓冲器监视部84。在图30中，波动吸收缓冲部82根据从写入控制部83接收的写入信号将从AAL1处理部81接收的数据和帧边界信息原封不动地暂时保持在按每一个虚拟路径65(VPI#1～#m)准备的单个缓冲器VPB1～VPBm中。

缓冲器监视部84根据从写入控制部83来的写入信号和从读出控制部85来的读出信号对单个缓冲器VPB1～VPBm监视信元缓冲器92内保持的数据积蓄量，并根据该结果控制写入控制部83和读出控制部85的动作。例如，在通信开始时，使写入动作指示接通并使读出动作指示断开，直到通过写入动作使起始为空的单个缓冲器VPB1～VPBm内的数据积蓄量达到读出开始阈值VPTH1～VPTHm，然后，从数据积蓄量已达到读出开始阈值VPTH1～VPTHm的缓冲器开始按顺序使读出动作指示接通。

读出控制部85在从缓冲器监视部84来的读出开始指示接通的期间，根据从VP/TS变换表86来的指示(从什么样的虚拟路径65来的数据分配给什么样时隙)、从波动吸收缓冲部82来的帧边界信息和从STM电路接口部72来的定时信息生成读出信号，把读出数据正确地分配给应分配的时隙，并发送给波动吸收缓冲部82。

VP/TS变换表86保持虚拟路径65(VPI)和时隙的对应关系、即保持设定什么样的虚拟路径65(存在什么样的VPI)和各虚拟路径65使用几号时隙的信息，并将其通知给读出控制部85。STM电路接口部72将读出控制部85读出的数据插入物理层帧的有效负载(时隙)中，并/串变换后发送给STM电路接口部62。

如上所述，在先有的方式中，暂时将接收数据和帧边界信息保持在波动吸收缓冲部82内的信元缓冲器92中，通信开始后，停止读出动作，直到数据积蓄量达到读出开始阈值(使读出开始时间延迟)，由此，吸收ATM网63内的信元传送过程中发生的延迟波动，保证向STM电路接口部62输出的数据的连续性。

这里，若设由ATM63的特性决定的延迟波动的最大值为±D，所容纳的虚拟路径65的通信速度为V，则单个缓冲器VPB1～VPBm的各读出开始阈值VPTH1～VPTHm基本上可由下式表示。(识别符k＝1～m)

VPTHk＝Vk×D…(1)

此外，对于单个缓冲器VPB1～VPBm的必要容量Lk(识别符k＝1～m)，基本上可由下式表示。

Lk＝2×VPTHk＝2×Vk×D…  (2)其中，因接收数据以信元为单位被写入缓冲器92中，故当上述式(1)的计算结果在47字节(1个信元)以下时，一般设

VPTHk＝48字节(1个信元+1字节)  …  (3)

   Lk＝94字节(2个信元)  …  (4)

如上述式(2)所示，作为吸收缓冲器使用的单个缓冲器VPB1～VPBm的容量L(容量L1～Lm)基本上依赖于使用的虚拟路径65的通信速度。因此，在先有的信元组装和分解装置61中，主要通过以下所示的个别存储器方式和公共存储器方式这两种实现方式来实现信元缓冲器92。

个别存储器方式将一个存储器分成多个固定的存储体再将各存储体作为单个缓冲器VPB1～VPBm使用，或者准备物理上独立的多个个别存储器再分别将其作为单个缓冲器VPB1～VPBm使用。

在该方式中，因可以单纯地将各单个缓冲器VPB1～VPBm构成为先入先出(FIFO)存储器，故具有存储器控制电路简单的优点。但是，为了能在每个虚拟路径65中灵活适应每一个完全不同的各式各样的通信速度，若使所有的单个缓冲器VPB1～VPBm的容量适应STM电路接口62的最大通信速度、例如ISDN(综合业务数字网络)瞬时群速度接口，则将容量设定为可适应1.536Mb/s的速度的容量，这样的构成是最简单的，存储器控制电路也最简单，但存在总存储容量特大的缺点。

因此，对可对应的通信速度设置制约条件，利用该制约条件下的通信速度间的规则性，在减少总存储器容量上下功夫。例如，当设定了“最大速度只与64kb/s的2次方的通信速度对应”的制约条件时，单个缓冲器VPB1～VPBm的存储器容量为：1.536Mb/s×1个+512kb/s×2个+256kb/s×3个+128kb/s×6个+64kb/s×12个。但是，即使采用这样的削减对策，在本方式中，也不能以最低的存储器成本实现信元缓冲器92。本方式的特征可简单归纳如下。

                优点：存储器控制电路简单

                缺点：总存储器容量大

公共存储器方式把一个存储器细分割成信元级(例如64字节单位)容量而得到存储体，使各存储体在全部虚拟路径65之间公用，必要时每一个虚拟路径65顺次占有多个存储体并组成连锁形状，由此实现单个缓冲器VPB1～VPBm。

该方式具有能够灵活地适应各种各样的通信速度而且因公共存储器故只需要最低限度的总存储器容量的优点，相反，具有特开平8-331149号公报所示那样的必须安装非常复杂的存储器控制电路的缺点。在本方式中，若设STM电路接口62的最大通信速度为Vmax，则必要的总存储器容量(公共存储器容量)Ls基本上可由下式表示。

Ls＝2×Vmax×D…  (5)

本方式的特征可简单归纳如下。

             优点：总存储器容量小

             缺点：存储器控制电路极复杂

但是，若按照上述的先有技术，因利用容量依赖于通信速度可变的虚拟路径的缓冲器吸收波动，若想要削减波动吸收用的存储器的总容量，则存储器控制电路变得复杂，成本上升，若想要存储器控制电路简单，则波动吸收用的存储器的总容量大，同样存在使成本上升的问题。

因此，本发明的目的在于提供一种信元分解装置、信元分解方法及用于记录使计算机执行该方法的程序的计算机可读的记录媒体，能够同时抑制波动吸收用的存储器的总容量增大和控制电路的复杂化。

发明的公开

本发明的信元分解装置包括信元分解单元，用于分解从ATM电路接口接收的信元再从有效负载中抽出数据，按发送源(虚拟路径)将该数据分配给按帧周期时分多路复用的多个时隙的每一个时隙，并送往STM电路接口，其特征在于：具有对上述每一个时隙设置的缓冲器，上述信元分解单元将已分配给上述每一个时隙的数据暂时保持在上述缓冲器中，并且吸收信元的波动。

若按照该信元分解装置，信元分解单元将分配给每一个时隙的数据暂时保持在对每一个时隙设置的缓冲器中，并且吸收信元的波动。因此，可以对通信速度一定的不同的时隙吸收波动，各缓冲器的容量与虚拟路径的通信速度无关，最小的容量(可以适应每一个时隙的通信速度的容量)就始终够用，而且存储器的结构也可以简单化。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：上述信元分解单元在通信开始后，对上述缓冲器进行对被分配给上述每一个时隙的数据的写入并积蓄数据，在上述缓冲器的数据积蓄量达到规定量之后，与写入并行地从上述缓冲器读出数据，并将读出的数据送往STM电路接口。

若按照该信元分解装置，信元分解单元在通信开始后，对缓冲器进行对被分配给每一个时隙的数据的写入并积蓄数据，在缓冲器的数据积蓄量达到规定量之后，与写入并行地从缓冲器读出数据，将读出的数据送往STM电路接口。由此，可以以简单的顺序进行波动的吸收。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：上述信元分解单元在通信开始后，对上述缓冲器进行对被分配给每一个时隙的数据的写入并积蓄数据，在经过第1规定时间后，与写入并行地从缓冲器读出数据，并将读出的数据送往STM电路接口。

若按照该信元分解装置，信元分解单元在通信开始后，对缓冲器进行对被分配给每一个时隙的数据的写入并积蓄数据，在经过第1规定时间后，与写入并行地从缓冲器读出数据，并将读出的数据送往STM电路接口。由此，可以以简单的顺序进行波动的吸收。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：还具有用来设定上述规定量或上述第1规定时间的设定装置。

若按照该信元分解装置，可以利用设定装置设定规定量或第1规定时间。由此，可以与使用环境配合调整规定量或第1规定时间。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：还具有实测信元波动的实测装置，上述设定装置根据上述实测装置的实测结果设定上述规定量或上述第1规定时间。

若按照该信元分解装置，实测装置实测信元的波动，设定装置根据实测装置的实测结果设定规定量或第1规定时间的值。由此，可以自适应调整规定量或第1规定时间。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：上述规定量或上述第1规定时间独立于上述每一个缓冲器存在，上述信元分解单元对每一个缓冲器独立决定从上述缓冲器的读出开始定时。

若按照该信元分解装置，规定量或第1规定时间独立于每一个缓冲器存在，信元分解单元对每一个缓冲器独立决定从缓冲器的读出开始定时，由此，可以对每一个缓冲器精细地控制读出开始定时。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：上述规定量或上述第1规定时间独立于每一个虚拟路径存在，上述信元分解单元对与各虚拟路径对应的每1或2个以上的缓冲器独立决定从上述缓冲器的读出开始定时。

若按照该信元分解装置，规定量或第1规定时间独立于每一个虚拟路径存在，信元分解单元对与各虚拟路径对应的每1或2个以上的缓冲器独立决定从缓冲器的读出开始定时，由此，可以提高应向同一帧内输出的数据实际向同一帧内输出的概率。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的上述缓冲器内的规定数以上的缓冲器中，其数据积蓄量达到了上述规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，上述信元分解单元开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作。

若按照该信元分解装置，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中的规定数、例如1个以上的缓冲器中，其数据积蓄量达到了规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，信元分解单元开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作。由此，可以用简单的方法对与该虚拟路径对应的1或2个以上的每一个缓冲器的读出开始定时进行控制。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的上述缓冲器内的所有缓冲器中，其数据积蓄量达到了上述规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，上述信元分解单元开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作。

若按照该信元分解装置，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器内的所有缓冲器中，其数据积蓄量达到了规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，信元分解单元开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作。由此，可以用简单的方法对与该虚拟路径对应的1或2个以上的每一个缓冲器的读出开始定时进行控制。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：当上述缓冲器发生下溢时，上述信元分解单元暂时停止从发生下溢的缓冲器的读出，当其后数据积蓄量再次达到上述规定量时，或者，在发生下溢之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。

若按照该信元分解装置，当缓冲器发生下溢时，上述信元分解单元暂时停止从发生下溢的缓冲器的读出，当其后数据积蓄量再次达到上述规定量时，或者，在发生下溢之后经过了第2规定时间时，重新开始读出，由此，即使发生下溢，也可以迅速恢复正常的通信。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的上述缓冲器中任何一个缓冲器发生下溢时，上述信元分解单元使与该虚拟路径对应的所有缓冲器复位，并暂时停止对这些缓冲器进行写入和读出，并在其后重新开始写入，使属于同一帧期间的数据均匀地积蓄在这些缓冲器的起始位置，进而当这些缓冲器的数据积蓄量再次达到上述规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。

若按照该信元分解装置，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中任何一个缓冲器发生下溢时，上述信元分解单元使与该虚拟路径对应的所有缓冲器复位，并暂时停止对这些缓冲器进行写入和读出，并在其后重新开始写入，使属于同一帧期间的数据均匀地积蓄在这些缓冲器的起始位置，进而当这些缓冲器的数据积蓄量再次达到规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。由此，即使发生下溢，也可以迅速恢复正常的通信。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：当上述缓冲器发生上溢时，上述信元分解单元使发生上溢的缓冲器复位，并暂时停止从该缓冲器的读出，当其后数据积蓄量再次达到上述规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。

若按照该信元分解装置，当缓冲器发生上溢时，上述信元分解单元使发生上溢的缓冲器复位，并暂时停止从该缓冲器的读出，当其后数据积蓄量再次达到规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出，由此，即使发生上溢，也可以迅速恢复正常的通信。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的上述缓冲器中任何一个上述缓冲器发生上溢时，上述信元分解单元使与该虚拟路径对应的所有缓冲器复位，并暂时停止对这些缓冲器进行写入和读出，并在其后重新开始写入，使属于同一帧期间的数据均匀地积蓄在这些缓冲器的起始位置，进而当这些缓冲器的数据积蓄量再次达到上述规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。

若按照该信元分解装置，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中任何一个缓冲器发生上溢时，信元分解单元使与该虚拟路径对应的所有缓冲器复位，并暂时停止对这些缓冲器进行写入和读出，并在其后重新开始写入，使属于同一帧期间的数据均匀地积蓄在这些缓冲器的起始位置，进而当这些缓冲器的数据积蓄量再次达到规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。由此，即使发生上溢，也可以迅速恢复正常的通信。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：当上述缓冲器发生上溢时，上述信元分解单元暂时停止对发生上溢的缓冲器的写入，当其后该缓冲器的数据积蓄量减少到上述规定量时，或者，在发生上溢之后经过了第2规定时间时，重新开始写入。

若按照该信元分解装置，当缓冲器发生上溢时，上述信元分解单元暂时停止对发生上溢的缓冲器的写入，当其后该缓冲器的数据积蓄量减少到规定量时，或者，在发生上溢之后经过了第2规定时间时，重新开始写入，由此，即使发生上溢，也可以迅速恢复正常的通信。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的上述缓冲器中任何一个缓冲器发生上溢时，上述信元分解单元暂时停止对与该虚拟路径对应的所有缓冲器进行写入，并在其后当这些缓冲器的数据积蓄量再次减少到上述规定量时，或者，在发生上溢之后经过了第2规定时间时，重新开始写入。

若按照该信元分解装置，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中任何一个缓冲器发生上溢时，信元分解单元暂时停止对与该虚拟路径对应的所有缓冲器进行写入，并在其后当这些缓冲器的数据积蓄量再次减少到上述规定量时，或者，在发生上溢之后经过了第2规定时间时，重新开始写入。由此，即使发生上溢，也可以迅速恢复正常的通信。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：还具有增加或延长装置，当上述缓冲器发生下溢时，使上述规定量增加，或者，使上述第2规定时间延长。

若按照该信元分解装置，增加或延长装置在缓冲器发生下溢时使上述规定量增加，或者，使上述第2规定时间延长。由此，能够自动减少下溢的再发生。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：还具有增加或延长装置，当上述缓冲器发生上溢时，使上述规定量增加，或者，使上述第2规定时间延长。

若按照该信元分解装置，增加或延长装置在缓冲器发生上溢时使上述规定量增加，或者，使第2规定时间延长。由此，能够自动减少上溢的再发生。

本发明的信元分解方法，该方法用于分析从ATM电路接口接收的信元再从有效负载中抽出数据，按发送源(虚拟路径)将该数据分配给按帧周期时分多路复用的多个时隙的每一个时隙，并送往STM电路接口，其特征在于：包含保持步骤，用于将已分配给上述每一个时隙的数据暂时保持在对每一个时隙设置的缓冲器中，并且吸收信元的波动。

若按照该信元分解方法，保持步骤将分配给每一个时隙的数据暂时保持在对每一个时隙设置的缓冲器中，并吸收信元的波动。因此，可以对通信速度一定的不同的时隙吸收波动，各缓冲器的容量与虚拟路径的通信速度无关，最小的容量(可以适应每一个时隙的通信速度的容量)就始终够用，而且存储器的结构也可以简单化。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：上述保持步骤包括：在通信开始后，对上述缓冲器进行对被分配给上述每一个时隙的数据的写入并积蓄数据的积蓄步骤；在上述积蓄步骤中，在缓冲器的数据积蓄量达到规定量之后，与写入并行地读出积蓄的数据的读出和写入步骤；将在上述读出和写入步骤中读出的数据送往STM电路接口的送出步骤。

若按照该信元分解方法，在通信开始后，在积蓄步骤中，对缓冲器进行对被分配给每一个时隙的数据的写入并积蓄数据，在积蓄步骤的缓冲器的数据积蓄量达到规定量之后，在读出和写入步骤中，与写入并行读出积蓄的数据，在送出步骤中，将在读出和写入步骤读出的数据送往STM电路接口。由此，可以以简单的顺序进行波动的吸收。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：上述保持步骤包括：在通信开始后，对上述缓冲器进行对被分配给每一个时隙的数据的写入并积蓄数据的积蓄步骤；在上述积蓄步骤的数据积蓄经过第1规定时间后，与写入并行读出积蓄的数据的读出和写入步骤；将在上述读出和写入步骤中读出的数据送往STM电路接口的送出步骤。

若按照该信元分解方法，在通信开始后，在积蓄步骤中，对缓冲器进行对被分配给每一个时隙的数据的写入并积蓄数据，在积蓄步骤的数据积蓄经过第1规定时间之后，在读出和写入步骤中，与写入并行读出积蓄的数据，在送出步骤中，将在读出和写入步骤读出的数据送往STM电路接口。由此，可以以简单的顺序进行波动的吸收。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：进而包括设定上述规定量或上述第1规定时间的设定步骤。

若按照该信元分解方法，可以利用设定步骤设定规定量或第1规定时间。由此，可以与使用环境配合调整规定量或第1规定时间。

下一个发明的信元分解装置，其特征在于：进而包含实测信元波动的实测步骤，上述设定步骤根据上述实测步骤的实测结果设定上述规定量或上述第1规定时间的值。

若按照该信元分解方法，在实测步骤中实测信元的波动，在设定步骤中根据实测步骤的实测结果设定规定量或第1规定时间的值。由此，可以自适应调整规定量或第1规定时间。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：上述规定量或上述第1规定时间独立于上述每一个缓冲器存在，在上述读出和写入步骤中，对每一个上述缓冲器独立决定读出开始定时。

若按照该信元分解方法，规定量或第1规定时间独立于每一个缓冲器存在，在上述读出和写入步骤中，对每一个上述缓冲器独立决定读出开始定时，由此，可以对每一个缓冲器精细地控制读出开始定时。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：上述规定量或上述第1规定时间独立于每一个虚拟路径存在，在上述读出和写入步骤中，对与各虚拟路径对应的每1或2个以上的缓冲器独立决定读出开始定时。

若按照该信元分解方法，规定量或第1规定时间独立于每一个虚拟路径存在，在读出和写入步骤中，对与各虚拟路径对应的每1或2个以上的缓冲器独立决定读出开始定时，由此，可以提高应向同一帧内输出的数据实际向同一帧内输出的概率。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的上述缓冲器内的规定数以上的缓冲器中，其数据积蓄量达到了规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，上述读出和写入步骤开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作。

若按照该信元分解方法，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中的规定数、例如1个以上的缓冲器中，其数据积蓄量达到了规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，读出和写入步骤开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作。由此，可以用简单的方法对与该虚拟路径对应的1或2个以上的每一个缓冲器的读出开始定时进行控制。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的上述缓冲器内的所有缓冲器中，其数据积蓄量达到了上述规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，上述读出和写入步骤开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作。

若按照该信元分解方法，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中的所有缓冲器中，其数据积蓄量达到了规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，读出和写入步骤开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作。由此，可以用简单的方法容易地对与该虚拟路径对应的1或2个以上的每一个缓冲器的读出开始定时进行控制。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：当上述缓冲器发生下溢时，上述读出和写入步骤暂时停止从发生下溢的缓冲器的读出，当其后数据积蓄量再次达到上述规定量时，或者，在发生下溢之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。

若按照该信元分解方法，当缓冲器发生下溢时，读出和写入步骤暂时停止从发生下溢的缓冲器的读出，当其后数据积蓄量再次达到上述规定量时，或者，在发生下溢之后经过了第2规定时间时，重新开始读出，由此，即使发生下溢，也可以迅速恢复正常的通信。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的上述缓冲器中任何一个缓冲器发生下溢时，上述读出和写入步骤使与该虚拟路径对应的所有缓冲器复位，并暂时停止对这些缓冲器进行写入和读出，并在其后重新开始写入，使属于同一帧期间的数据均匀地积蓄在这些缓冲器的起始位置，进而当这些缓冲器的数据积蓄量再次达到上述规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。

若按照该信元分解方法，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中任何一个缓冲器发生下溢时，读出和写入步骤使与该虚拟路径对应的所有缓冲器复位，并暂时停止对这些缓冲器进行写入和读出，并在其后重新开始写入，使属于同一帧期间的数据均匀地积蓄在这些缓冲器的起始位置，进而当这些缓冲器的数据积蓄量再次达到规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。由此，即使发生下溢，也可以迅速恢复正常的通信。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：当上述缓冲器发生上溢时，上述读出和写入步骤使发生上溢的缓冲器复位，并暂时停止从该缓冲器的读出，当其后数据积蓄量再次达到上述规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。

若按照该信元分解方法，当缓冲器发生上溢时，读出和写入步骤使发生上溢的缓冲器复位，并暂时停止从该缓冲器的读出，当其后数据积蓄量再次达到规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出，由此，即使发生上溢，也可以迅速恢复正常的通信。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的上述缓冲器中任何一个上述缓冲器发生上溢时，上述读出和写入步骤使与该虚拟路径对应的所有缓冲器复位，并暂时停止对这些缓冲器进行写入和读出，并在其后重新开始写入，使属于同一帧期间的数据均匀地积蓄在这些缓冲器的起始位置，进而当这些缓冲器的数据积蓄量再次达到上述规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。

若按照该信元分解方法，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中任何一个缓冲器发生上溢时，读出和写入步骤使与该虚拟路径对应的所有缓冲器复位，并暂时停止对这些缓冲器进行写入和读出，并在其后重新开始写入，使属于同一帧期间的数据均匀地积蓄在这些缓冲器的起始位置，进而当这些缓冲器的数据积蓄量再次达到规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。由此，即使发生上溢，也可以迅速恢复正常的通信。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：当上述缓冲器发生上溢时，上述读出和写入步骤暂时停止对发生上溢的缓冲器的写入，当其后该缓冲器的数据积蓄量减少到上述规定量时，或者，在发生上溢之后经过了第2规定时间时，重新开始写入。

若按照该信元分解方法，当缓冲器发生上溢时，读出和写入步骤暂时停止对发生上溢的缓冲器的写入，当其后该缓冲器的数据积蓄量减少到规定量时，或者，在发生上溢之后经过了第2规定时间时，重新开始写入，由此，即使发生上溢，也可以迅速恢复正常的通信。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的上述缓冲器中任何一个缓冲器发生上溢时，上述读出和写入步骤暂时停止对与该虚拟路径对应的所有缓冲器进行写入，并在其后当这些缓冲器的数据积蓄量再次减少到上述规定量时，或者，在发生上溢之后经过了第2规定时间时，重新开始写入。

若按照该信元分解方法，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中任何一个缓冲器发生上溢时，读出和写入步骤暂时停止对与该虚拟路径对应的所有缓冲器进行写入，并在其后当这些缓冲器的数据积蓄量再次减少到上述规定量时，或者，在发生上溢之后经过了第2规定时间时，重新开始写入。由此，即使发生上溢，也可以迅速恢复正常的通信。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：进而包含增加延长步骤，当上述缓冲器发生下溢时，使上述规定量增加，或者，使上述第2规定时间延长。

若按照该信元分解方法，增加延长步骤在缓冲器发生下溢时使上述规定量增加，或者，使上述第2规定时间延长。由此，能够自动减少下溢的再发生。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：还具有增加延长步骤，当上述缓冲器发生上溢时，使上述规定量增加，或者，使上述第2规定时间延长。

若按照该信元分解方法，增加延长步骤在缓冲器发生上溢时使上述规定量增加，或者，使第2规定时间延长。由此，能够自动减少上溢的再发生。

下一个发明的信元分解方法，其特征在于：上述第2规定时间是第1规定时间。

若按照该信元分解方法，作为第1规定时间和第2规定时间，可以使用同一时间。由此，在发生上溢、下溢的情况下，当延长第2规定时间时，第1规定时间也被延长。

下一个发明的计算机可读的记录媒体，其特征在于：记录了用于使计算机执行前述发明的方法的程序。

若按照该计算机可读的记录媒体，因可以应用计算机来执行前述发明的方法，故能够同时抑制波动吸收用存储器的总容量的增大和存储器控制电路的复杂化，能够降低成本。

附图的简单说明

图1是表示本发明的实施形态1的使用信元组装和分解装置经ATM网收发STM电路上的数据的系统的构成图。

图2是表示图1所示的实施形态1的信元组装和分解装置的构成的功能方框图。

图3是表示图2所示的实施形态1的信元组装和分解装置的构成的功能方框图。

图4是表示图3所示的实施形态1的波动吸收缓冲部的构成的功能方框图。

图5是表示实施形态1的波动吸收处理的流程的流程图。

图6是表示实施形态1的下溢处理的流程的流程图。

图7是表示实施形态1的上溢处理的流程的流程图。

图8是表示实施形态1的另一个上溢处理的流程的流程图。

图9是表示本发明的实施形态2的信元分解部的构成的功能方框图。

图10是表示实施形态2的波动吸收处理的流程的流程图。

图11是表示实施形态2的下溢处理的流程的流程图。

图12是表示实施形态2的上溢处理的流程的流程图。

图13是表示实施形态2的另一个上溢处理的流程的流程图。

图14是表示本发明的实施形态3的信元分解部的构成的功能方框图。

图15是表示实施形态3的读出开始定时的确定方法的说明图。

图16是表示实施形态3的读出开始定时的另一个确定方法的说明图。

图17是表示实施形态3的波动吸收处理的流程的流程图。

图18是表示实施形态3的下溢处理的流程的流程图。

图19是表示实施形态3的上溢处理的流程的流程图。

图20是表示实施形态2的另一个上溢处理的流程的流程图。

图21是表示本发明的实施形态4的信元分解部的构成的功能方框图。

图22是表示实施形态4的波动吸收处理的流程的流程图。

图23是表示实施形态4的下溢处理的流程的流程图。

图24是表示实施形态4的上溢处理的流程的流程图。

图25是表示实施形态4的另一个上溢处理的流程的流程图。

图26是表示使用先有的信元组装和分解装置经ATM网收发STM电路上的数据的系统的构成图。

图27是表示图26所示的先有的信元组装和分解装置的构成的功能方框图。

图28是表示在先有的结构化数据传送法中使用的信元格式的说明图。

图29是表示图27所示先有的信元分解部的构成的功能方框图。

图30是表示图29所示的波动吸收缓冲部的构成的功能方框图。

实施本发明的最佳形态

下面，参照附图详细说明本发明的信元分解装置、信元分解方法及记录了用于使计算机执行该方法的程序的、计算机可读的记录媒体的实施形态。再有，本发明并不限于该实施形态。

作为实施形态1的信元分解装置，以信元组装和分解装置为例进行说明，该信元组装和分解装置具有对每一个时隙设置的缓冲器，用于暂时保持对每一个时隙分配的数据，并且吸收ATM网内的信元送出过程中发生的延迟波动和信元送出时发生的多路复用波动等信元波动(以下，有时单称为波动)。

图1是表示使用本发明的实施形态1的信元组装和分解装置经ATM网收发STM电路上的数据的系统的构成图。再有，对与图26相同的部分添加同一符号并省略其说明。在图1所示的系统中，代替图26所示的先有的信元组装和分解装置61a、61b和61c而配置实施形态1的信元组装和分解装置1a、1b和1c。

图2是表示图1所示的实施形态1的信元组装和分解装置1(信元组装和分解装置1a、1b和1c)的构成的功能方框图。再有，对与图27相同的部分添加同一符号并省略其说明。信元组装和分解装置1取代先有的信元组装和分解部61的信元分解部74而具有实施形态1的信元分解部2。

图3是表示图2所示的实施形态1的信元分解部2的构成的功能方框图。信元分解部2具有：AAL1处理部12，用于从接收信元抽出VPI、帧边界信息和数据，将VPI和帧边界信息送往写入控制部13，将数据送往波动吸收缓冲部11；波动吸收缓冲部11，用于将从接收信元的有效负载抽出的数据分别暂时保持在每一个时隙(TS)中，并吸收波动；写入控制部13，用于分析已接收的VPI再判定发送源(虚拟路径65)，根据该结果和帧边界信息向波动吸收缓冲部11产生写入信号；缓冲器监视部14，用于按每一个时隙(TS)监视波动吸收缓冲部11内的数据积蓄量，根据其结果和从读出开始阈值设定部16来的读出开始阈值控制写入控制部13、读出控制部15和波动吸收缓冲部11的动作；读出控制部15，用于按照从STM电路接口部72来的定时信息，从波动吸收缓冲部11读出数据再分配给必要的时隙；读出开始阈值设定部16，用于将用来控制开始从后述的缓冲器22读出的时序(读出开始定时)的读出开始阈值通知给缓冲器监视部14；VP/TS变换表，用于保持虚拟路径65和分配目标的时隙的对应关系，并通知给写入控制部13和读出控制部15。

这里，波动吸收缓冲部11与过去一样，位于信元分解部2内的子方框中。信元组装和分解装置1的构成和信元格式与图27和图28所示的先有的信元组装和分解装置61的构成和格式相同，主要是波动吸收缓冲部11的内部结构不同。

图4是表示图3所示的实施形态1的波动吸收缓冲部11的构成的功能方框图。波动吸收缓冲部11包括：时隙缓冲器22，具有对每一个时隙设置的单个缓冲器B1(TS#1)～(TS#n)(本发明的缓冲器)，用于分别按每一个时隙暂时保持写入的数据；分离部21，用于按照从写入控制部13来的指示(写入信号)将从AAL1处理部12来的写入数据分送给时隙缓冲器22内的各单个缓冲器B1～Bn；多路复用部23，用于按照从读出控制部15来的指示(读出信号)对从时隙缓冲器22内的各单个缓冲器B1～Bn读出的数据进行多路复用。图4中的TH1～THn是单个缓冲器B1～Bn设定的读出开始阈值。这里，为了进行说明，在图4中示出了TH1～Thn，但这些值实际上保持在读出开始阈值设定部16内。

在信元组装和分解装置1中，ATM电路接口部71在对从ATM电路接口部64接收的位列进行了串/并变换之后，进行信元同步检测等物理层的处理，再将和定时信息一起抽出的所有有效信元送往信元分解部2。信元分解部2内的AAL1处理部12接收从ATM电路接口部71发送来的信元，并从接收的信元的标题抽出VPI通知给写入控制部13，同时，分析AAL1标题内的序列号再进行信元废弃和信元误插入的检测。

这里，当检测出信元废弃时，进行丢失数据的补充(当预想废弃的信元是P格式时插入46字节，当预想废弃的信元是非P格式时插入47字节的全1(a11-1)方式等)，进而，当预想废弃的信元是P格式时，进行帧边界信息的预测和补充。此外，当检测出信元误插入时，进行该误插入信元的废弃处理。然后，将从接收信元的有效负载抽出的数据发送给波动吸收缓冲部11，同时将帧边界信息发送给写入控制部13。

写入控制部13分析从AAL1处理部12接收的VPI再判定发送源(虚拟路径65)，根据该判定结果、从VP/TS变换表17接收来的VP(虚拟路径65)/TS(时隙)变换信息和从AAL1处理部12接收来的帧边界信息决定对每一个时隙设置的写入信号的通/断时间，根据该决定结果生成写入信号再发送给波动吸收缓冲部11和缓冲器监视部14。波动吸收缓冲部11根据从写入控制部13接收来的写入信号，以时隙为单位对从AAL1处理部12接收来的数据进行分割并分配给对每一个时隙(TS#1～TS#n)准备的单个缓冲器B1～Bn，暂时保持下来。

缓冲器监视部14根据从写入控制部13来的写入信号和从读出控制部15来的读出信号对每一个单个缓冲器B1～Bm监视时隙缓冲器22内保持的数据积蓄量，并根据该监视结果控制写入控制部13和读出控制部15及波动吸收缓冲部11的动作。例如，在通信开始时，使写入动作指示接通并使读出动作指示断开，直到通过写入动作使起始为空的单个缓冲器B1～Bn内的数据积蓄量达到读出开始阈值TH1～THn，然后，从数据积蓄量已达到读出开始阈值的缓冲器开始按顺序使读出动作指示接通。

此外，当检测出单个缓冲器B1～Bn上溢或下溢时，向读出开始阈值设定部通知该情况。再有，下溢是指单个缓冲器B1～Bn变空不能再进行读出，上溢是指积蓄量超过一定的阈值。该一定的阈值例如是读出开始阈值的2倍，使读出开始阈值TH1～THn不超过单个缓冲器B1～Bn容量的一半。

读出控制部15在从缓冲器监视部14来的读出开始指示接通的期间，根据从VP/TS变换表17来的指示(什么样的时隙有效，或者使用什么样的单个缓冲器)和从STM电路接口部72来的定时信息生成读出信号，使得把读出数据正确地分配给应分配的时隙，并发送给波动吸收缓冲部11。读出开始阈值设定部16保持时隙缓冲器22内的各单个缓冲器B1～Bn用的读出开始阈值TH1～THn，并将其通知给缓冲区监视部14。此外，当从缓冲器监视部14接收到发生上溢、下溢的通知时，进行读出开始阈值的变更。

VP/TS变换表17保持虚拟路径65(VPI)和时隙的对应关系、即保持设定什么样的虚拟路径65(存在什么样的VPI)和各虚拟路径65使用几号时隙的信息，并将其通知给写入控制部13和读出控制部15。STM电路接口部72将读出控制部15读出的读出数据插入物理层帧的有效负载(时隙)中，并/串变换后发送给STM电路接口部62。

再有，读出开始阈值TH1～THn在读出开始阈值设定部16内分别独立保持。此外，从时隙缓冲器22内的各单个缓冲器B1～Bn的读出开始定时在缓冲器监视部14中对每一个单个缓冲器B1～Bn独立决定。此外，关于读出开始阈值设定部16内保持的读出开始阈值TH1～THn的设定和变更，用户或管理者可以使用未图示的微动开关进行，也可以由装置管理部75经由未图示的控制总线进行，进而还可以由单独的设定面板进行。

对于以上的构成，参照图5～图8的流程图说明实施形态1的动作。再有，对于与前述的先有例相同的部分省略其说明，只说明与先有例不同的本发明的特征部分，即由信元分解部2进行的吸收波动的处理(波动吸收处理)。图5是表示实施形态1的波动吸收处理的流程的流程图。在实施形态1的波动吸收处理中，首先，读出开始阈值设定部16设定读出开始阈值TH1～THn(S1)。

当通信开始时，缓冲器监视部14控制写入控制部13开始写入处理，将分配给每一个时隙的数据写入分别对应的时隙缓冲器22的单个缓冲器B1～Bn中，只是重复写入直到单个缓冲器B1～Bn的数据积蓄量达到与其对应的读出开始阈值TH1～THn为止(S2，S3)。当某个单个缓冲器的数据积蓄量达到与该单个缓冲器对应的读出开始阈值时，控制读出控制部15对该单个缓冲器，与写入并行开始进行读出(S4)。该写入、读出处理单纯地通过先入先出(FIFO)进行。

接下来，进行是否发生了下溢、上溢的检查(S5，S6)，重复步骤S4～S6直到发生下溢、上溢为止。这里，读出控制部15通过以每个时隙的一定的间隔进行读出来吸收波动。当发生下溢时，进行后述的下溢处理(S7)，并返回步骤S4。当发生上溢时进行后述的上溢处理(S8)并返回步骤S4。

再有，在图5中，为了便于说明将步骤S1记载在流程图的开头，但是，若步骤S1的读出开始阈值TH1～THn的设定在过去的通信中已进行，则没有再进行的必要。此外，在通信过程中，也可以进行读出开始阈值TH1～THn的变更(再设定)。因此，可以根据环境变更读出开始阈值TH1～THn。

实施形态1的主要特征在于：不按每一个虚拟路径65而按每一个时隙进行波动吸收。因不管STM电路接口62的最大通信速度Vmax是怎样的值(例如是ISDN一次群速度或二次群速度)每一个时隙的通信速度始终是64kb/s，故若设由ATM网63的特性决定的延迟波动的最大值为±D，则时隙缓冲器22内的各单个缓冲器B1～Bn的各读出开始阈值TH1～THm和必要的容量L与上述式(1)和式(2)一样，基本上可由下式表示。(识别符k＝1～n)

      THk＝[64kb/s]×D  …(6)

Lk＝2×THk＝2×[64kb/s]× D…  (7)

但是，当对一个虚拟路径65只分配一个时隙时，因接收数据以信元为单位被写入时隙缓冲器22中，故当上述式(6)的计算结果在47字节(1个信元)以下时，为了能够与这样的的情况对应，与上述式(3)和式(4)一样，有必要设

THk＝48字节(1个信元+1字节)  …  (8)

   Lk＝94字节(2个信元)  …  (9)

从上述式(6)～(9)可知，THk和Lk始终一定而不依赖于识别符k。

此外，如下所示，时隙缓冲器22的总存储器容量Lt与先有方式的公共存储器方式中的信元缓冲器92的总存储器容量Ls基本一样。

Lt＝∑Lk＝2×[64kb/s]×n×D＝2×Vmax×D＝Ls

进而，在STM电路接口62中，若这样来控制，使写入应输出给同一帧内的数据在各单个缓冲器B1～Bn之间相互是同一位置关系(可以从同一帧内读出)，因时隙缓冲器22的内部结构本身变成帧边界信息，故不必像先有的方式那样将帧边界信息保持在另外的存储器中。因此，可以比先有方式的公共存储器方式更加减少总存储器容量。这时，从时隙缓冲器22的读出方法可以单纯地只在同一帧内从单个缓冲器B1到Bn按顺序读出，所以，读出控制部15内的控制电路也简单。

此外，由前面的说明可知，单个缓冲器B1～Bn的容量L不依赖于虚拟路径65的通信速度，所以与先有方式的单个存储器方式一样，这些单个缓冲器可以单纯地由先入先出(FIFO)存储器构成，此外，容量L始终用最小容量(可以适应64kb/s的通信速度的容量)就足够，所以，波动吸收缓冲部11内的存储器控制电路比先有方式的单个存储器方式简单。再有，也可以通过在除延迟波动之外还考虑信元送出时发生的多路复用波动等来决定时隙缓冲器22的存储器容量。

其次，说明步骤S7的下溢处理。图6是表示实施形态1的下溢处理的流程的流程图。在实施形态1的下溢处理中，检测单个缓冲器B1～Bn中发生下溢的缓冲器监视部14首先暂时断开对读出控制部15的读出动作指示并暂时停止从已发生下溢的单个缓冲器的读出(S26)。接着，使与已发生下溢的单个缓冲器对应的读出开始阈值增加一定量(S27)。接下来，对该单个缓冲器只是重复进行写入，直到该单个缓冲器内的数据积蓄量再次达到与该单个缓冲器对应的读出开始阈值(S28，S29)。当该单个缓冲器内的数据积蓄量再次达到与该单个缓冲器对应的读出开始阈值时，重新开始从该单个缓冲器的读出(S30)。

这样，在实施形态1的下溢处理中，暂时停止从已发生下溢的单个缓冲器的读出，然后，在再次达到与该单个缓冲器对应的读出开始阈值的时刻，重新开始读出。即，在发生下溢时，进行与通信刚开始时的动作同样的动作。此外，使与已发生下溢的单个缓冲器对应的读出开始阈值自动增加一定量。即，每当发生下溢时，附加在数据上的固定延迟自动地一点一点地增大。

因此，当发生下溢时，可以很快地恢复到正常通信状态，此外，为了吸收波动，可以在必要时使附加在数据上的固定延迟自动地增加。再有，使读出开始阈值TH1～THn不超过单个缓冲器B1～Bn的容量的一半的值。这是因为，考虑到滞后方向和超前方向的波动的概率相同，当读出开始阈值TH1～THn超过单个缓冲器B1～Bn的容量的一半的值时，恐怕数据会从单个缓冲器B1～Bn中溢出。

其次，说明步骤S8的上溢处理。图7是表示实施形态1的上溢处理的流程的流程图。在实施形态1的上溢处理中，已检测出单个缓冲器B1～Bn中发生上溢的缓冲器监视部14首先向波动吸收缓冲器11发送对发生了上溢的单个缓冲器的复位指示，使该单个缓冲器复位。此外，暂时断开对读出控制部15的读出动作指示，暂时停止从发生了上溢的单个缓冲器的读出(S46)。

其次，使与发生了上溢的单个缓冲器对应的读出开始阈值增加一定量(S47)。接着，对该单个缓冲器只重复进行写入，直到该单个缓冲器内的数据积蓄量再次达到与该单个缓冲器对应的读出开始阈值(S48，S49)。当该单个缓冲器内的数据积蓄量再次达到与该单个缓冲器对应的读出开始阈值时，重新开始读出(S50)。

这样，在实施形态1的上溢处理中，在使发生了上溢的单个缓冲器复位的同时，暂时停止从该单个缓冲器的读出，然后，在该单个缓冲器的数据积蓄量再次达到与该单个缓冲器对应的读出开始阈值的时刻，重新开始读出。即，在发生上溢时，在复位后，进行与通信刚开始时的动作同样的动作。此外，使与已发生上溢的单个缓冲器对应的读出开始阈值自动增加一定量。即，每当发生上溢时，附加在数据上的固定延迟自动地一点一点地增大。

图8是表示实施形态1的另一个上溢处理的流程的流程图。在该上溢处理中，已检测出单个缓冲器B1～Bn中发生上溢的缓冲器监视部14首先暂时断开对写入控制部13的写入动作指示，暂时停止向发生了上溢的单个缓冲器的写入(S66)。其次，使与发生了上溢的单个缓冲器对应的读出开始阈值增加一定量(S67)。接着，对该单个缓冲器只重复进行读出，直到该单个缓冲器内的数据积蓄量再次减少到与该单个缓冲器对应的读出开始阈值(S68，S69)。当该单个缓冲器内的数据积蓄量再次减少到与该单个缓冲器对应的读出开始阈值时，重新开始写入(S70)。

这样，在该上溢处理中，暂时停止对发生了上溢的单个缓冲器的写入，在该单个缓冲器的数据积蓄量再次减少到与该单个缓冲器对应的读出开始阈值的时刻，重新开始写入。即，在发生上溢时，进行与前述发生下溢时相反的写入动作和读出动作(“写入”和“读出”互换的动作)。此外，使对应于已发生上溢的单个缓冲器的读出开始阈值自动增加一定量。即，每当发生上溢时，附加在数据上的固定延迟自动地一点一点地增大。

利用这些上溢处理，即使发生上溢，也可以很快地恢复到正常通信状态，此外，为了吸收波动，可以在必要时使附加在数据上的固定延迟自动地增加。进而，当使用于检测上溢的阈值设定为读出开始阈值TH1～THn的2倍时，伴随读出开始阈值TH1～THn的上升用于检测上溢的阈值也上升，可以降低上溢发生的概率。

再有，和发生下溢时一样，使读出开始阈值TH1～THn不超过单个缓冲器B1～Bn的容量的一半的值。这是因为，考虑到滞后方向和超前方向的波动以相同概率发生，当读出开始阈值TH1～THn超过单个缓冲器B1～Bn的容量的一半的值时，恐怕数据会从单个缓冲器B1～Bn中溢出。

如前所述，若按照实施形态1，不对每一个虚拟路径65进行波动吸收，而在对每一个时隙分配数据之后按每一个时隙进行，所以，可以抑制总存储器容量的增大和存储器控制电路的复杂化。换言之，可以使总存储器容量的降低和存储器控制电路的简单化两者兼顾。此外，当发生下溢时，暂时停止从该单个缓冲器的读出，然后，在该单个缓冲器的数据积蓄量再次达到与该单个缓冲器对应的读出开始阈值的时刻，重新开始读出，所以，即使发生下溢，也可以通过简单的步骤很快地恢复到正常通信状态。

此外，当发生上溢时，在使发生了上溢的单个缓冲器复位的同时，暂时停止从该单个缓冲器的读出，然后，在该单个缓冲器的数据积蓄量再次达到与该单个缓冲器对应的读出开始阈值的时刻，重新开始读出，或者，暂时停止对发生了上溢的单个缓冲器的写入，在该单个缓冲器的数据积蓄量再次减少到与该单个缓冲器对应的读出开始阈值的时刻，重新开始写入，所以，即使发生上溢，也可以通过简单的步骤很快地恢复到正常通信状态。

此外，因每当发生上溢、下溢时，附加在数据上的固定延迟自动地一点一点地增大，所以，为了吸收波动，可以在必要时使附加在数据上的固定延迟自动地增加。进而，可以使通信开始最初使用的读出开始阈值和发生了下溢、上溢之后使用的读出开始阈值不同，但是，通过将它们设定为同一读出开始阈值TH1～THn，也可以在通信开始时反映发生下溢、上溢时进行的读出开始阈值的变更。

在实施形态1中，把从时隙缓冲器22的读出开始定时作为“在缓冲器监视部14中最初检测出单个缓冲器B1～Bn内的数据积蓄量已达到读出开始阈值TH1～THn的时刻”，但在实施形态2中，则作为“在缓冲器监视部14中检测出从通信开始的经过时间已达到读出开始等待时间W1～Wn的时刻”。即，在实施形态1中，将数据积蓄量作为读出开始的触发，而在实施形态2中，把通信开始后的经过时间作为读出开始的触发。

实施形态2的构成基本上和实施形态1相同。对同一部分省略其说明，这里只说明不同的部分。图9是表示本发明的实施形态2的信元分解部的构成的功能方框图。再有，对与图3相同的部分添加同一符号。实施形态2的信元分解部31不具有实施形态1的信元分解部2的缓冲器监视部14和读出开始阈值设定部16而具有缓冲器监视部32和读出开始等待时间设定部33。

读出开始等待时间设定部33和实施形态1的读出开始阈值设定部16的构成一样，进行同样的动作，而不同的部分是不保持读出开始阈值TH1～THn，而保持时隙缓冲器22内的各单个缓冲器B1～Bn用的读出开始等待时间W1～Wn，并将它们通知缓冲器监视部32。关于向读出开始等待时间设定部33的读出开始等待时间W1～Wn的设定和变更，用户或管理者可以使用未图示的微动开关进行，也可以由装置管理部75经由未图示的控制总线进行，进而还可以由单独的设定面板进行。

缓冲器监视部32和实施形态1的缓冲器监视部14有同样的构成，但一部分动作不同。缓冲器监视部32对每一个单个缓冲器B1～Bn监视从写入控制部13来的写入信号，根据该结果控制读出开始定时。例如，通过监视写入信号，检测每一个单个缓冲器B1～Bn的通信开始定时，在通信开始的时刻使设在每一个单个缓冲器B1～Bn中的未图示的定时器T1～Tn工作，并测量通信开始后经过的时间。

接着，将经过时间的测量结果和从读出开始等待时间设定部33来的读出开始等待时间W1～Wn进行比较，接通写入动作指示并断开读出动作指示，直到经过时间达到读出开始等待时间W1～Wn，然后，从经过时间已达到W1～Wn的缓冲器开始按顺序使读出动作指示接通并开始读出。此外，当在单个缓冲器B1～Bn中检测出上溢或下溢时，向读出开始等待时间设定部33通知该情况。接收到该通知的读出开始等待时间设定部33进行读出开始等待时间的变更。

对于以上的构成，参照图10～图13的流程图说明实施形态2的动作。再有，因实施形态2和前述的实施形态1进行同样的动作，故对相同的部分省略其说明，只说明不同的部分。图10是表示实施形态2的波动吸收处理的流程的流程图。再有，对与图5相同的部分添加相同的符号。在实施形态2的波动吸收处理中，代替步骤S1的读出开始阈值TH1～THn的设定，而进行读出开始等待时间W1～Wn的设定(S11)。此外，在步骤S3中，判定单个缓冲器B1～Bn的数据积蓄量是否达到与其对应的读出开始阈值TH1～THn，而在步骤S12中，判定是否已经过读出开始等待时间W1～Wn。

即，当通信开始时，缓冲器监视部32控制写入控制部13开始写入处理，将分配给每一个时隙的数据写入分别对应的时隙缓冲器22的单个缓冲器B1～Bn中，只是重复写入直到单个缓冲器B1～Bn从通信开始的经过时间到达与其分别对应的读出开始等待时间W1～Wn为止(S2，S12)。当某个单个缓冲器从通信开始的经过时间到达与该单个缓冲器对应的读出开始等待时间时，控制读出控制部15，对该单个缓冲器与写入并行开始进行读出(S4)。

此外，代替步骤S7的下溢处理和步骤S8的上溢处理，进行后述的步骤S13的下溢处理和步骤S14的上溢处理。再有，在图10中，为了便于说明将步骤S11记载在流程图的开头，但是，若步骤S11的读出开始等待时间W1～Wn的设定在过去的通信中已进行，则没有再进行的必要。此外，在通信过程中，也可以进行读出开始等待时间W1～Wn的变更(再设定)。因此，可以根据环境变更读出开始等待时间W1～Wn。

其次，说明步骤S13的下溢处理。图11是表示实施形态2的下溢处理的流程的流程图。再有，对与图6相同的部分添加同一符号。在实施形态2的下溢处理中，代替步骤S27的使读出开始阈值增加一定量的处理，进行步骤S31的使读出开始等待时间延长一定时间的处理。在步骤S29中，判定已发生下溢的单个缓冲器内的数据积蓄量是否再次达到读出开始阈值，而在步骤S32中，判定下溢发生后是否经过了与发生了下溢的单个缓冲器对应的读出开始等待时间。

即，检测单个缓冲器B1～Bn中发生下溢的缓冲器监视部32暂时断开对读出控制部15的读出动作指示并暂时停止从已发生下溢的单个缓冲器的读出(S26)。使对应于发生下溢的单个缓冲器的读出开始等待时间延长一定时间(S31)。接下来，对该单个缓冲器只是重复进行写入，直到下溢发生后的经过时间达到与该单个缓冲器对应的读出开始等待时间，(S28，S32)。然后，重新开始读出(S30)。

其次，说明步骤S14的上溢处理。图12是表示实施形态2的上溢处理的流程的流程图。再有，对与图7相同的部分添加同一符号。在实施形态2的上溢处理中，代替步骤S47的使读出开始阈值增加的处理，进行步骤S51的使读出开始等待时间延长一定时间的处理。此外，在步骤S49中，判定已发生上溢的单个缓冲器内的数据积蓄量是否再次达到读出开始阈值，而在步骤S52中，判定在步骤S46的复位后是否经过了与发生了下溢的单个缓冲器对应的读出开始等待时间。

即，检测单个缓冲器B1～Bn中发生上溢的缓冲器监视部32向波动吸收缓冲器11发送对于已发生上溢的缓冲器复位的指示，暂时断开对读出控制部15的读出动作指示并暂时停止从已发生上溢的单个缓冲器的读出(S46)。其次，使对应于已发生上溢的单个缓冲器的读出开始等待时间延长一定时间(S51)。接下来，对该单个缓冲器只是重复进行写入，直到复位实施后的经过时间达到与该单个缓冲器对应的读出开始等待时间，(S48，S52)。然后，重新开始读出(S50)。

图13是表示实施形态2的另一个上溢处理的流程的流程图。再有，对与图8相同的部分添加同一符号。在该上溢处理中，代替步骤S67的使读出开始阈值增加的处理，进行步骤S71的使读出开始等待时间缩短一定时间的处理(这时，若缩短读出开始等待时间，附加在数据上的固定延迟增大)。此外，在步骤S69中，判定已发生上溢的单个缓冲器内的数据积蓄量是否减少到读出开始阈值，而在步骤S72中，判定在复位发生后是否经过了与该单个缓冲器对应的读出开始等待时间。

即，检测单个缓冲器B1～Bn中发生上溢的缓冲器监视部32暂时断开对写入控制部13的写入动作指示并暂时停止向已发生上溢的单个缓冲器的写入(S66)。使对应于已发生上溢的单个缓冲器的读出开始等待时间缩短一定时间(S71)。接下来，对该单个缓冲器只是重复进行读出，直到经过与该单个缓冲器对应的读出开始等待时间，(S68，S72)。然后，重新开始写入(S70)。

如前所述，若按照实施形态2，即使在通信开始后或发生上溢、下溢后利用经过时间进行读出、写入的控制，也能够得到和实施形态1同样的效果。

在实施形态1中，将读出开始阈值TH1～THn按‘每一个时隙’保持在读出开始阈值设定部16内，缓冲器监视部14中的读出开始定时的控制也按‘每一个时隙’进行，但在实施形态3中，它们按‘每一个虚拟路径65’进行。即，在实施形态1中，按每一个各单个缓冲器B1～Bn独立决定读出开始的定时，在实施形态3中，对于单个缓冲器B1～Bn中的与同一虚拟路径65对应的单个缓冲器，将其归纳成一个组再决定读出开始的时序。

实施形态3因和实施形态1的构成基本相同，这里只说明不同的部分。图14是表示本发明的实施形态3的信元分解部的构成的功能方框图。再有，对与图3相同的部分添加同一符号。实施形态3的信元分解部41不具有实施形态1的信元分解部2的缓冲器监视部14和读出开始阈值设定部16，而具有缓冲器监视部42和读出开始阈值设定部43。

读出开始阈值设定部43具有和实施形态1的读出开始阈值设定部16同样的构成，进行同样的动作，而不同的部分是从VP/TS变换表17输入VP/TS变换信息，不保持每一个时隙的读出开始阈值TH1～THn，而保持像先有方式那样的每一个虚拟路径65的读出开始阈值VPTH1～VPTHn，并将它们通知给缓冲器监视部42。关于读出开始阈值设定部16的读出开始阈值TH1～THn的设定和变更，用户或管理者可以使用未图示的微动开关进行，也可以由装置管理部75经由未图示的控制总线进行，进而还可以由单独的设定面板进行。

缓冲器监视部42和实施形态1有同样的构成，和实施形态1同样，对每一个单个缓冲器B1～Bn监视从写入控制部13来的写入信号，根据该结果控制读出开始定时。对于与同一虚拟路径65对应的缓冲器，将它们编成组之后，控制使其同时开始读出。由此，在STM电路接口62中，可以比实施形态1更可靠地保证应向同一帧内输出的数据实际上向同一帧内输出。此外，当单个缓冲器B1～Bn发生上溢或下溢时，向读出开始阈值设定部43通知该情况。接收到该通知的读出开始阈值设定部43进行读出开始阈值的变更。

其次，使用图15说明编组后的单个缓冲器B1～Bn的读出开始定时的确定方法。再有，图15示出将3个单个缓冲器B1～B3编组的例子。如图所示，各单个缓冲器B1～B3内的数据积蓄量不一定始终相同。不如说时隙序号小的缓冲器暂时积蓄更多的数据的可能性更高些。在实施形态3的读出开始定时的确定方法中，控制成在组内的单个缓冲器的任何一个的数据积蓄量达到读出开始阈值VPTH1的时刻开始从组内的所有的单个缓冲器B1～B3的读出。

即，把从编组后的单个缓冲器B1～B3中的读出开始定时设定为“缓冲器监视部42最初检测出组内任何一个单个缓冲器的数据积蓄量达到与该组对应的读出开始阈值的时刻”。换言之，由组内的“0R条件”决定读出开始定时。

图16是表示实施形态3的读出开始定时的另一个确定方法的说明图，与图15一样，示出单个缓冲器B1～B3的3个单个缓冲器编组后的例子。如图所示，控制成在组内的所有单个缓冲器的数据积蓄量达到读出开始阈值VPTH1的时刻，开始从组内的所有单个缓冲器B1～B3的读出。即，也可以把读出开始定时设定为“缓冲器监视部42最初检测出组内的所有单个缓冲器的数据积蓄量达到与该组对应的读出开始阈值的时刻”。换言之，由组内的“AND(与)条件”决定读出开始定时。

进而，也可以设定为“缓冲器监视部42最初检测出组内的规定个数(从1到总个数的任意数)的单个缓冲器的数据积蓄量达到与该组对应的读出开始阈值的时刻”。这样，在实施形态3中，可以用简单的方法决定每一个虚拟路径65的读出开始定时，可以降低成本。

对于以上的构成，参照图17～图20的流程图说明实施形态3的动作。再有，对和前述实施形态1相同的部分省略其说明，只说明不同的部分。图17是表示实施形态3的波动吸收处理的流程的流程图。再有，对与图5相同的部分添加相同的符号。

在实施形态3的波动吸收处理中，代替步骤S1的读出开始阈值TH1～THn的设定，进行步骤S16的读出开始阈值VPTH1～VPTHm的设定处理。此外，在步骤S3中，判定单个缓冲器B1～Bn的数据积蓄量是否达到与其对应的读出开始阈值TH1～THn，而在步骤S17中，判定各组中同一组内的至少一个单个缓冲器的数据积蓄量是否达到分别对应的读出开始阈值。再有，在步骤S17中，也可以判定各组中同一组内的所有单个缓冲器的数据积蓄量是否达到分别对应的读出开始阈值。

即，当通信开始时，缓冲器监视部42控制写入控制部13开始写入处理，将分配给每一个时隙的数据写入分别对应的时隙缓冲器22的单个缓冲器B1～Bn中，只是重复写入直到各组中同一组内的至少一个单个缓冲器的数据积蓄量达到分别对应的读出开始阈值为止(S2，S17)。当任何一组中的至少一个单个缓冲器的数据积蓄量达到与该组对应的读出开始阈值时，开始该组的所有单个缓冲器的读出(S4)。

此外，代替步骤S7的下溢处理和步骤S8的上溢处理，进行后述的步骤S18的下溢处理和步骤S19的上溢处理。再有，在图17中，为了便于说明，将步骤S16记载在流程图的开头，但是，若步骤S1的读出开始阈值VPTH1～VPTHm的设定在过去的通信中已进行，则没有再进行的必要。此外，在通信过程中，也可以进行读出开始阈值VPTH1～VPTHm的变更(再设定)。因此，可以根据环境变更读出开始阈值VPTH1～VPTHm。

其次，说明步骤S18的下溢处理。图18是表示实施形态3的下溢处理的流程的流程图。在实施形态3的下溢处理中，检测单个缓冲器B1～Bn发生下溢的缓冲器监视部42首先向波动吸收缓冲器11发送对于与发生了下溢的单个缓冲器B1～Bn相同的虚拟路径65相对应(同一组的)的所有单个缓冲器的复位指示，使这些单个缓冲器复位。接着暂时断开对写入控制部13的写入动作指示和对读出控制部15的读出动作指示，并暂时停止对这些单个缓冲器的写入和读出的处理(S35)。

其次，使对应于该虚拟路径65(与该组对应)的读出开始阈值增加一定量(S36)。接下来，接通对写入控制部13的写入动作指示并开始写入，使得属于同一帧周期的数据积蓄在这些单个缓冲器的起始位置(S37)。然后，对这些单个缓冲器只重复进行写入，直到该组内的至少一个单个缓冲器的数据积蓄量再次达到与该组对应的读出开始阈值(S38，S39)。这里，也可以对这些单个缓冲器只重复进行写入，直到该组内的所有单个缓冲器的数据积蓄量再次达到与该组对应的读出开始阈值。然后，在该组内的至少一个单个缓冲器的数据积蓄量再次达到与该组对应的读出开始阈值的时刻，重新开始组内的所有单个缓冲器的读出(S40)。

这样，当在与同一虚拟路径65对应的(同一组的)的单个缓冲器中任何一个发生了下溢时，使与该虚拟路径65对应的所有单个缓冲器复位，同时，暂时停止写入和读出，然后，开始写入，使得属于同一帧周期的数据积蓄在这些单个缓冲器的起始位置，进而，在该组内的至少一个单个缓冲器的数据积蓄量再次达到与该组对应的读出开始阈值的时刻，重新开始该组的所有单个缓冲器的读出。

即，当发生下溢时，在与同一虚拟路径65对应的所有单个缓冲器复位之后，进行与通信刚开始的动作相同的动作。此外，自动地使与发生下溢的组对应的读出开始阈值增加一定量。即，每当发生下溢时，自动地使附加在数据上的固定延迟一点一点地增大。

由此，即使发生下溢，也可以迅速恢复正常的通信。此外，为了吸收波动，必要时，可以自动地使附加在数据上的固定延迟增加。再有，使读出开始阈值VPTH1～VPTHm不超过个别缓冲器B1～Bn的容量的一半的值。因考虑到滞后方向和超前方向的波动以相同的概率产生，故当读出开始阈值VPTH1～VPTHm超过单个缓冲器B1～Bn的容量的一半的值时，恐怕数据会从单个缓冲器B1～Bn中溢出。

其次，说明步骤S19的上溢处理。图19是表示实施形态3的上溢处理的流程的流程图。在实施形态3的上溢处理中，检测单个缓冲器B1～Bn发生上溢的缓冲器监视部42首先向波动吸收缓冲部11发送使已发生上溢的缓冲器和与同一虚拟路径65对应的所有单个缓冲器复位的指示，使这些单个缓冲器复位。接着，暂时断开对写入控制部13的写入动作指示和对读出控制部15的读出动作指示，并暂时停止对这些单个缓冲器的读出和写入处理(S55)。

其次，使与该虚拟路径65对应的读出开始阈值增加一定量(S56)。接下来，接通对写入控制部13的写入动作指示并重新开始写入，使属于同一周期的数据积蓄在该单个缓冲器B1～Bn的起始位置(S57)，直到该组内的至少一个单个缓冲器的数据积蓄量再次达到与该组对应的读出开始阈值，对这些单个缓冲器只进行写入(S58，S59)。

这里，也可以对这些单个缓冲器只进行写入，直到该组内的所有单个缓冲器的数据积蓄量再次达到与该组对应的读出开始阈值。然后，在该组内的至少一个单个缓冲器的数据积蓄量再次达到读出开始阈值的时刻，接通对读出控制部15的读出动作指示，重新开始该组内的所有单个缓冲器的读出(S60)。

这样，当在与同一虚拟路径65对应的(同一组的)的单个缓冲器中任何一个发生了上溢时，使与该虚拟路径65对应的所有单个缓冲器复位，同时，暂时停止写入和读出，然后，开始写入，使属于同一周期的数据积蓄在这些单个缓冲器的起始位置，进而，在该组内的一个或所有单个缓冲器的数据积蓄量再次达到与该组对应的读出开始阈值的时刻，重新开始该组的所有单个缓冲器的读出。此外，使与已发生上溢的单个缓冲器对应的读出开始阈值自动增加一定量。即，每当发生上溢时，附加在数据上的固定延迟自动地一点一点地增大。

图20是表示实施形态3的另一个上溢处理的流程的流程图。在该上溢处理中，检测出在单个缓冲器B1～Bn发生了上溢的缓冲器监视部42首先对于与发生了上溢的单个缓冲器同一虚拟路径65相对应(同一组)的所有各个缓冲器，断开对写入控制部13的写入指示，暂时停止写入(S76)。接下来，使与该虚拟路径65对应的读出开始阈值增加(S77)。

接着，对这些单个缓冲器只进行读出，直到该组内至少一个单个缓冲器内的数据积蓄量再次减少到与该组对应的读出开始阈值(S78，S79)。这里，也可以对这些单个缓冲器只进行读出，直到该组内的所有单个缓冲器内的数据积蓄量再次减少到与该组对应的读出开始阈值。然后，在该组内至少一个单个缓冲器内的数据积蓄量再次减少到与该组对应的读出开始阈值的时刻，接通对读出控制部15的写入指示，重新开始该组的所有单个缓冲器的写入(S80)。

这样，当在与同一虚拟路径65对应的单个缓冲器中任何一个发生了上溢时，暂时停止与该虚拟路径65对应的所有单个缓冲器的写入，然后，在这些缓冲器中的一个或所有单个缓冲器的数据积蓄量减少到读出开始阈值的时刻，重新开始写入。即，在发生上溢时，进行与前述发生下溢时相反的写入动作和读出动作(“写入”和“读出”互换的动作)。此外，使与已发生上溢的单个缓冲器对应的读出开始阈值自动增加一定量。即，每当发生上溢时，附加在数据上的固定延迟自动地一点一点地增大。

因此，即使发生上溢，也可以很快地恢复到正常通信状态，此外，为了吸收波动，可以在必要时使附加在数据上的固定延迟自动地增加。进而，当使检测上溢的阈值设定为读出开始阈值VPTH1～VPTHm的2倍时，伴随读出开始阈值VPTH1～VPTHm的上升，检测上溢的阈值也上升，可以降低上溢发生的概率。再有，使读出开始阈值VPTH1～VPTHm不超过单个缓冲器B1～Bn容量的一半。这是因为，考虑波动以相同的概率在滞后方向和超前方向相同发生，当读出开始阈值VPTH1～VPTHm超过单个缓冲器B1～Bn容量的一半时，恐怕数据会从单个缓冲器B1～Bn中溢出。

如前所述，若按照实施形态3，可以得到和实施形态1相同的效果，因控制成对与同一虚拟路径65对应的单个缓冲器进行编组同时开始读出，故可以提高STM电路接口62中应向同一帧内输出的数据实际向同一帧内输出的概率。

在实施形态3中，把数据积蓄量作为读出开始的触发，在实施形态4中，将通信开始后的经过时间作为读出开始的触发。此外，在实施形态1～3中，读出开始阈值设定部或读出开始等待时间设定部内保持的读出开始阈值或读出开始等待时间的值例如像微动开关设定或经由从装置管理部75来的控制总线的设定那样，是“按照装置管理者的指示变更”的，但在实施形态4中，进而可以是“按每一个虚拟路径65实测波动的最大值并根据其结果自动地变更”的。即，在实施形态1～3中，读出开始阈值或读出开始等待时间的值是“半固定”的，而在实施形态4中可以“自动设定”。

实施形态4因和实施形态3的构成基本相同，对相同的部分省略其说明，这里只说明不同的部分。图21是表示本发明的实施形态4的信元分解部的构成的功能方框图。再有，对与图14相同的部分添加同一符号。实施形态4的信元分解部51不具有实施形态3的信元分解部41的缓冲器监视部42和读出开始阈值设定部43，而具有缓冲器监视部52和读出开始等待时间设定部53。

读出开始等待时间设定部53和实施形态3的读出开始阈值设定部43的构成一样，进行同样的动作，而不同部分在于不保持读出开始阈值VPTH1～VPTHm，而保持每一个虚拟路径65的读出开始等待时间VPW1～VPWm，并将它们通知缓冲器监视部52。

缓冲器监视部52和实施形态3的缓冲器监视部42有同样的构成，但一部分动作不同。缓冲器监视部52在每一个单个缓冲器B1～Bn监视从写入控制部13来的写入信号，根据该结果决定读出开始定时，控制成对与同一虚拟路径65对应的单个缓冲器进行编组同时开始读出。例如，通过监视写入信号，检测每一个单个缓冲器B1～Bn的通信开始时序，在通信开始的时刻使设在每一个单个缓冲器B1～Bn中的未图示的内藏定时器T1～Tn工作，并测量通信开始后的经过时间。接着，将经过时间的测量结果和从读出开始等待时间设定部53来的读出开始等待时间VPW1～VPWn进行比较，接通写入动作指示并断开读出动作指示，直到经过时间达到读出开始等待时间VPW1～VPWn。

读出动作指示对同组内的所有缓冲器同时接通。可以把接通读出动作指示的定时(读出开始定时)作为同组内的任何一个缓冲器的通信开始后的经过时间达到读出开始时间的时刻，也可以作为同组内的所有缓冲器的通信开始后的经过时间达到读出开始时间的时刻。

此外，缓冲器监视部52在读出开始定时决定后仍继续监视各单个缓冲器B1～Bn内的数据积蓄量，并通知读出等待时间设定部53。当检测出下溢、上溢时，将该情况通知读出开始时间设定部53。已接收下溢、上溢通知的读出开始时间设定部53，使保持的读出开始时间VPTH1～VPTHm延长一定时间。

对读出开始等待时间设定部53的读出开始等待时间VPW1～VPWn的设定和变更与实施形态1～3相同，可以由用户或管理者等使用未图示的微动开关等进行，也可以由读出开始等待时间设定部53实测出每一个虚拟路径65的延迟波动的最大值(有效值D’)并根据该结果自动进行变更。

对于后者，读出开始等待时间设定部53监视从缓冲器监视部52送来的每个单个缓冲器B1～Bn的数据积蓄量的信息，根据该变动量算出每一个虚拟路径65的延迟波动的有效值D’。然后，根据算出的有效值D’变更(最优化)读出开始等待时间VPW1～VPWm，使其变成不发生上溢或下溢的尽可能小的值。因此，在信元分解部51中，为了吸收波动，可以将附加在数据上的固定延迟自动地抑制到最小值而进行最佳通信。

然而即使在从时隙缓冲器22的读出开始动作开始之后按上述顺序变更读出开始等待时间VPW1～VPWm，对信元分解部51的动作也基本上没有任何影响。因此，实际上适用最优化之后的值只限于暂时切断虚拟路径65的连接之后再次设定同一虚拟路径65的情况或已发生上溢、下溢的情况。或者，也可以暂时强制性地使波动吸收缓冲部11复位，使得立即适用最优化后的值。

对以上的构成，参照图22～图25的流程图说明实施形态4的动作。再有，对和前述的实施形态1相同的部分，省略其说明，只说明不同的部分。图22是表示实施形态4的波动吸收处理的流程的流程图。再有，对与图17相同的部分添加相同的符号。

在实施形态4的波动吸收处理中，代替步骤S16的读出开始阈值VPTH1～VPTHm的设定处理，而进行步骤S21、步骤S22的处理。即，读出开始等待时间设定部53监视从缓冲器监视部52送来的每一个单个缓冲器B1～Bn的数据积蓄量的信息，根据该变动量算出每一个虚拟路径65的延迟波动的有效值D’(S21)，根据算出的有效值D’设定读出开始等待时间VPW1～VPWm(S22)。该处理在通信进行期间与其它的处理并行反复进行，随时更新设定读出开始等待时间VPW1～VPWm。

此外，在步骤S17中，在各组中，判定同组内至少一个单个缓冲器B1～Bn的数据积蓄量是否达到分别与其对应的读出开始阈值，而在步骤S23中，在各组中，判定同组内至少一个单个缓冲器B1～Bn的从通信开始的经过时间是否达到分别与其对应的读出开始等待时间。这里，也可以判定同组内的所有单个缓冲器B1～Bn的从通信开始的经过时间是否达到分别与其对应的读出开始等待时间。

即，当通信开始时，缓冲器监视部52控制写入控制部13开始写入处理，将分配给每一个时隙的数据写入分别对应的时隙缓冲器22的单个缓冲器B1～Bn中，在各组内，只是重复写入直到同组内至少一个单个缓冲器从通信开始的经过时间到达分别与其分别对应的读出开始等待时间为止(S2，S23)。当某组内的至少一个单个缓冲器从通信开始的经过时间到达与该组对应的读出开始等待时间时，开始该组的所有单个缓冲器的读出(S4)。此外，代替步骤S18的下溢处理和步骤S19的上溢处理，进行后述的下溢处理S24和上溢处理S25。

其次，说明步骤S24的下溢处理。图23是表示实施形态4的下溢处理的流程的流程图。再有，对与图18相同的部分添加同一符号。在实施形态4的下溢处理中，代替步骤S36的使读出开始阈值增加的处理，而进行步骤S41的使读出开始等待时间延长一定时间的处理。在步骤S39中，判定已发生下溢的至少一个单个缓冲器内的数据积蓄量是否达到与该组对应的读出开始阈值，而在步骤S42中，在步骤S35的复位实施之后，判定是否经过了与已发生下溢的组对应的读出开始等待时间。

即，在进行了步骤S35的复位后，缓冲器监视部52使与已发生下溢的组对应的读出开始等待时间延长一定时间(S41)。接下来，对该组的单个缓冲器只进行写入，直到在实施复位后，经过与该组对应的读出开始等待时间，(S38，S42)。然后，重新开始读出(S40)。

其次，说明步骤S25的上溢处理。图24是表示实施形态4的上溢处理的流程的流程图。再有，对与图19相同的部分添加同一符号。在实施形态4的上溢处理中，代替步骤S56的使读出开始阈值增加的处理，而进行步骤S61的使读出开始等待时间延长一定时间的处理。此外，在步骤S59中，判定已发生上溢的组的至少一个单个缓冲器内的数据积蓄量是否达到与该组对应的读出开始阈值，而在步骤S62中，判定在实施步骤S55的复位后是否经过了与发生了上溢的组对应的读出开始等待时间。

即，在实施步骤S55的复位后，缓冲器监视部52使与已发生上溢的组对应的读出开始等待时间延长一定时间(S61)。接下来，对该组的单个缓冲器只进行写入，直到在实施复位后，经过与该组对应的读出开始等待时间，(S58，S62)。然后，重新开始读出(S40)。

图25是表示实施形态4的另一个上溢处理的流程的流程图。再有，对与图20相同的部分添加同一符号。在该上溢处理中，代替步骤S77的使读出开始阈值增加的处理，而进行步骤S81的使读出开始等待时间缩短一定时间的处理。此外，在步骤S79中，判定已发生上溢的组的至少一个单个缓冲器内的数据积蓄量是否达到与该组对应的读出开始阈值，而在步骤S82中，判定在上溢发生后是否经过了与发生了上溢的组对应的读出开始等待时间。

即，在步骤S76的写入停止后，缓冲器监视部52使与已发生上溢的组对应的读出开始等待时间缩短一定时间(S81)。接下来，对该组的单个缓冲器只进行读出，直到上溢发生后经过与该组对应的读出开始等待时间，(S78，S82)。然后，重新开始写入(S80)。

如前所述，若按照实施形态4，可以得到和实施形态3同样的效果，同时，实测有效值D’并据此变更(最优化)读出开始等待时间VPW1～VPWm，使其变成不发生上溢或下溢的尽可能小的值，因此，在信元分解部51中，为了吸收波动，可以将附加在数据上的固定延迟自动地抑制到最小值而进行最佳通信。

再有，实测有效值D’，进行最优化处理也可以用于实施形态1～3，可以得到和实施形态4同样的效果。这时，在实施形态1中，读出开始阈值设定部16使读出开始阈值TH1～THn最优化，在实施形态2中，读出开始等待时间设定部33使读出开始等待时间W1～Wn最优化，在实施形态3中，读出开始阈值设定部43使读出开始阈值VPTH1～VPTHm最优化。

此外，在实施形态1～3中，设各功能方框间的数据接口宽度是8位并以字节为单位进行数据传送，但对于不同的数据接口宽度和传送单位，也可以得到同样的效果。此外，对STM接口速度和ATM接口速度没有特别限制，什么样的速度都可以。此外，虽然将ATM信元作为基本传送单位，但若将除ATM信元之外的不同种类、长度的数据包作为传送单位，也可以得到同样的效果。进而，虽然作为经ATM网63以信元传送STM电路接口62上的数据的具体方式是以使用ITU--T推荐的I.363.1规定的结构化数据传送法为前提，但也可以使用具有同样功能的其它传送方式。

如上所述，若按照本发明，信元分解单元将分配给每一个时隙的数据暂时保持在对每一个时隙设置的缓冲器中，吸收信元的波动。因此，可以对通信速度一定的不同的时隙吸收波动，各缓冲器的容量与虚拟路径的通信速度无关，最小的容量(可以适应每一个时隙的通信速度的容量)就始终够用，此外，存储器的结构可以简单化，所以，具有能够同时抑制波动吸收用存储器总容量的增大和存储器电路的复杂化并能够降低成本的效果。

若按照下一个发明，信元分解单元在通信开始后，对缓冲器进行分配给每一个时隙的数据的写入并积蓄数据，在缓冲器的数据积蓄量达到规定量之后，与写入并行地从缓冲器读出数据，将读出的数据送往STM电路接口，所以，具有能够以简单的顺序进行波动吸收的效果。

若按照下一个发明，信元分解单元在通信开始后，对缓冲器进行分配给每一个时隙的数据的写入并积蓄数据，在经过第1规定时间后，与写入并行地从缓冲器读出数据，将读出的数据送往STM电路接口，所以，具有能够以简单的顺序进行波动吸收的效果。

若按照下一个发明，可以利用设定装置设定规定量或第1规定时间。由此，可以与使用环境配合调整规定量或第1规定时间，所以，具有能够降低不必要的附加固定延迟或上溢、下溢、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，实测装置实测信元的波动，设定装置根据实测装置的实测结果设定规定量或第1规定时间的值。由此，可以自适应调整规定量或第1规定时间，所以，具有能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，规定量或第1规定时间独立于每一个缓冲器存在，信元分解单元对每一个缓冲器独立决定从缓冲器的读出开始定时，所以，具有能够对每一个缓冲器精细地控制读出开始定时的效果。

若按照下一个发明，规定量或第1规定时间独立于每一个虚拟路径存在，信元分解单元对与各虚拟路径对应的每1或2个以上的缓冲器独立决定从缓冲器的读出开始定时，所以，具有能够提高应向同一帧内输出的数据实际向同一帧内输出的概率，能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中的规定数、例如1个以上的缓冲器中，其数据积蓄量达到了规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，信元分解单元开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作。所以，具有能够用简单的方法对与该虚拟路径对应的1或2个以上的每一个缓冲器的读出开始定时进行控制的效果。

若按照下一个发明，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中的所有缓冲器中，其数据积蓄量达到了规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，信元分解单元开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作。所以，具有能够用简单的方法对与该虚拟路径对应的1或2个以上的每一个缓冲器的读出开始定时进行控制的效果。

若按照下一个发明，当缓冲器发生下溢时，信元分解单元暂时停止从发生下溢的缓冲器读出，当其后数据积蓄量再达到上述规定量时，或者，在发生下溢之后经过了第2规定时间时，重新开始读出，所以，具有即使发生下溢也能够迅速恢复正常的通信、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中任何一个缓冲器发生下溢时，信元分解单元使与该虚拟路径对应的所有缓冲器复位，并暂时停止对这些缓冲器进行写入和读出，并在其后重新开始写入，使属于同一帧期间的数据均匀地积蓄在这些缓冲器的起始位置，进而当这些缓冲器的数据积蓄量再次达到规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。所以，具有即使发生下溢也能够迅速恢复正常的通信、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，当缓冲器发生上溢时，信元分解单元使发生上溢的缓冲器复位，并暂时停止从该时隙的读出，当其后数据积蓄量再次达到规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出，所以，具有即使发生上溢也能够迅速恢复正常的通信、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中任何一个缓冲器发生上溢时，信元分解单元使与该虚拟路径对应的所有缓冲器复位，并暂时停止对这些缓冲器进行写入和读出，并在其后重新开始写入，使属于同一帧期间的数据均匀地积蓄在这些缓冲器的起始位置，进而当这些缓冲器的数据积蓄量再次达到规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出，所以，具有即使发生上溢也能够迅速恢复正常的通信、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，当缓冲器发生上溢时，信元分解单元暂时停止对发生上溢的缓冲器的写入，当其后该缓冲器的数据积蓄量减少到规定量时，或者，在发生上溢之后经过了第2规定时间时，重新开始写入，所以，具有即使发生上溢也能够迅速恢复正常的通信、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中任何一个缓冲器发生上溢时，信元分解单元暂时停止对与该虚拟路径对应的所有缓冲器进行写入，并在其后当这些缓冲器的数据积蓄量再次减少到上述规定量时，或者，在发生上溢之后经过了第2规定时间时，重新开始写入，所以，具有即使发生上溢也能够迅速恢复正常的通信的效果。

若按照下一个发明，增加或延长装置在缓冲器发生下溢时使上述规定量增加，或者，使上述第2规定时间延长，所以，具有能够自动减少下溢的再发生、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，增加或延长装置在缓冲器发生上溢时使上述规定量增加，或者，使第2规定时间延长，所以，具有能够自动减少上溢的再发生、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，保持步骤将分配给每一个时隙的数据暂时保持在对每一个时隙设置的缓冲器中，吸收信元的波动。因此，可以对通信速度一定的不同的时隙吸收波动，各缓冲器的容量与虚拟路径的通信速度无关，最小的容量(可以适应每一个时隙的通信速度的容量)就始终够用，而且存储器的结构也可以简单化，所以，具有能够同时抑制波动吸收用存储器总容量的增大和存储器电路的复杂化并能够降低成本的效果。

若按照下一个发明，在通信开始后，在积蓄步骤中，对缓冲器写入分配给每一个时隙的数据并积蓄数据，在积蓄步骤中，缓冲器的数据积蓄量达到规定量之后，在读出和写入步骤中，与写入并行读出积蓄的数据，在送出步骤中，将在读出和写入步骤读出的数据送往STM电路接口，所以，具有能够以简单的顺序进行波动的吸收的效果。

若按照下一个发明，在通信开始后，在积蓄步骤中，对缓冲器写入分配给每一个时隙的数据并积蓄数据，在积蓄步骤的数据积蓄经过第1规定时间之后，在读出和写入步骤中，与写入并行读出积蓄的数据，在送出步骤中，将在读出和写入步骤读出的数据送往STM电路接口，所以，具有能够以简单的顺序进行波动的吸收的效果。

若按照下一个发明，可以利用设定步骤设定规定量或第1规定时间。由此，可以与使用环境配合调整规定量或第1规定时间，所以，具有能够降低不必要的附加固定延迟或上溢、下溢，能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，在实测步骤中实测信元的波动，在设定步骤中根据实测步骤的实测结果设定规定量或第1规定时间的值，所以，具有能够自适应调整规定量或第1规定时间、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，规定量或第1规定时间独立于每一个缓冲器存在，在读出和写入步骤中，对每一个上述缓冲器独立决定读出开始定时，所以，具有能够对每一个缓冲器精细地控制读出开始定时的效果。

若按照下一个发明，规定量或第1规定时间独立于每一个虚拟路径存在，在读出和写入步骤中，对与各虚拟路径对应的每1或2个以上的缓冲器独立决定读出开始定时，所以，具有能够提高应向同一帧内输出的数据实际向同一帧内输出的概率的效果。

若按照下一个发明，在读出和写入过程中，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中的规定数例如1个以上的缓冲器中，其数据积蓄量达到了规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作，所以，具有能够用简单的方法对与该虚拟路径对应的1或2个以上的每一个缓冲器的读出开始定时进行控制的效果。

若按照下一个发明，在读出和写入过程中，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中的所有缓冲器中，其数据积蓄量达到了规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作，所以，具有能够用简单的方法对与该虚拟路径对应的1或2个以上的每一个缓冲器的读出开始定时进行控制的效果。

若按照下一个发明，在读出和写入过程中，当缓冲器发生下溢时，暂时停止从发生下溢的缓冲器读出，当其后数据积蓄量再达到上述规定量时，或者，在发生下溢之后经过了第2规定时间时，重新开始读出，所以，具有即使发生下溢也能够迅速恢复正常的通信、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，在读出和写入过程中，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中任何一个缓冲器发生下溢时，使与该虚拟路径对应的所有缓冲器复位，并暂时停止对这些缓冲器进行写入和读出，并在其后重新开始写入，使属于同一帧期间的数据均匀地积蓄在这些缓冲器的起始，进而当这些缓冲器的数据积蓄量再达到规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出，所以，具有即使发生下溢也能够迅速恢复正常的通信、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，在读出和写入过程中，当缓冲器发生上溢时，使发生上溢的缓冲器复位，并暂时停止从该时隙的读出，当其后数据积蓄量再达到规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出，所以，具有即使发生上溢也能够迅速恢复正常的通信、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，在读出和写入过程中，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中任何一个缓冲器发生上溢时，使与该虚拟路径对应的所有缓冲器复位，并暂时停止对这些缓冲器进行写入和读出，并在其后重新开始写入，使属于同一帧期间的数据均匀地积蓄在这些缓冲器的起始位置，进而当这些缓冲器的数据积蓄量再达到规定量时，或者，在执行复位之后经过了第2规定时间时，重新开始读出，所以，具有即使发生上溢也能够迅速恢复正常的通信、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，在读出和写入过程中，当缓冲器发生上溢时，暂时停止对发生上溢的缓冲器写入，当其后该缓冲器的数据积蓄量减少到规定量时，或者，在发生上溢之后经过了第2规定时间时，重新开始写入，所以，具有即使发生上溢也能够迅速恢复正常的通信、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，在读出和写入过程中，当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的缓冲器中任何一个缓冲器发生上溢时，暂时停止对与该虚拟路径对应的所有缓冲器进行写入，并在其后当这些缓冲器的数据积蓄量再减少到上述规定量时，或者，在发生上溢之后经过了第2规定时间时，重新开始写入，所以，具有即使发生上溢也能够迅速恢复正常的通信、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，在增加延长步骤中，当在缓冲器发生下溢时使上述规定量增加，或者，使上述第2规定时间延长，所以，具有能够自动减少下溢的再发生、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，在增加延长步骤中，当在缓冲器发生上溢时使上述规定量增加，或者，使第2规定时间延长，所以，具有能够自动减少上溢的再发生、能够进行最佳通信的效果。

若按照下一个发明，作为第1规定时间和第2规定时间，可以使用同一时间。由此，在发生上溢、下溢的情况下，当延长第2规定时间时，第1规定时间也被延长，所以，具有能够降低通信开始后下溢的发生的效果。

若按照下一个发明，可以应用计算机来实行前述的发明的方法，所以，具有能够同时抑制波动吸收用存储器的总容量的增大和存储器控制电路的复杂化、能够降低成本的效果。

工业上利用的可能性

如上所述，若按照本发明的信元分解装置、信元分解方法及记录了使计算机执行该方法的程序的计算机可读的记录媒体，对于使用ITU---T推荐中规定的结构化数据传送方法(SDT法)等，经ATM网接收发送一帧周期具有已时分复用的多个时隙(TS)的STM电路上的有效数据是很适用的，进而，对于同时抑制波动吸收用存储器的总容量的增大和存储器控制电路的复杂化以及降低成本是很有益的。

Claims (19)

1.一种信元分解装置，包括信元分解单元，用于分解从ATM电路接口接收的信元再从有效负载中抽出数据，按发送源将该数据分配给按帧周期时分多路复用的多个时隙的每一个时隙，并送往STM电路接口，其特征在于：具有对上述每一个时隙设置的缓冲器，上述信元分解单元将已分配给上述每一个时隙的数据暂时保持在所述缓冲器中，并且吸收信元的波动。

2.权利要求1记载的信元分解装置，其特征在于：上述信元分解单元在通信开始后，对上述缓冲器进行对被分配给上述每一个时隙的数据的写入并积蓄数据，在上述缓冲器的数据积蓄量达到规定量之后，与写入并行地从上述缓冲器读出数据，并将读出的数据送往STM电路接口。

3.权利要求2记载的信元分解装置，其特征在于：还具有用来设定上述规定量或上述第1规定时间的设定装置。

4.权利要求3记载的信元分解装置，其特征在于：还具有实测信元波动的实测装置，上述设定装置根据上述实测装置的实测结果设定上述规定量或上述第1规定时间。

5.权利要求2记载的信元分解装置，其特征在于：上述规定量或上述第1规定时间独立于上述每一个缓冲器存在，上述信元分解单元对每一个缓冲器独立决定从上述缓冲器的读出开始定时。

6.权利要求2记载的信元分解装置，其特征在于：上述规定量或上述第1规定时间独立于每一个虚拟路径存在，上述信元分解单元对与各虚拟路径对应的每1或2个以上的缓冲器独立决定从上述缓冲器的读出开始定时。

7.权利要求6记载的信元分解装置，其特征在于：当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的上述缓冲器中的规定数以上的缓冲器中，其数据积蓄量达到了上述规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，上述信元分解单元开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作。

8.权利要求6记载的信元分解装置，其特征在于：当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的上述缓冲器中的所有缓冲器中，其数据积蓄量达到了上述规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，上述信元分解单元开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作。

9.权利要求2记载的信元分解装置，其特征在于：当上述缓冲器发生下溢时，上述信元分解单元暂时停止从发生下溢的缓冲器的读出，当其后数据积蓄量再次达到上述规定量时，或者，在发生下溢之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。

10.权利要求1记载的信元分解装置，其特征在于：上述信元分解单元在通信开始后，对上述缓冲器进行被分配给上述每一个时隙的数据的写入并积蓄数据，在经过了第1规定时间后，与写入并行地从上述缓冲器读出数据，将读出的数据送往STM电路接口。

11.权利要求10记载的信元分解装置，其特征在于：还具有用来设定上述规定量或上述第1规定时间的设定装置。

12.权利要求11记载的信元分解装置，其特征在于：还具有实测信元波动的实测装置，上述设定装置根据上述实测装置的实测结果设定上述规定量或上述第1规定时间。

13.权利要求10记载的信元分解装置，其特征在于：上述规定量或上述第1规定时间独立于上述每一个缓冲器存在，上述信元分解单元对每一个缓冲器独立决定从上述缓冲器的读出开始定时。

14.权利要求10记载的信元分解装置，其特征在于：上述规定量或上述第1规定时间独立于每一个虚拟路径存在，上述信元分解单元对与各虚拟路径对应的每1或2个以上的缓冲器独立决定从上述缓冲器的读出开始定时。

15.权利要求14记载的信元分解装置，其特征在于：当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的上述缓冲器中的规定数以上的缓冲器中，其数据积蓄量达到了上述规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，上述信元分解单元开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作。

16.权利要求14记载的信元分解装置，其特征在于：当在与同一虚拟路径对应的1或2个以上的上述缓冲器中的所有缓冲器中，其数据积蓄量达到了上述规定量时，或者，从通信开始经过了上述第1规定时间时，上述信元分解单元开始从与该虚拟路径对应的所有的缓冲器的读出动作。

17.权利要求10记载的信元分解装置，其特征在于：当上述缓冲器发生下溢时，上述信元分解单元暂时停止从发生下溢的缓冲器的读出，当其后数据积蓄量再次达到上述规定量时，或者，在发生下溢之后经过了第2规定时间时，重新开始读出。

18.一种信元分解方法，该方法分解从ATM电路接口接收的信元再从有效负载中抽出数据，按发送源将该数据分配给按帧周期时分多路复用的多个时隙的每一个时隙，并送往STM电路接口，其特征在于：

包含保持步骤，用于将已分配给上述每一个时隙的数据暂时保持在对每一个时隙设置的缓冲器中，并且吸收信元的波动。

19.一种计算机可读的记录媒体，其特征在于：记录了用于使计算机执行信元分解方法的程序，上述信元分解方法分解从ATM电路接口接收的信元再从有效负载中抽出数据，按发送源将该数据分配给按帧周期时分多路复用的多个时隙的每一个时隙，并送往STM电路接口，并且包含保持步骤，用于将已分配给上述每一个时隙的数据暂时保持在对每一个时隙设置的缓冲器中，并且吸收信元的波动。

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