DE602004004390T2

DE602004004390T2 - Verfahren zur Übertragung von Datenpaketen zwischen Knoten in einem Kommunikationsnetz

Info

Publication number: DE602004004390T2
Application number: DE602004004390T
Authority: DE
Inventors: Miguel De Vega Rodrigo
Original assignee: Siemens AG
Current assignee: Nokia Solutions and Networks GmbH and Co KG
Priority date: 2004-07-23
Filing date: 2004-07-23
Publication date: 2007-05-24
Anticipated expiration: 2024-07-24
Also published as: DE602004004390D1; EP1619834B1; US20060018343A1; CN1735076A; EP1619834A1

Description

Die Erfindung betrifft ein Verfahren gemäß der Präambel zu Anspruch 1 sowie einen Knoten eines Kommunikationsnetzes.
In Kommunikationsnetzen, beispielsweise Kommunikationsnetzen mit Optical Burst Switching (OBS, optische Vermittlung von Signalpaketen) oder optischen Kommunikationsnetzen, werden Datenpakete, beispielsweise Datenpakete des Internet-Protokolls (IP), Zellen des asynchronen Transfer-Modus (ATM) oder Protokolldateneinheiten (PDU) zu Signalpaketen, so genannten Bursts, beispielsweise elektrischen oder optischen Bursts, aggregiert, um über das Kommunikationsnetz übertragen zu werden. Die Umwandlung der Datenpakete in Bursts erfolgt an einem Knoten, beispielsweise einem Eintritts- oder Randknoten, des Kommunikationsnetzes gemäß einer bestimmten Aggregations-Strategie.
Der Prozess des Sendens eines Bursts, etwa eines optischen Bursts, in einem Kommunikationsnetz wie beispielsweise einem OBS-Kommunikationsnetz, wird wie folgt beschrieben:

Erstens: Sammeln von kommenden Datenpaketen, beispielsweise IP-Datenpaketen, in einem Aggregations-Puffer des Knotens, bis das Signalpaket (Burst) gebildet wird.
Zweitens: Senden eines Kopfteils (Header) des Bursts über das Kommunikationsnetz, welcher Informationen zur Länge des Bursts enthält.
Drittens: Abwarten einer Versatzzeit und Senden des Bursts.

Die Versatzzeit ist erforderlich, um die vermittelten Pfade in den Knoten vorzubereiten, damit das Burst von einem Eintrittsknoten an einen Austrittsknoten übertragen werden kann. Diese Versatzzeit ist abhängig von dem jeweiligen Kommunikationsnetz und Knoten.
Dieser Prozess wird an späterer Stelle im Zusammenhang mit der Ausführungsform gemäß der linken Seite der 1 ausführlich beschrieben.
Gemäß diesem Prozess kann daher die Laufzeitverzögerung, der ein über das Kommunikationsnetz übertragenes Datenpaket unterliegt, in der Größenordnung von Mikrosekunden oder sogar Millisekunden liegen, selbst wenn das Kommunikationsnetz mit Geschwindigkeiten im Gbit/s-Bereich arbeitet. Dementsprechend können die Laufzeitverzögerungen, die aus der Verwendung von burstvermittelten Kommunikationsnetzen abzuleiten sind, für viele verzögerungsempfindliche Anwendungen inakzeptabel sein. Ein Prozess zum Senden von Datenpaketen in Form von Bursts ist in der US-amerikanischen Patentanmeldung US2002/0154360 zu finden.
Es ist daher eine Aufgabe der vorliegenden Erfindung, die Laufzeitverzögerung eines Datenpakets zu verkürzen, welches über ein burstvermitteltes Kommunikationsnetz übertragen wird.
Diese Aufgabe wird erfüllt durch ein Verfahren mit den Merkmalen von Anspruch 1 oder einen Knoten mit den Merkmalen von Anspruch 12.
Der Grundgedanke besteht darin, den Header des Bursts an das Kommunikationsnetz zu senden, bevor die Aggregation des Bursts abgeschlossen ist. Dies hat den Vorteil, dass die Laufzeitverzögerung eines Datenpakets, das in einem Burst bzw. über ein burstvermitteltes Kommunikationsnetz übertragen wird, geringer ist als die Laufzeitverzögerung eines Datenpakets, das nach dem herkömmlichen Verfahren übertragen wird.
Weitere Entwicklungsformen der Erfindung werden in Unteransprüchen beschrieben.
Bei einer Ausführungsform der Erfindung wird der Header des Bursts unverzüglich an das Kommunikationsnetz gesendet, sobald eine bestimmte Anzahl von Datenpaketen eines Bursts empfangen wurde, statt abzuwarten, bis das Burst vollständig ist, wie dies bei dem herkömmlichen Verfahren der Fall ist. Dies hat den Vorteil, dass entsprechend der durchschnittlichen Datenrate der kommenden bestimmten Anzahl von Datenpaketen eine Burst-Länge berechnet werden kann und die Laufzeitverzögerung des Datenpakets verkürzt wird, wie es der Erfindung entspricht.
Bei einer Ausführungsform der Erfindung wird der Header des Bursts sofort an das Kommunikationsnetz gesendet, wenn das erste Datenpaket eines Bursts empfangen wird. Dies hat den Vorteil, dass die geringstmögliche Laufzeitverzögerung für ein Datenpaket erzielt wird. (Die Versatzzeit beginnt mit dem Senden des Headers. Das Burst wird nach Ablauf der Versatzzeit gesendet.)
Bei einer weiteren Ausführungsform der Erfindung wird unverzüglich ein neuer Header gesendet, wenn die Länge eines Bursts die zuvor berechnete Länge überschreitet. Dies hat den Vorteil, dass für die nachfolgenden Datenpakete die geringstmögliche Laufzeitverzögerung erzielt wird.
Eine beispielhafte Ausführungsform der Erfindung ist nachstehend ausführlicher und unter Bezugnahme auf eine der Zeichnungen erläutert.
In der Zeichnung dargestellt sind:
1 eine schematische Darstellung des herkömmlichen und des vorgezogenen Header-Sende-Mechanismus.
2 ein Ablaufdiagramm eines Knotens, der nach dem erfindungsgemäßen Verfahren arbeitet.
3 eine schematische Darstellung des herkömmlichen und des vorgezogenen Header-Sende-Mechanismus im Zusammenhang mit dem Zwei-Wege-Reservierungskonzept.
4 ein Ablaufdiagramm eines Knotens, der nach dem erfindungsgemäßen Verfahren arbeitet, im Zusammenhang mit dem Zwei-Wege-Reservierungskonzept.
Auf der linken Seite der 1 ist eine schematische Darstellung des herkömmlichen Verfahrens mit den drei Zeitlinien T1, T2 und T3 zu sehen. Die Zeitlinie T1 ist mit einer Internet-Domäne ID verknüpft. Die Zeitlinie T2 ist mit einem Eintrittsknoten IN (Ingress Node) eines nicht dargestellten Kommunikationsnetzes mit Optical Burst Switching (OBS) verknüpft. Die Zeitlinie T3 ist mit einem Austrittsknoten EN (Egress Node) des besagten OBS-Kommunikationsnetzes verknüpft.
Eine Anzahl von Datenpaketen, beispielsweise IP-Datenpaketen, von der Internet-Domäne ID kommen bei dem Eintrittsknoten IN an. Dort werden die besagten Datenpakete zu einem Burst aggregiert. Die Aggregationszeit wird auch als Burst-Erstellungszeit tbf bezeichnet. Nach der Aggregation des Bursts wird die Burst-Länge bl oder Burst-Dauer ermittelt und ein Header, beispielsweise ein optischer Header, der die ermittelte Burst-Länge bl oder Burst-Dauer enthält, an den Austrittsknoten EN gesendet. Nach Abschluss oder während des Sendens des Headers beginnt im Eintrittsknoten IN die Versatzzeit toff zu laufen, und nach Ablauf der Versatzzeit toff wird das (optische) Burst an den Austrittsknoten EN gesendet.
Die durchschnittliche Laufzeitverzögerung, der ein Datenpaket gemäß dem herkömmlichen Verfahren unterliegt, beträgt: Laufzeitverzögerungherkömmlich = Burst-Erstellungszeit/2 + Versatzzeit
Auf der rechten Seite der 1 ist eine schematische Darstellung des erfindungsgemäßen Verfahrens mit dem Mechanismus zum vorgezogenen Senden des Headers mit den drei Zeitlinien T1', T2' und T3' zu sehen. Die Zeitlinie T1' ist mit einer Internet-Domäne ID' verknüpft. Die Zeitlinie T2' ist mit einem Eintrittsknoten IN' eines nicht dargestellten Kommunikationsnetzes mit Optical Burst Switching (OBS) verknüpft. Die Zeitlinie T3' ist mit einem Austrittsknoten EN' des besagten OBS-Kommunikationsnetzes verknüpft.
Eine Anzahl von Datenpaketen, beispielsweise IP-Datenpaketen, von der Internet-Domäne ID' kommen bei dem Eintrittsknoten IN' an. Dort werden die besagten Datenpakete zu einem Burst aggregiert. Nachdem eine bestimmte Anzahl von Datenpaketen – beispielsweise das erste Datenpaket, das dritte Datenpaket, das zehnte Datenpaket, ... – empfangen worden sind, wird ein Schätzwert für die Länge oder die Dauer des Bursts berechnet und ein (optischer) Header, der die berechnete (geschätzte) Burst-Länge bl oder Burst-Dauer enthält, an den Austrittsknoten EN' gesendet. Während oder nach Abschluss des Sendens des Headers beginnt eine Versatzzeit toff zu laufen, und nach Ablauf der besagten Versatzzeit, die nunmehr das Ende der Burst-Erstellungszeit definiert, wird die Aggregation beendet und von dem Eintrittsknoten IN' das (optische) Burst an den Austrittsknoten EN' gesendet. Die Burst-Erstellungszeit überschneidet sich zumindest teilweise mit der Versatzzeit. Die Differenz zwischen der Burst-Erstellungszeit tbf und der Versatzzeit toff ergibt sich aus der Zeitdifferenz zwischen dem Eintreffen des ersten Datenpakets und dem Beginn der Versatzzeit. In dem Fall, dass die Versatzzeit zu laufen beginnt, sobald das erste Datenpaket eintrifft, ist die Burst-Erstellungszeit tbf gleich der Versatzzeit toff.
Die durchschnittliche Laufzeitverzögerung, der ein Datenpaket gemäß dem neuen erfindungsgemäßen Verfahren des vorgezogenen Sendens des Headers unterliegt, beträgt: Laufzeitverzögerungneu = Burst-Erstellungszeit/2 = tbf/2
Wenn die Versatzzeit unmittelbar bei Eintreffen des ersten Datenpakets zu laufen beginnt, beträgt die durchschnittliche Laufzeitverzögerung: Laufzeitverzögerungneu = Versatzzeit/2 = toff/2
Mit dem erfindungsgemäßen Verfahren beträgt die Laufzeitverzögerung annähernd weniger als die Hälfte der Laufzeitverzögerung eines herkömmlichen burstvermittelten Kommunikationsnetzes.
In dem Beispiel von 1 wird der (optische) Header mit geringerer Geschwindigkeit transportiert als das (optische) Burst, was darauf zurückzuführen ist, dass an jedem (optischen) Knoten, beispielsweise jedem Schaltknoten, der (optische) Header verarbeitet werden muss (im elektrischen Bereich), um die Verbindung für das Burst entsprechend vorzubereiten.
Eine detaillierte Darstellung des Mechanismus enthält 2 mit einem Ablaufdiagramm eines endlichen Zustandsautomaten, der die Funktionsweise eines Eintritts- bzw. Randknotens steuert.
Der Ausgangzustand des Zustandsautomaten ist ein Ruhezustand 1, in dem keinerlei Aktionen ausgeführt werden. Sobald eine bestimmte Anzahl von (IP-) Datenpaketen eingegangen ist, wechselt der Zustandsautomat in den Zustand 2, in dem die Datenpakete aggregiert werden, die Burst-Länge bl oder Burst-Dauer geschätzt/berechnet wird, der (optische) Header mit einem Schätzwert der Burst-Länge oder -Dauer über das (OBS-) Kommunikationsnetz gesendet wird und die Versatzzeit zu laufen beginnt, während oder nachdem der Header gesendet wird/worden ist. Die Datenpakete werden – gemäß Zustand 3 – an dem Eintrittsknoten aggregiert, bis die Versatzzeit abgelaufen ist, und daraufhin wird das Burst gesendet – Zustand 4. Die Burst-Länge oder -Dauer wird berechnet als die Anzahl der Datenpakete oder Bits, die während dieses Zeitraums voraussichtlich eintreffen werden. Die Bursts werden nicht in jedem Fall dieselbe Größe haben wie im Header angekündigt, sondern sie werden einmal größer und einmal kleiner sein. Wenn in einem Burst mehr Datenpakete oder Bits zusammengefasst sind als während der Versatzzeit erwartet wurden, wird nur die im Header angekündigte Burst-Länge/Anzahl Datenpakete oder Bits B_angekündigt übertragen, der Rest verbleibt im Aggregations-Puffer und es wird unverzüglich ein neuer Header gesendet, wie es als Übergang vom Zustand 4 in den Zustand 2 dargestellt ist. Falls nach dem Senden des Bursts der Aggregations-Puffer leer ist, erfolgt ein Übergang von dem Zustand 4 in den Zustand 1. Im Zustand 4 kann eine Messung, Berechnung oder Schätzung der durchschnittlichen Datenpaketrate apr (Average Packet Rate) oder der durchschnittlichen Datenpaketgröße aps (Average Packet Size) erfolgen. Auf dieses Weise können die gespeicherten Werte für die durchschnittliche Datenpaketrate apr und die durchschnittliche Datenpaketgröße aps, die für die Berechnung der Burst-Länge oder -Dauer herangezogen werden, entsprechend dem Verhalten/den Eigenschaften des letzten kommenden Datenpaketstroms aktualisiert werden.
Um die Anzahl der Datenpakete oder Bits einschätzen zu können, die während der Versatzzeit bei dem Eintritts- oder Randknoten eingehen, müssen zwei Fälle identifiziert werden:

Fall 1: Der Aggregations-Puffer ist leer oder wurde nach dem Senden des letzten Bursts vollständig geleert. Das bedeutet (siehe 2), dass der Header gesendet wird, sobald eine bestimmte Anzahl n von (IP-) Datenpaketen eingegangen ist, und dass erst nach diesem Zeitpunkt der Randknoten eine Versatzzeit abwartet, bevor das Burst gesendet wird. Das bedeutet, dass, wenn dieser Timer zu zählen beginnt, bereits eine bestimmte Anzahl n von Datenpaketen im Aggregations-Puffer enthalten ist. Demnach beträgt die geschätzte Burst-Länge:
wobei:

bl

= Burst-Länge

n

= Anzahl eingegangener Datenpakete

apr

= durchschnittliche Datenpaketrate der kommenden Datenpakete

toff

= Versatzzeit

aps

= durchschnittlichen Datenpaketgröße, d. h. trimodale Verteilung

In dem Fall, dass der Header gesendet wird, sobald die ersten Datenpakete eingehen, kann der Timer unter Umständen zu zählen beginnen, wenn das erste Datenpaket im Aggregations-Puffer vorliegt. Die geschätzte Burst-Länge beträgt dann:

Fall 2: Der Aggregations-Puffer wurde nach dem Senden des letzten Bursts nicht geleert, sondern enthält noch eine verbleibende Anzahl von B_restlich Bits. Das bedeutet gemäß 2 (Wechsel von Zustand 4 zu Zustand 2), dass der Header sofort gesendet wurde, ohne auf das Eintreffen eines nachfolgenden Datenpakets zu warten, und dass die Versatzzeit von neuem zu laufen beginnt. Die geschätzte Burst-Länge beträgt:

Je nachdem, ob sich der Randknoten in Fall 1 oder 2 befindet, wird im Header eine anhand von Gleichung 1 bzw. Gleichung 2 ermittelte Burst-Länge angekündigt.
Mit anderen Worten bedeutet dies, dass, nachdem der Header gesendet worden ist, der Randknoten so lange kommende/nachfolgende Datenpakete in das Burst einfügt, das gerade im Aggregations-Puffer erzeugt wird, bis die Versatzzeit toff abgelaufen ist. Danach wird das Burst gesendet und werden die durchschnittliche Datenpaketrate der kommenden Datenpakete apr und die durchschnittliche Datenpaketgröße aps aktualisiert (Zustand 4). Die maximale Größe des Bursts ist gleich der Burst-Länge bl, die in dem optischen Header angekündigt wird. Sollte der Aggregations-Puffer weniger als diese Anzahl enthalten, wird der Puffer geleert. Andernfalls bleiben die restlichen Bits im Aggregations-Puffer, erfolgt wahrscheinlich eine Segmentierung des letzten Datenpakets im Burst und wird unverzüglich ein neuer Header generiert und gesendet.
Der Randknoten auf der Seite des Empfängers bzw. der Austrittsknoten setzt das letzte Datenpaket des Bursts wieder zusammen, sofern dieses segmentiert wurde, indem er einfach die zweite Hälfte des Datenpakets am Beginn des nächsten Bursts, das von demselben Randknoten kommt, wieder hinzufügt.
Das Verfahren der Erfindung kann in einem Kommunikationsnetz mit Zwei-Wege-Reservierung eingesetzt werden, zum Beispiel in einem Optical Burst Switching (OBS) -Kommunikationsnetz mit Zwei-Wege-Reservierung. In diesen Kommunikationsnetzen wartet das Burst am Eintrittsknoten, bis der Header den Weg bis zum Ziel-Randknoten bzw. Austrittsknoten zurückgelegt hat und wieder zurückkommt, wobei der Eintrittsknoten die Information erhält, ob das Burst im Kommunikationsnetz blockiert werden wird oder nicht. Wenn keine Blockade vorliegt, wird das Burst gesendet, da der Header bereits die entsprechenden Schaltzeiten in den Schaltknoten entlang des Pfades durch das Kommunikationsnetz reserviert hat. Andernfalls wird das Burst nicht gesendet, sondern stattdessen ein weiterer optischer Header an das Ziel gesendet und der Prozess wiederholt.
Der hauptsächliche Vorteil dieser Architektur besteht darin, dass sie zu blockierungsfreien Kommunikationsnetzen führt. Allerdings gibt es hierbei ein konzeptionelles Problem. Wenn die Bursts klein gehalten werden (und eine konstante durchschnittliche Datenpaketrate der kommenden Datenpakete angenommen wird), steigt die Zahl der Bursts im Kommunikationsnetz. Und da für jedes Burst ein Header an den Ziel-/Austrittsknoten und zurück an den Quell-/Eintrittsknoten gesendet werden muss, steigt der Signalisierungs-Overhead übermäßig an. Große Bursts zu erzeugen wäre im Prinzip die richtige Entscheidung, da dies einen höheren Multiplexing-Gewinn ergäbe, jedoch verlängert dies auch die Burst-Erstellungszeit und damit die Laufzeit der Datenpakete, was bei vielen Anwendungen schlicht inakzeptabel sein kann. Die übermäßige Laufzeitverzögerung macht es schwierig, eine praktische Einsatzmöglichkeit für Kommunikationsnetze mit Zwei-Wege-Reservierung zu finden.
Eine Lösung besteht darin, das erfindungsgemäße Verfahren mit dem Mechanismus zum vorgezogenen Senden des Headers einzusetzen. Das Burst wird erstellt, während der Header durch das OBS-Kommunikationsnetz und zurück läuft. Die Umlaufzeit RTT (Round Trip Time) des Headers wird beträchtlich sein, da die Verarbeitung in den Schaltknoten einige Zeit beansprucht. Daher ist ausreichend Zeit gegeben, die Bursts an den Randknoten groß werden zu lassen, ehe der Header von seinem Umlauf zurückkehrt. Folgerichtig bietet die Lösung den Vorteil, dass sie das Senden großer Bursts erlaubt (größerer Multiplexing-Gewinn) und gleichzeitig die Laufzeitverzögerung der Datenpakete drastisch verringert.
3 erläutert intuitiv die Vorteile des Mechanismus zum vorgezogenen Senden des Headers in (OBS-) Kommunikationsnetzen mit Zwei-Wege-Reservierung. Auf der linken Seite der 3 ist eine schematische Darstellung des herkömmlichen Verfahrens zum Senden des Headers in einem Kommunikationsnetz mit Zwei-Wege-Reservierung mit den drei Zeitlinien T1R, T2R und T3R zu sehen. Die Zeitlinie T1R ist mit einer Internet-Domäne IDR verknüpft. Die Zeitlinie T2R ist mit einem Eintrittsknoten INR eines nicht dargestellten Kommunikationsnetzes mit Optical Burst Switching (OBS) verknüpft. Die Zeitlinie T3R ist mit einem Austrittsknoten ENR des besagten OBS-Kommunikationsnetzes verknüpft.
Eine Anzahl von Datenpaketen, beispielsweise IP-Datenpaketen, von der Internet-Domäne IDR kommen bei dem Eintrittsknoten INR an. Dort werden die besagten Datenpakete zu einem Burst aggregiert. Die Aggregationszeit wird auch als Burst-Erstellungszeit tbf bezeichnet. Nach der Aggregation des Bursts wird die Burst-Länge bl oder Burst-Dauer ermittelt und ein Header, beispielsweise ein optischer Header, der die ermittelte Burst-Länge bl oder Burst-Dauer enthält, an den Austrittsknoten ENR gesendet. Der Header reserviert auf dem Weg zum Austrittsknoten ENR einen Pfad durch das Kommunikationsnetz. Nachdem der Header am Austrittsknoten ENR eingegangen ist und der Pfad erfolgreich reserviert ist, wird der Header von dem Austrittsknoten ENR wieder zurück an den Eintrittsknoten INR gesendet, um den Eintrittsknoten INR darüber zu informieren, dass ein Pfad erfolgreich reserviert wurde. Nachdem der Header am Eintrittsknoten INR eingegangen ist, wird das Burst an den Austrittsknoten ENR gesendet. Die Laufzeit des Headers von dem Eintrittsknoten INR zum Austrittsknoten ENR und wieder zurück wird als Umlaufzeit RTT (Round Trip time) bezeichnet.
Die durchschnittliche Laufzeitverzögerung, der ein Datenpaket gemäß dem beschriebenen herkömmlichen Verfahren des Zwei-Wege-Reservierungskonzepts unterliegt, beträgt: LaufzeitverzögerungRherkömmlich = Burst-Erstellungszeit/2 + Umlaufzeit = tbf/2 + RTT
In dem Fall, dass die Burst-Erstellungszeit annähernd gleich der Umlaufzeit ist, beträgt die durchschnittliche Laufzeitverzögerung: LaufzeitverzögerungRherkömmlich = RTT/2 + RTT = 1,5·RTT
Auf der rechten Seite der 3 ist eine schematische Darstellung des erfindungsgemäßen Verfahrens des vorgezogenen Sendens des Headers im Zusammenhang mit dem Zwei-Wege-Reservierungskonzept mit den drei Zeitlinien T1R', T2R' und T3R' zu sehen. Die Zeitlinie T1R' ist mit der Internet-Domäne IDR' verknüpft. Die Zeitlinie T2R' ist mit einem Eintrittsknoten INR' eines nicht dargestellten Kommunikationsnetzes mit (Optical) Burst Switching verknüpft. Die Zeitlinie T3R' ist mit einem Austrittsknoten ENR' des besagten OBS-Kommunikationsnetzes verknüpft.
Eine Anzahl von Datenpaketen von der Internet-Domäne IDR' kommen bei dem Eintrittsknoten INR' an. Dort werden die besagten Datenpakete zu einem Burst aggregiert. Nachdem eine bestimmte Anzahl n von Datenpaketen – beispielsweise das erste Datenpaket, das dritte Datenpaket, das zehnte Datenpaket, ... – empfangen worden sind, wird ein Schätzwert für die Länge oder die Dauer des Bursts berechnet und anschließend ein Header, der die berechnete (geschätzte) Burst-Länge bl oder Burst-Dauer enthält, an den Austrittsknoten ENR' gesendet. Während oder nach Abschluss des Sendens des Headers wird ein Zähler oder Timer gestartet, der die erwartete Umlaufzeit RTT in derselben Weise verwendet wie die Versatzzeit toff in dem Beispiel von 1. Der Header reserviert auf dem Weg zum Austrittsknoten ENR' einen Pfad durch das Kommunikationsnetz. Nachdem der Header am Austrittsknoten ENR' eingegangen ist und der Pfad erfolgreich reserviert ist, wird der Header von dem Austrittsknoten ENR' wieder zurück an den Eintrittsknoten INR' gesendet, um den Eintrittsknoten INR' darüber zu informieren, dass erfolgreich ein Pfad reserviert wurde. Nach Ablauf der erwarteten Umlaufzeit RTT im Timer wird die Aggregation beendet. Sobald der Header am Eintrittsknoten INR' eingegangen ist, wird das Burst an den Austrittsknoten ENR' gesendet. Der Wert der Umlaufzeit RTT des Headers wird kontinuierlich gemessen, und ein Durchschnittswert für die erwartete Umlaufzeit wird aktualisiert und gespeichert.
Um die Burst-Länge/Anzahl der Datenpakete oder Bits in dem Burst zu berechnen oder zu schätzen, wird eine Formel analog zu der für 1 beschriebenen verwendet. In diesem Fall wird die Versatzzeit durch die Umlaufzeit ersetzt.
wobei.

bl: = Burst-Länge
n: = Anzahl eingegangener Datenpakete
apr: = durchschnittliche Datenpaketrate der kommenden Datenpakete
RTT: = Umlaufzeit
aps: = durchschnittlichen Datenpaketgröße, d. h. trimodale Verteilung

In dem Fall, dass der Header gesendet wird, sobald die ersten Datenpakete eingehen, kann der Timer unter Umständen zu zählen beginnen, wenn das erste Datenpaket im Aggregations-Puffer vorliegt. Die geschätzte Burst-Länge beträgt dann:
Analog zur Beschreibung der 1 und 2 wird, wenn der Aggregations-Puffer nach dem Senden des letzten Bursts nicht geleert wurde, sondern noch eine verbleibende Anzahl von B_restlich Bits enthält, die Burst-Länge folgendermaßen berechnet:
Die durchschnittliche Laufzeitverzögerung, der ein Datenpaket gemäß dem Verfahren der Erfindung unterliegt, wenn dieses in einem Kommunikationsnetz mit Zwei-Wege-Reservierung zur Anwendung kommt, beträgt: LaufzeitverzögerungRneuer Mechanismus = Burst-Erstellungszeit/2
Im Fall, dass der Header nach Eintreffen des ersten Datenpakets gesendet wird, ist die Burst-Erstellungszeit gleich der Umlaufzeit. Die Laufzeitverzögerung beträgt dann: LaufzeitverzögerungRneuer Mechanismus = RTT/2 = 0,5·RTT
Wie zu erkennen ist, kann in Kommunikationsnetzen mit Zwei-Wege-Reservierung ein Datenpaket einer dreimal geringeren Laufzeitverzögerung unterliegen, wenn der erfindungsgemäße Mechanismus zum vorgezogenen Senden des Headers verwendet wird.
4 zeigt ein Ablaufdiagramm eines Knotens, der das erfindungsgemäße Verfahren im Zusammenhang mit dem Zwei-Wege-Reservierungskonzept einsetzt. In 4 wird ein Ablaufdiagramm analog zu 2 gezeigt. Der Unterschied besteht darin, dass nach Ablauf der Umlaufzeit RTT die Aggregation beendet wird und überprüft wird, ob der Header eingetroffen ist – Zustand 4. Ist der Header eingetroffen, ist der Pfad frei und wird das Burst gesendet, was als Übergang aus dem Zustand 4 in den Zustand 5 dargestellt ist. Im Zustand 5 wird das Burst gesendet und werden die Werte für die durchschnittliche Datenpaketrate apr, die durchschnittliche Datenpaketgröße aps und die Umlaufzeit RTT aktualisiert. Wenn der Header dagegen nicht eingetroffen ist, ist der Pfad blockiert und wird ein neuer Header gesendet, was als Übergang von dem Zustand 4 in den Zustand 2 dargestellt ist. Dementsprechend wird im Zustand 2 ein neuer Header gesendet.
Wenn nach dem Senden des Bursts der Aggregations-Puffer leer ist, erfolgt ein Übergang von Zustand 5 in Zustand 1. In dem Fall, dass der Aggregations-Puffer nicht leer ist, erfolgt ein Übergang von Zustand 5 in den Zustand 2, in dem ein neuer Header gesendet wird – analog zu der Beschreibung von 2.
Im Folgenden wird ein Beispiel berechnet. Nehmen wir an, wir haben ein OBS-System, das die Zwei-Wege-Reservierung mit dem Mechanismus zum vorgezogenen Senden des Headers verwendet. Das System muss IP-Datenpakete transportieren. Jeder Randknoten (Eintritts- bzw. Austrittsknoten) ist auf der optischen Seite mit einer 16·10-Gbit/s-Glasfaser (16 Wellenlängen) verbunden. Es sei angenommen, dass die Zeit für die Verarbeitung des Headers an jedem optischen Knoten bzw. Schaltknoten t_Verarbeitung = 10 μs beträgt (Umwandlung optisch/elektrisch/optisch + Schaltzeit), und dass zwischen zwei gegebenen Randknoten 10 optische Knoten/Schaltknoten liegen. Damit ergibt sich die Zeit, die ein optischer Header benötigt, um von einem Randknoten zum anderen und zurück zu laufen – die Umlaufzeit RTT – näherungsweise wie folgt: RTT = 10·10 μs (Weg über 10 Knoten zum Ziel) + 10·10 μs (Weg über 10 Knoten zurück zum Ausgangspunkt) = 200 μs.
Nun soll berechnet werden, wie viele Datenpakete oder Bits für ein gegebenes Randknoten-Ziel während dieser 200 μs gesammelt werden. Eine realistische Verteilung der Datenpaketgrößen vorausgesetzt, beträgt gemäß der trimodalen Verteilung die durchschnittliche Größe eines IP-Datenpakets aps = 3735 Bits.
Die durchschnittliche Datenpaketrate apr kann sich proportional zu der Geschwindigkeit der Verbindung (160 Gbit/s) verhalten. Nehmen wir weiter an, dass 16 mögliche Ziele (Randknoten) vorhanden sind und dass der Datenverkehr gleichmäßig auf diese verteilt wird. Für ein gegebenes Ziel erhalten wir apr = 10 [Gbit/s]/3735 [Bits/Datenpaket] = 2677,4·10³ Datenpakete/Sekunde. Entsprechend wird innerhalb von 200 μs die Anzahl von 2677,4·10³·200/10⁶ = 535,48 IP-Datenpaketen in einem Burst gesendet, was einen zu empfehlenden Wert darstellt, da dieser einen hohen Multiplex-Gewinn gewährleistet. Im Durchschnitt muss ein IP-Datenpaket 200 μs/2 = 100 μs warten, bevor es in einem Burst übertragen wird, wenn der Header sofort nach Eingang des ersten Datenpakets gesendet wird. Ohne diesen Mechanismus zum vorgezogenen Senden des Headers muss, wenn wir Bursts mit durchschnittlich 535 IP-Datenpaketen senden wollen, ein IP-Datenpaket 200 μs/2 (bis zur Erzeugung des Bursts) + T_RTT (welche 200 μs entspricht) = 300 μs warten, also dreimal so lange wie vorstehend beschrieben.
Zusammengefasst unterliegt ein Datenpaket einer Laufzeitverzögerung von weniger als der Hälfte eines normalen burstvermittelten Kommunikationsnetzes und einer dreimal kürzeren Laufzeitverzögerung in einem burstvermittelten Kommunikationsnetz mit Zwei-Wege-Reservierung. Die Leistung für die TCP-Verbindung über burstvermittelte Kommunikationsnetze wird verbessert. Das Verfahren erfordert nicht viel Verarbeitungszeit und kann in Software implementiert werden. Bei Verwendung der Burst-Aggregierungs-Strategie mit Timeouts sollte die Versatzzeit gleich dem Wert des Timers eingestellt werden.

Claims

Verfahren zum Übertragen von Datenpaketen zwischen Knoten eines Kommunikationsnetzes, wobei die besagten Datenpakete in einem Aggregations-Puffer eines Eintrittsknotens aggregiert werden, um ein Burst zu bilden, wobei ein Header des Bursts, welcher Informationen über die Burst-Länge (bl) enthält, an einen Zielknoten gesendet wird und nach einer Versatzzeit (toff) das Burst an den Zielknoten gesendet wird, dadurch gekennzeichnet, dass das Berechnen der Burst-Länge (bl) und das Senden des Headers an den Zielknoten erfolgt, bevor die Aggregation des Bursts abgeschlossen ist.
Verfahren gemäß Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, dass die Burst-Länge (bl) berechnet wird, nachdem eine bestimmte Anzahl (n) von Datenpaketen empfangen wurde, und der Header danach gesendet wird.
Verfahren gemäß Anspruch 2, dadurch gekennzeichnet, dass die Burst-Länge (bl) berechnet wird, nachdem das erste Datenpaket empfangen wurde.
Verfahren gemäß Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, dass nachdem eine bestimmte Anzahl (n) von Datenpaketen aggregiert wurde: – die Burst-Länge (bl) berechnet wird, – eine Versatzzeit (toff) zu laufen beginnt, – der Header an den Zielknoten gesendet wird und – nach Ablauf der Versatzzeit (toff) das Burst an den Zielknoten gesendet wird.
Verfahren gemäß einem der Ansprüche 1 bis 4, dadurch gekennzeichnet, dass die Burst-Länge (bl) anhand der durchschnittlichen Datenpaketgröße (aps), der durchschnittlichen Datenpaketrate (apr) und der Versatzzeit (toff) berechnet wird.
Verfahren gemäß einem der Ansprüche 1 bis 4, dadurch gekennzeichnet, dass die Burst-Länge (bl) berechnet wird als das Produkt aus der durchschnittlichen Datenpaketgröße (aps) und einer Summe, wobei die Summe sich aus der Anzahl der aktuell aggregierten Datenpakete (n) und dem Produkt aus der durchschnittlichen Datenpaketrate (apr) und der Versatzzeit (Toff) ergibt.
Verfahren gemäß einem der Ansprüche 1 bis 6, dadurch gekennzeichnet, dass wenn die tatsächliche Burst-Länge die berechnete Burst-Länge übersteigt, während die Datenpakete aggregiert werden, um ein Burst zu bilden, die Aggregation des aktuellen Bursts beendet wird, überzählige Datenpakete und kommende Datenpakete zu einem neuen Burst aggregiert werden und ein Header des neuen Bursts gesendet wird.
Verfahren gemäß Anspruch 7, dadurch gekennzeichnet, dass die Länge (bl) des besagten neuen Bursts berechnet wird, indem die Anzahl der überzähligen Datenpakete der berechneten Burst-Länge hinzugefügt wird.
verfahren gemäß einem der Ansprüche 1 bis 8, dadurch gekennzeichnet, dass die durchschnittliche Datenpaketrate (apr), die für die Berechnung der Burst-Länge (bl) verwendet wird, kontinuierlich berechnet wird.
Verfahren gemäß einem der Ansprüche 1 bis 9, dadurch gekennzeichnet, dass als Datenpakete IP-Datenpakete übertragen werden.
Verfahren gemäß einem der Ansprüche 1 bis 10, dadurch gekennzeichnet, dass das Verfahren in einem Kommunikationsnetz mit Optical Burst Switching verwendet wird.
Knoten eines Kommunikationsnetzes, welcher Mittel zur Ausführung der Schritte gemäß einem der vorstehenden Ansprüche enthält.