DE60309414T2

DE60309414T2 - Metro-Ethernet Netzwerksystem mit einer selektiven aufwärtigen Pausenachrichtenübermittlung

Info

Publication number: DE60309414T2
Application number: DE60309414T
Authority: DE
Inventors: Mohamed Nizam Mohamed Hamzah; Girish Plano Chiruvolu
Original assignee: Alcatel Lucent SAS
Current assignee: Alcatel Lucent SAS
Priority date: 2002-10-18
Filing date: 2003-09-27
Publication date: 2007-09-06
Anticipated expiration: 2023-09-28
Also published as: DE60309414D1; EP1411680A3; EP1411680A2; US7327678B2; US20040095882A1; ATE344564T1; EP1411680B1

Description

Die vorliegenden Ausführungen betreffen Computernetze und sind spezieller auf ein Metro-Ethernet-Netzwerksystem gerichtet, in dem seine Knoten Upstream-Pausen-Nachrichten senden, um nur für ausgewählte Upstream-Vermittlungen einen Rückstau zu verursachen.
Metro-Ethernet-Netzwerke sind eine Art von Netzwerk, die aus verschiedenen Gründen in verschiedenen Anwendungen in der Netzwerk-Industrie favorisiert wird. Zum Beispiel ist Ethernet ein weit verbreitetes und kostengünstiges Medium mit zahlreichen Schnittstellen, das in der Lage ist, Nachrichten mit verschiedenen Datenraten bis in den GBit/s-Bereich auszutauschen. Ein Metro-Ethernet-Netzwerk ist im Allgemeinen ein öffentlich zugängliches Netzwerk, dass einen Metro-Bereich bereitstellt, der typischerweise von einem einzigen Netzwerkverwalter kontrolliert wird, wie z.B. einem Internet-Dienstanbieter ("ISP"). Metro-Ethernet kann zum Anschluss an das globale Internet und zur Verbindung geografisch getrennter Standorte, wie z.B. verschiedenen Standorten einer Firma, verwendet werden. Das Metro-Ethernet-Netzwerk wird oft auch von virtuellen lokalen Netzen ("VLAN") verschiedener Teilnehmer gemeinsam genutzt, wobei diese Netzwerke so bezeichnet werden, weil ein erstes VLAN keine Kenntnis von der gemeinsamen Nutzung des Metro-Ethernet-Netzwerkes durch ein oder mehrere weitere VLANs hat. Auf diese Weise können altbewährte Technologien und Infrastrukturen benutzt werden, um eine effiziente Datenübertragung zu ermöglichen.
Ein Metro-Ethernet-Netzwerk enthält mehrere Knoten, um den Verkehr im Netzwerk weiterzuleiten, wobei solche Knoten Einrichtungen enthalten, die in der Technik als Switches und Router bezeichnet werden, und weiterhin wird auf der Grundlage ihrer Lage im Netzwerk zwischen Netzperipherie-Knoten und Kern-Knoten unterschieden. Netzperipherie-Knoten werden so bezeichnet, da sie eine Verbindung zu einem oder mehreren Knoten außerhalb des Metro-Ethernet-Netzwerks bereitstellen, und sich somit logisch an der Peripherie des Netzwerks befinden. Umgekehrt befinden sich Kern-Knoten innerhalb der Grenzen, die durch die logisch sich am Rand des Netzwerks befindenden Netzperipherie-Knoten definiert werden. Auf jeden Fall nutzen beide Arten von Knoten bekannte Techniken zur Bedienung des Verkehrs, der von verschiedenen Knoten eintrifft, und zur Minimierung von vorübergehenden (d.h. kurzzeitigen) Blockierungen an jedem der Knoten. Nach IEEE 802.3x, der der IEEE-Standard für die Blockierungssteuerung ist, und bei Vorliegen einer solchen Blockierung sorgt ein Knoten für einen "Rückstau", indem er Pausennachrichten an alle Upstream-Knoten des Metro-Ethernet-Netzwerks sendet, d.h. an alle, die Daten an den Knoten senden, der die Blockierung erkennt. Solche Blockierungen werden von einem Knoten als Reaktion darauf erkannt, dass sein Puffer-System einen Schwellwert erreicht, wobei wenn der Schwellwert erreicht wird, ohne Eingreifen der Knoten nicht mehr in der Lage ist, seine gepufferten Pakete richtig auf die von dem Knoten nach außen gehende Verbindung zu senden. Als Reaktion auf eine solche Erkennung sendet der Knoten eine Pausennachricht an jeden benachbarten Upstream-Knoten, wodurch all diese benachbarten Knoten den Befehl erhalten, die Übertragung von Daten zu dem blockierten Knoten zu beenden, so dass der blockierte Knoten zusätzliche Zeit erhält, seinen Blockierungszustand abzubauen, indem er die in seinem Puffer-System gespeicherten Daten bedient.
Als Reaktion auf Blockierungen in Metro-Ethernet-Netzwerken wurde auch ein anderes Verfahren vorgeschlagen. In "Selective Backpressure in Switched Ethernet LANs" von W. Noureddine und F. Tobagi, veröffentlicht von Globecom 99, Seite 1256-1263, werden Pakete, die eine gleiche Metro-Ethernet-Netzwerk-Ziel-MAC-Adresse gerichtet sind, in einem speziellen Ausgangs-Puffer innerhalb eines Knotens gespeichert. Wenn die Paket-Belegung in einem solchen Puffer einen Schwellwert erreicht, wird ein Rückstau auf alle benachbarten Upstream-Knoten angewendet, die einen Puffer haben, der Pakete des entsprechenden MAC-Ziels enthält. Ein solches Verfahren hat jedoch Nachteile. Zum Beispiel ist das Verfahren nicht skalierbar, da n Puffer (oder Puffer-Speicherplatz) in einem Knoten vorhanden sein müssen, der Verkehr zu n verschiedenen MAC-Zielen vermittelt. Die Anzahl erforderlicher Puffer steigt auch, wenn eine Verkehrs-Klasse eingeführt wird. Auch können, wenn einer der Puffer nicht optimal ausgenutzt ist, die unbenutzten Ressourcen in dem/den suboptimalen Puffer(n) nicht durch anderen Verkehr mit einem anderen MAC-Ziel benutzt werden, was eine Verschwendung ist. Weiterhin können die Kapazitäts-Anforderung und der Pfad jeder Sitzung, sowie der Netzwerkzustand sich zeitlich ändern, und somit sind keine Vorkehrungen für eine lokale Max-Min-Fairness getroffen. Insbesondere gibt es in dieser vorhandenen Lösung keine Maßnahmen zur Unterscheidung zwischen Sitzungen, und der Verkehr jeder der Sitzungen kann sich mit der Zeit ändern. Manche Sitzungen können im Leerlauf sein, und manche können für eine bestimmte Zeit aktiv werden, und so weiter. Somit besteht Bedarf an einem "Vermittler" zur gerechten Vergabe von Bandbreite für den Status der Sitzungen. Max-Min-Fairness ist ein Ergebnis eines solchen Vermittlers für Bandbreite. Bei Max-Min-Fairness wird die Sitzung, welche die wenigste Bandbreite benötigt, vom Vermittler zuerst bedient/zugewiesen, und die Prozedur wird für die restlichen Sitzungen rekursiv wiederholt, bis die verfügbare Kapazität verteilt ist.
In zwei weiteren Dokumenten wird ebenfalls eine Reaktion auf Blockierungen in Metro-Ethernet-Netzwerken vorgeschlagen. Speziell wird in "A Simple Technique That Prevents Packet Loss and Deadlocks in Gigabit Ethernet" von M. Karol, D. Lee, S. J. Golestani, veröffentlicht von ISCOM 99, Seite 26-30, und in "Prevention of Deadlocks and Livelocks in Lossless, Backpressure Packet Networks" von M. Karol, S. J. Golestani, D. Lee und veröffentlicht von INFOCOM 2000, Seite 1333-1342, ein Puffer beschrieben, der von mehr als einer Sitzung gemeinsam genutzt wird, wobei eine Sitzung als ein Paket oder mehrere Pakete definiert ist, die zwischen demselben Eingangs- und Ausgangs-Netzperipherie-Knoten des Metro-Ethernet-Netzwerks übertragen werden (d.h. erkennbar an den Adressen in dem für Metro-Ethernet verwendeten MAC-in-MAC-Adressierungs-Verfahren). Der Puffer ist in Segmente unterteilt, und jedem Segment wird eine Identifikations-Nummer gegeben. Jedem Segment ist es erlaubt, gleichzeitig Pakete mit unterschiedlichen MAC-Adressen zu speichern, ein eintreffendes Paket kann aber nur in einem Segment gespeichert werden, das zurzeit Pakete mit derselben MAC-Adresse enthält. Wenn ein Segment bis zu seiner Grenze gefüllt ist, erlaubt der Knoten es nicht, dass eintreffende Pakete gespeichert werden, nicht nur im blockierten Segment, sondern auch in anderen Segmenten, deren Identifikations-Nummer kleiner ist als die des blockierten Segmentes. Gleichzeitig wird eine Rückstau-Nachricht an jeden benachbarten Upstream-Knoten gesendet. Die Upstream-Knoten hören dann vorläufig auf, alle Puffer-Segmente zu bedienen, die eine Identifikations-Nummer haben, die gleich oder kleiner als die des blockierten Segmentes des Downstream-Knotens ist. Somit wird im Upstream-Knoten nicht nur verhindert, dass an das gefüllte Segment gesendet wird, sondern auch an die anderen Segmente (d.h. an die mit einem kleineren Identifikations-Code). Es wird ebenfalls vorläufig verhindert, dass diese Segmente eintreffende Pakete akzeptieren. Diese Verfahren bestimmen nicht die Quelle, welche die Blockierung verursacht. Somit besteht die Möglichkeit, dass ein Rückstau auf Quellen angewendet wird, die die Blockierung nicht verursachen, was dahingehend ungerecht ist, dass diese Quellen benachteiligt werden (d.h. durch den durch den Rückstau verursachten Stillstand), obwohl sie die Blockierung nicht verursachen. Weiterhin ist die Größe jedes Segmentes starr, das heißt die Anzahl von Paketen, die in einem Segment gespeichert werden können, ist festgelegt. Weiterhin ist der Blockierungs-Mechanismus dahingehend ineffizient, dass er immer durch den Zustand eines beliebigen Segmentes ausgelöst wird, auch wenn die Gesamt-Belegung im Pufferspeicher, der zahlreiche andere Segmente enthält, nicht einen Blockierungs-Zustand erreicht hat. Und schließlich hat diese Lösung keine Vorkehrungen für Mehrklassen-Verkehr.
In US-Patent 6,405,258 wird ein System gemäß der Präambel von Anspruch 1 offen gelegt. Das System erlaubt die Steuerung des Datenflusses auf einer Anschluss-für-Anschluss-Basis. Wenn ein einem Sende-Anschluss zugeordneter Puffer einen Schwellwert erreicht, wird eine Pausen-Nachricht an alle Netzwerk-Knoten gesendet, die Pakete an diesen Sende-Anschluss senden.
In US-Patent 6,035,333 wird ein Netzwerk-System offen gelegt, das eine Planung der Pausen im Fall einer Blockierung erlaubt. Durch Planung der Pausen-Intervalle für alle Knoten, die in Richtung eines blockierten Ausgangs-Anschlusses senden, wird der diesen Ausgangs-Anschluss betreffende Verkehr verringert und Leerlauf-Zeit des Ausgangs-Anschlusses wird vermieden.
Im Dokument EP 0 748 087 A1 erlaubt ein Zugangskontrollsystem für einen globalen Puffer die Steuerung des Datenflusses bezüglich Ausgangs-Anschlüssen, die virtuellen Abschnitten des globalen Puffers selbst zugeordnet sind. Wenn ein virtueller Abschnitt des globalen Puffers selbst einen Schwellwert erreicht, wird eine Pausen-Nachricht erzeugt.
Angesichts des oben Gesagten entsteht ein Bedarf, die Nachteile der bisherigen Technik zu beseitigen, wie es durch die unten beschriebenen bevorzugten Ausführungen erreicht wird.
KURZE ZUSAMMENFASSUNG DER ERFINDUNG
In der bevorzugten Ausführung gibt es ein Netzwerk-System. Das System enthält einen ersten Netzwerk-Knoten, und dieser Knoten enthält einen Eingang zum Empfang eines Paketes, und der Knoten enthält auch einen Puffer, der mit dem Eingang gekoppelt ist, zur Speicherung des Paketes. Der erste Netzwerk-Knoten enthält auch Schaltkreise zur Erkennung, wann eine in dem Puffer gespeicherte Anzahl von Paketen einen Pufferspeicher-Schwellwert überschreitet, sowie Schaltkreise, die darauf reagieren, wenn die Schaltkreise zur Erkennung, wann eine in dem Puffer gespeicherte Anzahl von Paketen einen Pufferspeicher-Schwellwert überschreitet, dies erkennen, um eine Pausen-Nachricht über einen Ausgang zu mindestens einem zweiten Netzwerk-Knoten auszugeben. Die Pausen-Nachricht kennzeichnet eine Nachrichten-Eingangs-Adresse und eine Nachrichten-Ausgangs-Adresse, wobei die Nachrichten-Eingangs-Adresse und die Nachrichten-Ausgangs-Adresse einer Netzwerk-Eingangs-Adresse und einer Netzwerk-Ausgangs-Adresse in einem eine Blockierung verursachenden Paket entspricht, das vom ersten Netzwerk-Knoten empfangen wird. Die Pausen-Nachricht gibt an den zweiten Netzwerk-Knoten den Befehl, eine Zeit lang damit aufzuhören, Pakete zum ersten Netzwerk-Knoten zu senden, welche die Nachrichten-Eingangs-Adresse und die Nachrichten-Ausgangs-Adresse haben.
Weitere Aspekte werden ebenfalls beschrieben und beansprucht.
KURZBESCHREIBUNG DER VERSCHIEDENEN ANSICHTEN DER ZEICHNUNG
1 zeigt ein Blockdiagramm eines Netzwerksystems 10, in dem die bevorzugten Ausführungen implementiert werden können.
2 zeigt die allgemeine Form jedes Paketes 20, welches das System 10 durchläuft.
3 zeigt ein Blockdiagramm verschiedener Aspekte jedes Metro-Knotens in System 10.
4 zeigt den Betrieb des Knotens MN_x aus 3 unter Verwendung eines Flussdiagramms, das ein Verfahren 40 zeigt.
5 zeigt eine bevorzugte Form einer Pausen-Nachricht.
DETAILLIERTE BESCHREIBUNG DER ERFINDUNG
1 zeigt ein Blockdiagramm eines Systems 10, in dem die bevorzugten Ausführungen implementiert werden können. Das System 10 repräsentiert allgemein ein Metro-Ethernet-Netzwerk, das eine Anzahl von Metro-Knoten enthält. Wie bereits früher im Abschnitt Hintergrund der Erfindung dieses Dokumentes vorgestellt, werden solche Knoten typischerweise auf der Grundlage ihrer Lage im Netzwerk als Netzperipherie-Knoten oder Kern-Knoten beschrieben. Als Beispiel enthält System 10 fünf Metro-Netzperipherie-Knoten ME₀ bis ME₄ und neun Metro-Kern-Knoten MC₀ bis MC₈. Diese Knoten umfassen verschiedene Aspekte, wie in der Technik bekannt, wie z.B. den Betrieb als Quelle zum Senden von Paketen oder als Ziel zum Empfang von Paketen. Weiterhin, wie auch in der Technik bekannt ist, ist System 10 typischerweise mit Stationen oder Knoten gekoppelt, die zum System 10 extern sind, wie sie z.B. im globalen Internet oder in entfernten Netzen implementiert sein können, wie z.B. an verschiedenen Standorten eines Unternehmens. Somit können diese externen Knoten Pakete mit dem System 10 kommunizieren. Zum Beispiel kann ein solcher Knoten, der extern zum Metro-Netzperipherie-Knoten ME₁, aber mit ihm gekoppelt ist, ein Paket zu Metro-Netzperipherie-Knoten ME₁ senden. In diesem Fall wird Metro-Netzperipherie-Knoten ME₁ als Eingangs-Knoten bezeichnet, weil er in diesem Beispiel der Standort des Eingangs zum System 10 ist. Weiterhin kann, wenn das Paket so empfangen wird, es auf verschiedenen Pfaden von System 10 weitergeleitet werden, und schließlich wird es einen der anderen Netzperipherie-Knoten erreichen und das System 10 verlassen, z.B. zu einem anderen externen Knoten. Dieser letztgenannte Netzperipherie-Knoten, der das Paket weitersendet, wird als Ausgangsknoten bezeichnet, weil er in diesem Beispiel der Standort des Ausgangs aus dem System 10 ist. Ein Fachmann sollte erkennen, dass die Anzahl der in 1 gezeigten Knoten nur ein Beispiel ist, um die Erläuterung und das Beispiel zu vereinfachen, wobei in Wirklichkeit das System 10 jede beliebige Anzahl solcher Knoten enthalten kann. Weiterhin sind die speziellen gezeigten Verbindungen auch ein Beispiel und sind in der folgenden Tabelle 1 zusammengefasst, in der jeder Knoten angegeben ist, sowie der/die andere(n) Knoten, mit dem/denen er verbunden ist.

Tabelle 1
Während die vorstehende Erläuterung System 10 wie in der Technik bekannt darstellt, enthält die restliche Erläuterung verschiedene Aspekte, mit denen die Verkehrsleistung im System 10 entsprechend dem Umfang der bevorzugten Ausführungen der Erfindung verbessert wird.
2 zeigt die allgemeine Form jedes Paketes 20, welches das System 10 durchläuft, gemäß der bevorzugten Ausführung. Paket 20 enthält vier Felder. Ein erstes Feld 20₁ gibt die Adresse des Eingangs-Netzperipherie-Knotens an; mit anderen Worten ist diese Adresse die Adresse des ersten Knotens, mit dem Paket 20 in Berührung kam, als Paket 20 von einer externen Quelle an System 10 geliefert wurde; diese Adresse wird manchmal auch als Metro-Quelladresse bezeichnet. Ein zweites Feld 20₂ gibt die Adresse des Ausgangs-Netzperipherie-Knotens für Paket 20 an. Man beachte in diesem Zusammenhang, dass Metro-Ethernet-Netzwerke ausreichende Steuerungen bereitstellen, so dass wenn ein Paket von außerhalb des Netzes empfangen wird, es eine Quell- und Zieladresse bezüglich zum Netzwerk externer Knoten enthält. Als Reaktion und damit das Paket schließlich zu der im Paket angegebenen Zieladresse geleitet wird, bestimmt der Eingangs-Knoten einen gewünschten Ausgangs-Netzperipherie-Knoten im System 10, so dass wenn das Paket an dem Ausgangs-Knoten eintrifft, es zur Zieladresse weitergesendet werden kann. Dann lokalisiert der Eingangs-Netzperipherie-Knoten im Paket 20 sowohl seine eigene Adresse, die als Feld 20₁ gezeigt wird, als auch die Adresse des Ausgangs-Netzperipherie-Knotens, die als Feld 20₂ gezeigt wird. Fährt man mit 2 fort, ist ein drittes Feld 20₃ enthalten, um das Paket als zu einer gegebenen Klasse zugehörig zu kennzeichnen. Klassen-Informationen, wie sie in Metro- Ethernet-Netzwerken benutzt werden, befinden sich noch in Entwicklung, an diesem Punkt kann jedoch festgestellt werden, dass sie eine Art und Weise darstellen, verschiedenen Paketen auf der Grundlage der Klasse des Paketes im Vergleich zu der Klasse anderer Pakete verschiedene Prioritäten zu geben. Schließlich enthält Paket 20 ein Nutzinformations-Feld 20₄ . Das Nutzinformations-Feld 20₄ enthält das Paket, wie es ursprünglich vom externen Knoten zum System 10 gesendet wurde. Man beachte daher, dass diese Paket-Information die Benutzerdaten sowie die ursprünglich gesendete externe Quelladresse und Zieladresse enthält, wobei diese Adressen an Knoten außerhalb des Systems 10 gerichtet sind. Entsprechend enthält das Paket 20 zwei Sätze von Adressen, eine (in Feld 20₄ ), die zum zu dem System 10 externen Quell- und Ziel-Knoten gehört, und die andere (in den Feldern 20₁ und 20₂ ), die die Eingangs- und Ausgangs-Netzperipherie-Knoten kennzeichnet. Dieses Verfahren kann man als Einkapselung bezeichnen, und bezüglich der Adressierung in der bevorzugten Ausführung kann es dahingehend als MAC-in-MAC-Einkapselung bezeichnet werden, dass ein Satz von MAC-Adressen in einem anderen Satz von MAC-Adressen eingekapselt wird. Man beachte, dass schließlich, wenn Paket 20 seinen Ausgangs-Knoten ME_x erreicht, der Knoten die Felder 20₁ , 20₂ und 20₃ aus dem Paket entfernt und dann das verbleibende Nutzinformations-Feld 20₄ als gesamtes Paket zur Zieladresse im Nutzinformations-Feld 20₄ weiterleitet. Somit weiß bei Empfang des endgültigen Paketes am für System 10 externen Knoten der Zielknoten nichts von der Information, die zuvor in den Feldern 20₁ , 20₂ und 20₃ bereitgestellt wurde.
3 zeigt ein Blockdiagramm verschiedener Aspekte der bevorzugten Ausführung, wie in jedem Metro-Knoten in System 10 enthalten, das heißt entweder in einem Netzperipherie-Knoten oder einem Kern-Knoten, und somit wird in 3 der Knoten allgemein als Knoten MN_x gezeigt. Ein Fachmann sollte verstehen, dass der Knoten MN_x verschiedene andere Schaltkreise enthält, die nicht gezeigt werden, die aber selbstverständlich enthalten sind, um die in der Technik bekannte Funktionalität zu unterstützen, die von einem solchen Knoten bereitzustellen ist. Um die Erklärung zu vereinfachen, zeigt daher 3 stattdessen diese zusätzlichen Aspekte, die speziell auf die bevorzugten Ausführungen gerichtet sind. Weiterhin werden diese Aspekte allgemein im Hinblick auf die Funktionalität beschrieben, wobei ein Fachmann leicht verschiedene Hardware und/oder Software zur Implementation der Funktionalität bestimmen kann.
Betrachtet man die in 3 gezeigten Besonderheiten, wird ein Paket, das zum Knoten MN_x gesendet wird, an einem Eingang 30_IN empfangen, wo jedes solche Paket auf der Grundlage der Klassen-Angabe des Paketes, wie sie in Feld 20₃ in 2 angegeben wird, zu einem von zwei Puffern 30_HC und 30_LC geschaltet wird. Spezieller werden in der vorliegenden Erläuterung zwei solche Klassen in Erwägung gezogen und werden daher als hohe Klasse, die dem Puffer 30_HC entspricht, und niedrige Klasse, die dem Puffer 30_LC entspricht, bezeichnet. Jeder Puffer 30_HC und 30_LC repräsentiert eine Paket-Speichereinheit, die durch verschiedene Einrichtungen gebildet werden kann und durch eine Steuerung 32 gesteuert wird, wobei verschiedene Aspekte der Steuerung 32 im Rest dieses Dokumentes genau beschrieben werden und die Erkennung und die Reaktion auf Paket-Blockierungen im Knoten MN_x umfassen. Struktur und Funktionen jedes Puffers zur Speicherung der hohen oder niedrigen Klasse von Paketen sind generell gleich, und werden von der Steuerung 32 logisch aufgeteilt. Man beachte weiterhin, dass im Knoten MN_x als Beispiel zwei Puffer gezeigt werden, die zwei einzelnen Paket-Klassen entsprechen, während in einer alternativen Ausführung eine andere Anzahl von Puffern, die einer anderen Anzahl von Klassen entspricht, implementiert werden kann.
Schaut man die Puffer nun detaillierter an und wendet sich zunächst Puffer 30_HC zu, wird gezeigt, dass er drei verschiedene virtuelle Speicherbereiche, VS_HCO, VS_HC1 und VS_HC2, enthält, wobei jeder Bereich zu einer anderen Sitzung von Paketen der hohen Klasse gehört. In Verbindung mit der bevorzugten Ausführung bezeichnet der Begriff "Sitzung" alle Pakete, welche dieselben Eingangs- und Ausgangs-Metro-Netzperipherie-Knoten haben, wobei diese Knoten in den Paket-Feldern 20₁ und 20₂ festgelegt werden, wie in 2 gezeigt. Wenn zum Beispiel mit Bezug auf 1 drei Pakete von Knoten ME₀ zu Knoten ME₂ gesendet werden, sagt man, dass jedes dieser Pakete zur selben Sitzung gehört. Da diese Pakete zwischen beliebigen Knoten weitergegeben werden, die zwischen den Knoten ME₀ und ME₂ angeschlossen sind, werden diese Pakete somit als zur selben Sitzung gehörig erachtet. Weiterhin erinnere man sich, dass die Puffer auch im Hinblick auf die Klassen getrennt sind, so dass die Sitzungs-Pakete der hohen Klasse an einen Puffer 30_HC geleitet werden, während die Sitzungs-Pakete der niedrigen Klasse an einen anderen Puffer 30_LC geleitet werden. Kehrt man zu Puffer 30_HC in 3 zurück, entsprechen, da er drei virtuelle Speicherbereiche für Pakete der hohen Klasse enthält, diese Bereiche drei verschiedenen Sitzungen und deren Paketen der hohen Klasse, das heißt drei Sätzen von Paketen der hohen Klasse, wobei jeder dieser Sätze im Vergleich zu den anderen Sätzen eine andere von einer oder beiden der Adressen eines Metro-Eingangs- oder Ausgangs-Knotens hat. Als Beispiel nehmen wir im Rest dieses Dokumentes daher an, dass die drei virtuellen Speicherbereiche von Puffer 30_HC den Paketen der hohen Klasse in den Sitzungen entsprechen, die in der folgenden Tabelle 2 angegeben werden.

Tabelle 2
Während Tabelle 2 drei verschiedene Sitzungen zeigt, beachte man, dass es andere Pfade durch das System 10 gibt, die verschiedene mögliche Eingangs- und Ausgangs-Knoten haben, wie z.B. von Knoten ME₃ als Eingangs-Knoten zu Knoten ME₂ als Ausgangs-Knoten. Da diese Kombination in Tabelle 2 nicht gezeigt wird und kein entsprechender virtueller Speicherplatz in Puffer 30_HC vorhanden ist, kann zum Zeitpunkt des in 3 gezeigten Beispiels angenommen werden, dass von Knoten MN_x kein Paket empfangen wurde, für das ein solcher Puffer-Speicherplatz einzurichten war, oder dass ein solcher Speicherplatz zuvor eingerichtet wurde, er aber nicht mehr benötigt und daher abgebaut wurde. Wenn ein solches Paket später empfangen wird, wird die Steuerung 32 in der Tat einen neuen Speicherplatz für die Sitzung zuordnen, während die Zuordnung eines oder mehrerer der vorhandenen virtuellen Speicherplätze neu eingestellt wird, um Pufferspeicher-Ressourcen für die neue Sitzung bereitzustellen. Zusätzlich dazu ist in der bevorzugten Ausführung die von der Steuerung 32 zugeordnete Menge an Pufferspeicher proportional zum für die Sitzung berechneten Bandbreitenanteil. Der Anteil wird vorzugsweise neu berechnet, wenn eine Änderung der Netzwerkbedingungen und der Anforderungen vorliegt, und die Berechnung wird für Verkehr der Best-Effort-Klasse regelmäßig durchgeführt, um eine Max-Min-Fairness zu erreichen. Weiterhin kann, wenn alle Pakete in einem virtuellen Speicherbereich ausgegeben wurden, der virtuelle Speicherbereich geschlossen werden, so dass er für eine andere Sitzung zur Verfügung steht. Hat man den Puffer-Speicherplatz 30_HC zugewiesen, kann man sich auch bezüglich seines Speicherplatzes für Pakete der niedrigen Klasse eine vergleichbare Anordnung bezüglich des Puffers 30_LC vorstellen. Als Beispiel ist gezeigt, dass Puffer 30_LC die virtuellen Speicherbereiche VS_LC0, VS_LC1, VS_LC2 und VS_LC3 enthält, wobei hier daher im Gegensatz zu drei für Puffer 30_HC vier Bereiche vorhanden sind, und für Puffer 30_LC entspricht jeder dieser Bereiche einer anderen Sitzung von Paketen der niedrigen Klasse.
Aus dem oben Gesagten kann ein Fachmann erkennen, dass jeder virtuelle Speicherbereich in den Puffern 30_HC und 30_LC als "virtueller" Speicherbereich bezeichnet wird, weil er eine logisch geteilte Menge des gesamten Speichers im entsprechenden Puffer repräsentiert, wobei dieser logische Bereich zu unterschiedlichen Zeiten geändert werden kann, um eine unterschiedliche Anzahl von Paketen für die entsprechende Klasse und Sitzung aufzunehmen, wie später noch weiter deutlich wird. Weiterhin wird oben an jedem virtuellen Speicherbereich durch eine gestrichelte Linie ein entsprechender Schwellwert gekennzeichnet. Zum Beispiel gibt es im virtuellen Speicherbereich VS_HC0 des Puffers 30_HC einen entsprechenden Schwellwert THR_HC0 . Dieser Schwellwert, sowie der Schwellwert für jeden anderen virtuellen Speicherbereich in den Puffern 30_HC und 30_LC wird von der Steuerung 32 überwacht. In der bevorzugten Ausführung wird jeder solche Schwellwert auch von der Steuerung 32 festgelegt und kann im Vergleich zur Aufteilung des Schwellwertes für jeden anderen virtuellen Speicherbereich in den Puffern 30_HC und 30_LC einen unterschiedlichen Prozentsatz des Gesamt-Speicherplatzes im Puffer 30_HC darstellen. Auf jeden Fall liefert der Schwellwert für einen Sitzungs-Bereich in der Tat eine Nenn-Grenze für diesen Bereich, das heißt es wird erwartet, dass Pakete dieser Sitzung in dem Bereich untergebracht werden können, und wie später noch ausführlich erläutert wird, wenn der Schwellwert überschritten wird, wird die Sitzung dahingehend als aggressiv betrachtet, dass sie ihre erwartete erforderliche Pufferung überschritten hat. Zusätzlich dazu beachte man, dass jeder der Puffer 30_HC und 30_LC einen zugeordneten globalen Schwellwert GTHR_HC bzw. GTHR_LC hat. Der Begriff global wird benutzt, um anzudeuten, dass dieser Schwellwert zum Puffer als Ganzes gehört, im Gegensatz zu den einzelnen Schwellwerten, die zu jedem entsprechenden virtuellen Speicherbereich gehören (z.B. Schwellwert THR_HC2 für den virtuellen Speicherbereich VS_HC2, THR_HC1 für den virtuellen Speicherbereich VS_HC1 und so weiter). Wie weiter unten erläutert wird, wird jeder globale Schwellwert GTHR_HC und GTHR_LC so eingestellt, dass wenn der Schwellwert basierend auf der Kombination aller Speicherbereiche, die durch gültige Pakete im entsprechenden Puffer belegt sind, überschritten wird, die bevorzugte Ausführung ein solches Ereignis als eine erste Anzeige für eine mögliche Verkehrs-Blockierung für die in dem Puffer gespeicherte Klasse von Paketen interpretiert. Schließlich beachte man, dass der Knoten MN_x auch einen Server 34 enthält. In der bevorzugten Ausführung arbeitet die Steuerung 32 mit der geeigneten Zeitsteuerung, um ein Paket entweder aus Puffer 30_HC oder 30_LC auszulesen, und das Paket wird dann zu Server 34 weitergeleitet. Als Reaktion darauf gibt der Server 34 das Paket an eine Downstream-Verbindung 34_L aus. Dementsprechend kann das Ausgangs-Paket dann von der Downstream-Verbindung 34_L zu einem anderen Knoten weiterlaufen, entweder im System 10 oder extern. Auf die gleiche Weise können im Lauf der Zeit weitere Pakete aus jedem der Puffer 30_HC und 30_LC an Downstream-Knoten ausgegeben werden, wodurch Platz in jedem der Puffer frei gemacht wird, um neu eintreffende Upstream-Pakete zu speichern.
4 zeigt weiterhin den Betrieb des Knotens MN_x aus 3 unter Verwendung eines Flussdiagramms, das ein Verfahren 40 zeigt. Somit wird angenommen, dass die Schritte des Verfahrens 40 durch die verschiedenen in 3 gezeigten Anordnungen ausgeführt werden, wie nun genau beschrieben wird. Verfahren 40 beginnt mit einem Schritt 42, der den Empfang eines Paketes anzeigt; somit stellt Schritt 42 einen Wartezustand von Knoten MN_x dar, da er den Empfang eines Upstream-Paketes erwartet. Wenn ein solches Paket eintrifft, geht das Verfahren 40 von Schritt 42 zu Schritt 44.
In Schritt 44 leitet der Knoten MN_x den Fluss des Verfahrens 40 auf der Grundlage der Metro-Klasse des im unmittelbar vorangehenden Schritt 42 empfangenen Paketes, wobei diese Klassen-Information aus dem Klassen-Feld 20₃ zur Verfügung steht, wie in 2 gezeigt. Weiterhin und wie oben erwähnt, werden in einer bevorzugten Ausführung nur zwei unterschiedliche Metro-Klassen in Erwägung gezogen; somit zeigt Schritt 44 in Übereinstimmung mit diesem Beispiel alternative Flüsse in zwei entsprechende Richtungen. Insbesondere wenn Schritt 44 ein Paket einer hohen Klasse erkennt, fährt der Fluss mit Schritt 46_H fort, wobei der Knoten MN_x in diesem Fall so gesteuert wird, das Paket in Verbindung mit dem Puffer für Pakete der hohen Klasse 30_HC zu verarbeiten. Alternativ, wenn Schritt 44 ein Paket einer niedrigen Klasse erkennt, fährt der Fluss mit Schritt 46_L fort, wobei der Knoten MN_x in diesem Fall so gesteuert wird, das Paket in Verbindung mit dem Puffer für Pakete niedriger Klasse 30_LC zu verarbeiten. Nach einem der Schritte 46_H oder 46_L fährt das Verfahren 40 mit Schritt 48 fort.
In Schritt 48 speichert der Knoten MN_x das Paket bei der Ausgabe im geeigneten virtuellen Speicherbereich des Puffers, an den das Paket von Schritt 44 weitergeleitet wurde. Man erinnere sich daran, dass jeder virtuelle Speicherbereich in jedem der Puffer 30_HC und 30_LC einer bestimmten Sitzung entspricht; somit repräsentiert Schritt 48 die Speicherung des Paketes auf der Grundlage seiner Sitzung im entsprechenden virtuellen Speicherbereich, vorausgesetzt, es steht freier Platz im virtuellen Speicherbereich zur Verfügung. Als erstes Beispiel und mit Bezug auf Tabelle 2 nehmen wir an, dass ein Paket einer hohen Klasse von Knoten MN_x mit Metro-Eingangs-Knoten ME₀ und Metro-Ausgangs-Knoten ME₁ empfangen wird, wobei diese beiden Knoten-Adressen aus den Feldern 20₁ , bzw. 20₂ erkennbar sind, wie in 2 gezeigt. Als solches wird in Schritt 48 dieses erste Beispiel-Paket im virtuellen Speicherbereich VS_HC0 gespeichert, vorausgesetzt es steht freier Platz in dem virtuellen Speicherbereich zur Verfügung. Als zweites Beispiel und auch mit Bezug auf Tabelle 2 nehmen wir an, dass ein Paket einer hohen Klasse von Knoten MN_x mit Metro-Eingangs-Knoten ME₁ und Metro-Ausgangs-Knoten ME₂ empfangen wird. Folglich wird in Schritt 48 dieses zweite Beispiel-Paket im virtuellen Speicherbereich VS_HC1 gespeichert, wieder vorausgesetzt es steht freier Platz in dem virtuellen Speicherbereich zur Verfügung. Weitere Beispiele kann ein Fachmann herausfinden, und man beachte auch, dass eine solche Paket-Speicherung auch in Puffer 30_LC und den darin befindlichen virtuellen Speicherbereichen erreicht werden kann. In einem anderen Aspekt der bevorzugten Ausführung wird, wenn der virtuelle Speicherbereich für das empfangene Paket komplett belegt ist, das Paket jedoch in einem anderen virtuellen Speicherbereich gespeichert. In diesem Fall wird die Gesamt-Paket-Belegung des erstgenannten virtuellen Speicherbereichs erhöht, und es wird angenommen, dass er seinen virtuellen Schwellwert überschritten hat. Die Gesamt-Paket-Belegung des letztgenannten virtuellen Speicherbereichs wird jedoch nicht erhöht, da das Paket, das seinen Bereich belegt, nicht tatsächlich zu dem virtuellen Speicherbereich gehört. Somit besteht Flexibilität, ein empfangenes Paket zu bedienen, auch in Fällen, in denen der virtuelle Speicherbereich, der der Paket-Metro-Quelle und dem Ziel entspricht, voll ist. Schließlich, wenn bei Empfang des Paketes noch kein entsprechender virtueller Speicherbereich in einem Puffer eingerichtet ist, der der Sitzung des Paketes entspricht (d.h. dem Eingangs- und Ausgangs-Knoten), richtet Schritt 48 auch einen solchen virtuellen Speicherbereich ein und speichert dann das Paket darin. Im Anschluss an das Abspeichern des Paketes in Schritt 48 fährt das Verfahren 40 mit Schritt 50 fort.
In Schritt 50 bestimmt Knoten MN_x, ob der Puffer, in dem das Paket gerade gespeichert wurde, nun seinen entsprechenden globalen Schwellwert erreicht hat, wobei diese Schwellwerte GTHR_HC für den Puffer 30_HC und GTHR_LC für den Puffer 30_LC sind. Somit bestimmt zum Zeitpunkt der Speicherung des Paketes Schritt 50 in der Tat, ob das Paket nun bewirkt hat, dass der Puffer in seiner Gesamtheit (d.h. einschließlich aller Pakete in allen virtuellen Speicherbereichen) seinen entsprechenden globalen Schwellwert überschritten hat. Wenn das Paket im Puffer für Pakete der hohen Klasse 30_HC gespeichert wurde, bestimmt Schritt 50 somit, ob die Gesamtzahl gültiger Pakete, die dann in dem Puffer gespeichert sind, den globalen Schwellwert GTHR_HC überschreitet, und auf die gleiche Weise bestimmt, wenn das Paket im Puffer für Pakete der niedrigen Klasse 30_LC gespeichert wurde, Schritt 50, ob die Gesamtzahl gültiger Pakete, die dann in dem Puffer gespeichert sind, den globalen Schwellwert GTHR_LC überschreitet. Wie bereits oben erläutert, interpretiert die bevorzugte Ausführung, wenn ein solcher Schwellwert überschritten wird, ein solches Ereignis als einen Hinweis auf eine mögliche Verkehrs-Blockierung für die Klasse der in dem Puffer gespeicherten Pakete, wobei nun gezeigt wird, dass diese Aktion zuerst in Verbindung mit Schritt 50 auftritt. Zu diesem Zweck geht, wenn der relevante globale Schwellwert überschritten wird, das Verfahren 40 von Schritt 50 zu Schritt 52. Umgekehrt, wenn der relevante globale Schwellwert nicht überschritten wird, kehrt das Verfahren 40 von Schritt 50 zurück zu Schritt 42. um das Eintreffen des nächsten Paketes zu erwarten. Schließlich beachte man, dass obwohl im Verfahren 40 gezeigt wird, dass die Analyse von Schritt 50 für jedes gespeicherte Paket durchgeführt wird, in einer alternativen Ausführung diese Analyse zu anderen Zeiten durchgeführt werden kann, wie z.B. nach dem Empfang und Speichern mehrerer Pakete oder auf der Grundlage anderer Ressourcen und/oder Zeit-Gesichtspunkte.
In Schritt 52 bestimmt Knoten MN_x, welche Paket-Belegung oder Sitzung in dem blockierten Puffer ihren entsprechenden Schwellwert für ihren entsprechenden virtuellen Speicherbereich überschritten hat. Dieser Schritt kann wieder jedes Mal nach der Speicherung eines Paketes in einem Puffer durchgeführt werden, und vorzugsweise wird Schritt 52 für alle virtuellen Speicherbereiche in dem blockierten Puffer wiederholt. Weiterhin erinnere man sich daran, dass während des Betriebs des Knotens MN_x zum Empfang von Paketen gemäß Verfahren 40 gleichzeitig der Server 34 Pakete in den Puffern 30_HC und 30_LC bedient, so dass die bedienten Pakete an die Downstream-Verbindung 34_L ausgegeben werden, um einen anderen Downstream-Knoten zu erreichen. Somit kann diese Operation auch das Ausmaß beeinflussen, in dem jeder virtuelle Speicherbereich mit gültigen Paketen gefüllt wird. Auf jeden Fall und als Beispiel für Schritt 52 bestimmt Knoten MN_x bezüglich Puffer 30_HC , ob die gespeicherten gültigen Pakete im virtuellen Speicherbereich VS_HC0 THR_HC0 überschreiten, und er bestimmt, ob die gespeicherten gültigen Pakete im virtuellen Speicherbereich VS_HC1 THR_HC1 überschreiten, und er bestimmt, ob die gespeicherten gültigen Pakete im virtuellen Speicherbereich VS_HC2 THR_HC2 überschreiten. Sobald eine Paket-Belegung eines virtuellen Speicherbereichs (oder mehr als eines solchen Bereichs), die ihren jeweiligen Schwellwert überschreitet, gefunden wurde, geht das Verfahren 40 von Schritt 52 weiter zu Schritt 54. Man beachte in diesem Zusammenhang auch, dass jede Sitzung im blockierten Puffer, die bewirkt, dass der Schwellwert in ihrem entsprechenden virtuellen Speicherbereich überschritten wird, im vorliegenden Kontext als aggressive Sitzung betrachtet wird, das heißt sie wird als Ursache einer möglichen Blockierung im Knoten MN_x betrachtet, weil sie versucht, ihren zugewiesenen Speicherbereich (oder den Schwellwert in dem Bereich) zu vergrößern, und diese Bedingung wird von Knoten MN_x erkannt, nachdem er erkannt hat, dass sein Puffer 30_HC oder 30_LC in seiner Gesamtheit seinen entsprechenden globalen Schwellwert überschritten hat. Schließlich nehmen wird daher als im Folgenden zu benutzendes Beispiel an, dass Schritt 52 nach dem Empfang eines Paketes im virtuellen Speicherbereich VS_HC0 erreicht wurde, und unter Verwendung des Beispiels in Tabelle 2 ist dieses Paket daher von Eingangs-Knoten ME₀ und läuft zu Ausgangs-Knoten ME₁ (oder hat ihn erreicht). Wir nehmen auch an, dass bei Empfang dieses Paketes bei der Speicherung des Paketes im virtuellen Speicherbereich VS_HC0 der Schwellwert THR_HC0 überschritten wird.
In Schritt 54 sendet Knoten MN_x das, was hier als Pausen-Nachricht bezeichnet wird an jeden benachbarten Upstream-Knoten, das heißt an jeden Knoten, der mit Knoten MN_x in Upstream-Richtung direkt verbunden ist, wobei wegen ihrer Verbindungen solche Knoten in der Lage sind, Pakete in Downstream-Richtung zum Knoten MN_x zu senden. Man beachte, dass unter IEEE 802.3x ein Typ von Pausen-Nachricht bekannt ist, und dass ein Knoten gemäß diesem Standard Pausen-Nachrichten an alle benachbarten Upstream-Knoten sendet. Als Reaktion werden alle diese Knoten angewiesen, mit dem Senden von Paketen in Downstream-Richtung zu dem Knoten aufzuhören, der die Pausen-Nachricht gesendet hat. Wenn Schritt 54 die Pausen-Nachricht ausgibt, hat sie im Gegensatz dazu jedoch in der bevorzugten Ausführung die Form wie die in 5 gezeigte Nachricht 60 und enthält vorzugsweise die folgende Information. Die Nachricht 60 enthält ein Pausen-Nachricht-Kennungs-Feld 60₁ , das einem Knoten, der die Nachricht 60 empfängt, anzeigt, dass die Nachricht eine Pausen-Nachricht ist. Die Nachricht 60 enthält auch ein Sitzungs-Kennungs-Feld 60₂ . Dieses Feld 60₂ zeigt sowohl die Metro-Eingangs-, als auch Ausgangs-Adresse der von Knoten MN_x erkannten aggressiven Sitzung, das heißt es kennzeichnet die Sitzung, die den Schwellwert in ihrem entsprechenden virtuellen Speicherbereich überschritten hat. Die Nachricht 60 enthält auch ein Verkehrs-Klassen-Feld 60₃ , das die Klasse der aggressiven Sitzung anzeigt. Schließlich enthält die Nachricht 60 ein Pausenzeit-Feld 60₄ , wobei die Pausenzeit die Zeit angibt, die ein oder mehrere Upstream-Knoten mit dem Senden von bestimmten Paketen zu Knoten MN_x, der die Pausen-Nachricht 60 ausgegeben hat, aufhören müssen. In der bevorzugten Ausführung ist die Länge der Pausenzeit in Feld 60₄ , wie durch Knoten NM_x festgelegt, proportional zur Menge von Paketen, um die die aggressive Sitzung ihren virtuellen Speicherbereich überschritten hat. Verschiedene dieser Aspekte können auch auf der Grundlage des oben angegebenen Beispiels eingeschätzt werden. In diesem Fall nehmen wir an, dass das System Puffer 30_HC als blockiert erkennt und es auch erkennt, dass die aggressive Sitzung die ist, welche den virtuellen Speicherplatz VS_HC0 belegt. Auch nehmen wir an, dass die Gesamt-Paket-Belegung der aggressiven Sitzung P_HC0 ist. Die bevorzugte Ausführung berechnet dann die Menge an Paketen, E, die ihren entsprechenden zugewiesenen virtuellen Speicherplatz oder den Schwellwert überschritten hat (d.h. E = P_HC0 – THR_HC0), und wir nehmen an, dass E in Bit gemessen wird. Wenn E ermittelt ist, bestimmt die bevorzugte Ausführung die Zeit, T_S, zur Bedienung der Menge E an Paketen (T_S = E/Rate_HC), wobei Rate_HC die Bedienrate des Verkehrs der hohen Klasse ist. Die bevorzugte Ausführung bestimmt auch die Zeit, T_UP, für die zu sendende und an den Upstream-Knoten zu liefernde Pausen-Nachricht (T_UP = T_M – T_P), wobei T_M die Zeit für die Erzeugung einer Pausen-Nachricht ist, und T_P die zur Übertragung zum Upstream-Knoten benötigte Zeit ist. Zusätzlich dazu bestimmt die bevorzugte Ausführung, ob die aggressive Sitzung selbst zurzeit einer Pausen-Aktion durch den Downstream-Knoten ausgesetzt ist. Falls ja, nehmen wir an, dass T_DWN die restliche Pausenzeit ist, die vom Downstream- Knoten auf die aggressive Sitzung angewendet wird. Aus allen Informationen berechnet die bevorzugte Ausführung die Zeit, T_PAUSE, die benötigt wird, die aggressive Sitzung im Upstream-Knoten anzuhalten (T_PAUSE = T_S + T_UP + T_DWN). Diese Pausenzeit T_PAUSE wird dann auf das Pausenzeit-Feld 60₄ abgebildet. In einem Aspekt der bevorzugten Ausführung erhalten jedoch nicht alle benachbarten Upstream-Knoten den Befehl, für die Pausenzeit in Feld 60₄ mit dem Senden von Paketen aufzuhören. Stattdessen erhält jeder solche benachbarte Upstream-Knoten nur den Befehl, mit dem Senden von Paketen für die aggressive Sitzung und in der spezifizierten Klasse für die Dauer der Pausenzeit in Feld 60₄ aufzuhören. Somit können die benachbarten Upstream-Knoten weiter andere Pakete für andere Sitzungen zum Knoten MN_x senden. Als Erklärung erinnere man sich an das obige Beispiel, in dem Schritt 52 ein Paket einer hohen Klasse von einer Sitzung mit Eingangs-Knoten ME₀ und Ausgangs-Knoten ME₁ empfängt, und wir nehmen an, dass THR_HC0 bei der Speicherung des Paketes im virtuellen Speicherbereich VS_HC0 überschritten wird. Als Folge davon sendet der Knoten MN_x eine Pausen-Nachricht in Form einer Nachricht 60 an jeden benachbarten Upstream-Metro-Knoten. Als Reaktion darauf wird für die Dauer der Pausenzeit im Feld 60₄ der Pausen-Nachricht jedem der Metro-Knoten das Senden eines Paketes einer hohen Klasse mit Eingangs-Knoten ME₀ und Ausgangs-Knoten ME₁ zum Knoten MN_x verboten. Während der Dauer der Pausenzeit in Feld 60₄ steht es jedoch jedem der benachbarten Upstream-Metro-Knoten frei, Pakete anderer Sitzungen und auch Klassen zum Knoten MN_x zu senden, wobei angenommen wird, dass diese Knoten in der Zwischenzeit keine weiteren Pausen-Nachrichten empfangen haben, die sich auf diese anderen Pakete beziehen.
Aus den obigen Erklärungen und Beschreibungen erkennt ein Fachmann, dass die bevorzugten Ausführungen ein Metro-Ethernet-Netzwerk mit Knoten ausstatten, die einen seinen Schwellwert überschreitenden Puffer und darin befindliche aggressive Sitzungen erkennen und als Reaktion darauf Pausen-Nachrichten an Upstream-Knoten ausgeben. Man beachte weiterhin in diesem Zusammenhang, dass wenn ein Upstream-Knoten eine Pausen-Nachricht empfängt, die sich auf eine bestimmte Klasse und Sitzung bezieht, er mit dem Senden von Paketen von der Klasse und Sitzung zum erkennenden Knoten aufhört. Diese Beendigung kann bewirken, dass der Upstream-Knoten selbst seinen eigenen Puffer über den globalen Schwellwert des Puffers füllt, wodurch der Upstream-Knoten für seinen eigenen Puffer die aggressive(n) Sitzung(en) feststellt und weiter in Upstream-Richtung Pausen-Nachrichten ausgibt. Auf diese Weise können andere Knoten von einer oder mehreren aggressiven Sitzungen Kenntnis erlangen und bezüglich dieser Sitzungen gesteuert werden, wodurch die Bedienung dieser Sitzungen geregelt wird bis sie weniger aggressiv werden, das heißt bis die Lieferung von Paketen für solche Sitzungen unter die Toleranz fällt, die durch den virtuellen Speicherplatz-Schwellwert der verschiedenen erkennenden Knoten festgesetzt ist. Die bevorzugten Ausführungen bieten auch verschiedene Vorteile gegenüber dem bisherigen Stand der Technik. Anders als beim aktuellen Standard IEEE 802.3x hält die bevorzugte Ausführung zum Beispiel nur Metro-Sitzungen an, die zu dem Blockierungs-Zustand beitragen. Weiterhin ist die Länge der Pausenzeit proportional zu dem Grad der Aggressivität der aggressiven Sitzungen, das heißt Verkehr, der aggressiver ist, wird länger angehalten als weniger aggressiver Verkehr, wodurch Netzwerk-Ressourcen auf gerechtere Weise verteilt werden. Als weiterer Vorteil im Gegensatz zum bisherigen Stand der Technik kann in der bevorzugten Ausführung ein Knoten, der eine Pausen-Nachricht ausgibt, weiter anderen Verkehr (d.h. nicht aggressiven Verkehr) von benachbarten Upstream-Knoten empfangen. Als noch weiterer Vorteil wird in der bevorzugten Ausführung anders als in dem oben erwähnten Beitrag "Selective Backpressure in Switched Ethernet LANs" vorzugsweise ein einzelner Puffer implementiert, um jede Sitzung einer gleichen Klasse zu überwachen und zu steuern, und die Aufteilung verschiedener virtueller Speicherbereiche in dem Puffer wird vorzugsweise mit der Zeit geändert, was auch zu einer Verringerung von Hardware-Modifikationen und Kosten führt. Als weiterer Vorteil hat in der bevorzugten Ausführung anders als in den oben erwähnten Dokumenten "A Simple Technique That Prevents Packet Loss and Deadlocks in Gigabit Ethernet" und "Prevention of Deadlocks and Livelocks in Lossless, Backpressure Packet Networks" jede Sitzung einen zugeordneten virtuellen Speicherbereich, der auf der Grundlage des berechneten Bandbreitenanteils der Sitzung berechnet wird, und da die Bereiche virtuell sind, ist die Zuordnung des Speicherbereichs nicht starr. In der Tat kann eine solche Zuordnung entsprechend dem Verkehr und der Netzwerk-Bedingungen geändert werden. Weiterhin kann, wenn ein virtueller Speicherbereich von einer Sitzung nicht gefüllt wird, er durch Pakete von einer oder mehreren anderen Sitzungen belegt werden. Somit kann Puffer-Speicherbereich immer effizient und gerecht genutzt werden. Ebenfalls im Gegensatz zu den beiden letztgenannten Dokumenten wird in der bevorzugten Ausführung eine Blockierung nur ausgelöst, wenn die Paket-Belegung den globalen Schwellwert des Puffers überschreitet. Daher ist das Verfahren eine Erweiterung des Standards IEEE802.3x, aber der Grad des Rückstaus, den eine aggressive Sitzung erhält, ist proportional zur Anzahl der Pakete, um die die Sitzung ihre zugewiesene Segment-Grenze überschritten hat. Obwohl die vorliegenden Ausführungen detailliert beschrieben wurden, können verschiedene Ersetzungen, Änderungen und Abwandlungen der oben dargelegten Beschreibungen durchgeführt werden, ohne vom Umfang der Erfindung abzuweichen. Zum Beispiel können, obwohl die gezeigte Ausführung virtuelle Speicherbereiche mit zwei Klassen zeigt, in einer alternativen Ausführung einige Klassen mit einem entsprechende Puffer vorhanden sein, wie gezeigt, es kann jedoch sein, dass der Puffer nicht in virtuelle Speicherbereiche aufgeteilt ist, das heißt alle Pakete für die Klasse werden nur im Puffer gespeichert. Diese Lösung kann zusammen mit einem oder mehreren weiteren Puffern vorhanden sein, die in virtuelle Speicherbereiche unterteilt sind, wobei eine Pausen-Nachricht gesendet wird, wenn der getrennte Puffer seinen globalen Schwellwert erreicht und ein oder mehrere virtuelle Speicherbereiche ebenfalls ihre entsprechenden Schwellwerte erreichen. Als weiteres Beispiel in einer anderen Ausführung wird, da für VLAN-Verkehr mehrere Spanning Trees verfügbar sein können, jeder der Ethernet-Rahmen durch eine Spanning-Tree-Kennung (ST-id) erweitert. Ein Fachmann kann weitere Beispiele finden. Somit zeigen diese Beispiele sowie die oben angegebenen Lehren weiterhin den Umfang der Erfindung, wie durch die folgenden Ansprüche definiert.
Fig. 2
Fig. 3
Fig. 4
Fig. 5

Claims

Ein Netzwerksystem (10), das mindestens einen Kern-Knoten und Netzperipherie-Knoten enthält, wobei jeder Netzperipherie-Knoten Verbindungen zu einem oder mehreren Knoten außerhalb des Netzwerksystems bereitstellt, und wobei jeder Kern-Knoten ausschließlich Verbindungen zu Knoten innerhalb des Netzwerksystems bereitstellt, wobei der mindestens eine Kern-Knoten (MN_x) folgendes umfasst: – Einen Eingang (30_IN ) zum Empfang (42) eines Paketes (20) von einem ersten verbundenen Knoten (MN_x): – Einen Ausgang (34_L ) zum Senden des Paketes (20) zu einem zweiten verbundenen Knoten (NM_x); – Einen Puffer (30_HC , 30_LC ), der mit dem Eingang (30_IN ) gekoppelt ist, zur Speicherung des Paketes (20); – Schaltkreise zur Erkennung (50), wenn eine Anzahl von in dem Puffer (30_HC , 30_LC ) gespeicherten Paketen (20) einen Pufferspeicher-Schwellwert (GTHR_HC, GTHR_LC) überschreitet; und – Schaltkreise, die auf eine Erkennung durch die Schaltkreise zur Erkennung, dass die Anzahl von in dem Puffer (30_HC , 30_LC ) gespeicherten Paketen (20) den Pufferspeicher-Schwellwert (GTHR_HC, GTHR_LC) überschreitet, reagieren und eine Pausen-Nachricht (60) an einem Ausgang zum ersten verbundenen Knoten (MN_x) ausgeben (54), wobei die Pausen-Nachricht (60) eine Zeitdauer (60₄ ) angibt; dadurch gekennzeichnet, dass – die Pausen-Nachricht (60) angepasst ist, eine Nachrichten-Eingangs-Adresse und eine Nachrichten-Ausgangs-Adressse anzugeben, wobei die Nachrichten-Eingangs-Adresse und die Nachrichten-Ausgangs-Adressse einer Netzwerk-Eingangs-Adresse (20₁ ) und einer Netzwerk-Ausgangs-Adressse (20₂ ) in einem eine Blockierung verursachenden Paket (20) entsprechen, das von dem mindestens einen Kern-Knoten (MN_x) empfangen wird, wobei die Netzwerk-Eingangs-Adresse den Netzperipherie-Knoten kennzeichnet, an dem das die Blockierung verursachende Paket in das Netzwerk eintrat, und wobei die Netzwerk-Ausgangs-Adressse den Netzperipherie-Knoten kennzeichnet, an dem das die Blockierung verursachende Paket das Netzwerk verlassen soll, und – die Pausen-Nachricht (60) angepasst ist, dem ersten verbundenen Knoten (MN_x) den Befehl zu geben, für die Zeitdauer (60₄ ) mit dem Senden von Paketen (20), die die Nachrichten-Eingangs-Adresse und die Nachrichten-Ausgangs-Adresse haben, zu dem mindestens einen Kern-Knoten (MN_x) aufzuhören.
Das System aus Anspruch 1: worin der erste Netzwerkknoten (MN_x) weiterhin folgendes umfasst: Schaltkreise zur Festsetzung einer Vielzahl von virtuellen Speicherplatz-Bereichen (VS_HCx, VS_LCx) im Puffer (30_HC , 30_LC ); und Schaltkreise zur Erkennung (52) von Paket-Blockierungen in mindestens einem blockierten virtuellen Speicherbereich (VS_HCx, VS_LCx) in der Vielzahl von virtuellen Speicherbereichen (VS_HCx, VS_LCx); – worin jeder virtuelle Speicherbereich (VS_HCx, VS_LCx) in der Vielzahl virtueller Speicherbereiche (VS_HCx, VS_LCx) einer einzelnen Netzwerk-Eingangs-Adresse (20₁ ) und einer einzelnen Netzwerk-Ausgangs-Adresse (20₂ ) entspricht; – worin der Pufferspeicher-Schwellwert (GTHR_HC, GTHR_LC) einen globalen Schwellwert darstellt, der für alle Pakete (20) in allen aus der Vielzahl von virtuellen Speicherbereichen (VS_HCx, VS_LCx) eine Paket- (20) -Belegung darstellt; und – worin die Schaltkreise zur Ausgabe der Pausen-Nachricht (60) weiterhin auf die Ausgabe der Pausen-Nachricht (60) als Reaktion auf die Erkennung des mindestens einen blockierten virtuellen Speicherbereichs (VS_HCx, VS_LCx) reagieren.
Das System aus Anspruch 2, worin – die Schaltkreise zur Erkennung (52) von Paket-Blockierungen die Erkennung als Reaktion darauf durchführen, dass die Paket-Belegung in dem mindestens einen blockierten virtuellen Speicherbereich (VS_HCx, VS_LCx) einen Bereichs-Schwellwert (THR_HCx, THR_LCx) überschreitet, der dem mindestens einen blockierten virtuellen Speicherbereich (VS_HCx, VS_LCx) entspricht
Das System aus Anspruch 3, worin – die Pausen-Nachricht (60) die einzelne Netzwerk-Eingangs-Adresse (20₁ ) und eine einzelne Netzwerk-Ausgangs-Adresse (20₂ ) anzeigt, die dem mindestens einen blockierten virtuellen Speicherbereich (VS_HCx, VS_LCx) entspricht.
Das System aus Anspruch 3, worin – der erste Netzwerk-Knoten (MN_x) weiterhin Schaltkreise enthält, um als Reaktion auf eine Menge von Paketen (20) in dem Puffer (30_HC , 30_LC ), welche den Bereichs-Schwellwert (THR_HCx, THR_LCx) des mindestens einen blockierten virtuellen Speicherbereichs (VS_HCx, VS_LCx) überschreitet, die Zeitdauer (60₄ ) zu bestimmen.
Das System aus Anspruch 5, – worin der Puffer (30_HC , 30_LC ) einen ersten Puffer (30_HC ) umfasst; – worin der erste Netzwerk-Knoten (MN_x) weiterhin einen zweiten Puffer (30_LC ) enthält; – worin der erste Puffer (30_HC ) zur Speicherung einer ersten Klasse von Paketen (20) dient; und – worin der zweite Puffer (30_LC ) zur Speicherung einer zweiten Klasse von Paketen (20) dient, die sich von der ersten Klasse von Paketen (20) unterscheidet.
Das System aus Anspruch 6, worin – der zweite Puffer (30_LC ) nicht in eine Vielzahl virtueller Speicherbereiche (VS_LCx) unterteilt ist.
Das System aus Anspruch 6, worin – die Schaltkreise zur Festsetzung weiterhin zur Festsetzung einer Vielzahl von virtuellen Speicherbereichen (VS_LCx) im zweiten Puffer (30_LC ) dienen.
Das System aus Anspruch 8: – worin der Pufferspeicher-Schwellwert (GTHR_HC, GTHR_LC) einen ersten Pufferspeicher-Schwellwert (GTHR_HC) umfasst; – worin die Schaltkreise zur Erkennung (50) weiterhin zur Erkennung dienen, wann eine Anzahl von Paketen (20), die im zweiten Puffer (30_LC ) gespeichert ist, einen zweiten Pufferspeicher-Schwellwert (GTHR_LC) überschreitet; und – worin die Schaltkreise zur Ausgabe (54) einer Pausen-Nachricht (60) an einem Ausgang an mindestens einen zweiten Netzwerk-Knoten (MN_x) weiterhin darauf reagieren, dass die Schaltkreise zur Erkennung erkannt haben, dass die Anzahl der im zweiten Puffer (30_LC ) gespeicherten Pakete (20) den zweiten Pufferspeicher-Schwellwert (GTHR_LC) überschreitet.
Ein Verfahren zur Weiterleitung von Nachrichten in mindestens einem Kern-Knoten (MN_x) eines Netzwerksystems (10), das weiterhin Netzperipherie-Knoten enthält, wobei jeder Netzperipherie-Knoten Verbindungen zu mindestens einem Knoten außerhalb des Netzwerksystems (10) bereitstellt, und wobei der mindestens eine Kern-Knoten ausschließlich Verbindungen zu Knoten innerhalb des Netzwerksystems (10) bereitstellt, wobei das Verfahren folgende Schritte umfasst: – Empfangen (42) eines Paketes (20) als Eingang (30_IN ) von einem ersten verbundenen Knoten (MN_x); – Speichern des Paketes (20); – Erkennung (50), ob die Anzahl von gespeicherten Paketen (20) einen Speicher-Schwellwert (GTHR_HC, GTHR_LC) überschreitet; – Wenn die Anzahl von gespeicherten Paketen (20) den Speicher-Schwellwert (GTHR_HC, GTHR_LC) überschreitet, Erteilen des Befehls an den ersten verbundenen Knoten (MN_x), mit dem Senden zu dem mindestens einen Kern-Knoten (MN_x) für eine Zeit (60₄ ) aufzuhören, und – Senden des empfangenen Paketes (20) als Ausgabe (34_L ) zu einem zweiten verbundenen Knoten (MN_x); dadurch gekennzeichnet, dass – weiterhin eine Nachrichten-Eingangs-Adresse und eine Nachrichten-Ausgangs-Adressse bestimmt werden, wobei die Nachrichten-Eingangs-Adresse und die Nachrichten-Ausgangs-Adressse einer Netzwerk-Eingangs-Adresse (20₁ ) und einer Netzwerk-Ausgangs-Adressse (20₂ ) in einem eine Blockierung verursachenden Paket (20) entsprechen, das von dem mindestens einen Kern-Knoten (MN_x) empfangen wird, wobei die Netzwerk-Eingangs-Adresse den Netzperipherie-Knoten kennzeichnet, an dem das die Blockierung verursachende Paket in das Netzwerk eintrat, und wobei die Netzwerk-Ausgangs-Adressse den Netzperipherie-Knoten kennzeichnet, an dem das die Blockierung verursachende Paket das Netzwerk verlassen soll, und – der Befehl an den ersten verbundenen Knoten, mit dem Senden aufzuhören, auf Pakete (20) begrenzt ist, welche die Netzwerk-Eingangs-Adresse und die Netzwerk-Ausgangs-Adresse haben.