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Die
vorliegende Erfindung bezieht sich auf ein Verfahren zur Kontrolle
der Datenstromgeschwindigkeit, wie im vorkennzeichnenden Teil von
Anspruch 1 beschrieben, einen Warteschlangennetzknoten, in dem das
Verfahren ausgeführt
wird, wie im vor-kennzeichnenden Teil von Anspruch 9 beschrieben,
und auf ein Paketvermittlungsnetzwerk, das einen solchen Warteschlangennetzknoten
enthält,
wie im vorkennzeichnenden Teil von Anspruch 10 beschrieben.
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Ein
solches Verfahren, ein Warteschlangennetzknoten und ein Paketvermittlungsnetzwerk
sind bereits in der Technik bekannt, z. B. aus der internationalen
Patentanmeldung, die unter der Patent Cooperation Treaty (PCT) mit
der Referenznummer WO 93/2063 und mit dem Titel "Congestion Control For Cell Networks" veröffentlicht
wurde. Darin wird ein Paketvermittlungsnetz beschrieben, das Zellen-Vermittlungs-Kommunikationsnetz
genannt wird, in dem so genannte Quellknoten Datenpakete über Netzknoten
und Netzwerkleitungen an so genannte Zielknoten senden. Ein solcher
Netzknoten kann mit einem Puffer ausgestattet sein und übernimmt,
wenn das der Fall ist, die Rolle eines Warteschlangen-Punktes für Burst-Verkehr,
der unempfindlich gegen Verzögerungen
ist. In einem solchen Warteschlangen-Punkt wird der Blockierungszustand
festgestellt, indem der Füllstand
des Puffers überwacht wird,
und wenn eine Blockierung erwartet wird, werden Rückmeldungs-Datenfluss-Steuerungs-Pakete, die
ein so genanntes Rückmeldungs-Raten-Steuersignal
bilden, vom Warteschlangen-Punkt zurück zu den Quellknoten gesendet.
Bei deren Empfang passt ein Quellknoten seine Senderate an. Spezieller
senden die Warteschlangen-Punkte in dem bekannten Netzwerk Codeworte
mit zwei Bit an die Quellknoten zurück, wenn eine Blockierung erwartet
wird, um zu bewirken, dass diese Quellknoten ihre Senderaten entweder
verringern, schnell verringern, konstant lassen oder erhöhen. Da
es nirgendwo im Netz überprüft wird,
wie ein Quellknoten seine Senderate angepasst hat, verlässt sich
das bekannte Netzwerk auf ein faires Verhalten der Quellknoten.
Diese Quellknoten können
jedoch ihre Senderaten auf betrügerische Art
erhöhen
und dadurch die Wahrscheinlichkeit für einen Puffer-Überlauf
und einen Datenverlust im Paketvermittlungsnetz erhöhen. In
einer Übertragungsklasse,
wie z. B. der ABR-Klasse (Available Bit Rate), die vom ATM-Forum
im Entwurf eines Standards mit der Bezeichnung ATM Forum\95-0013R10
definiert wurde, wird angenommen, dass Quellknoten ihre Senderaten
exponentiell erhöhen.
Wenn jedoch manche Quellknoten ihre Senderaten statt exponentiell
schrittweise erhöhen,
können
Warteschlangen-Punkte
im Netzwerk überlastet
werden und folglich kann es sein, dass die zwischen ABR-Teilnehmern
und dem Netzbetreiber geschlossenen Verträge über Verkehrsleistungen vom
Netzwerk nicht eingehalten werden.
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Eine
Aufgabe der vorliegenden Erfindung ist es, ein Verfahren, einen
Warteschlangennetzknoten und ein Paketvermittlungsnetzwerk des oben
angegebenen bekannten Typs bereitzustellen, bei denen jedoch die
oben erwähnten
Nachteile beseitigt wurden.
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Gemäß der Erfindung
wird dieses Ziel durch das Verfahren erreicht, wie in Anspruch 1
beschrieben, durch einen Warteschlangennetzknoten, wie in Anspruch
9 beschrieben, und durch ein Paketvermittlungsnetzwerk, wie in Anspruch
10 beschrieben.
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Auf
diese Weise wird durch Rücksenden
eines oberen Wertes der Paketrate, der proportional zur gemessenen
tatsächlichen
Paketrate ist, zu einem Quell-Endgerät, und durch Halten der Senderate
unter diesem zurückgesendeten
Paketraten-Wert, z. B. durch Ausgangs-Former, wie in Anspruch 2
beschrieben, der Anstieg der Senderate für das Quell-Endgerät vom Netzwerk
begrenzt. Da der obere Wert der Paketrate proportional zur tatsächlichen Paketrate
des Quell-Endgerätes
ist, kann die Quelle ihre Senderate zum Beispiel um 10 Prozent erhöhen, wenn
der Proportionalitätsfaktor
1,1 beträgt. Über eine
Vielzahl von Zeitintervallen erhöht
sich die Senderate der Quelle mit exponentiell steigenden Schritten.
Wenn sich die tatsächliche
Paketrate einer Quelle nicht mehr erhöht, sondern verringert, zum
Beispiel weil keine Daten mehr zu übertragen sind, wird sich der
obere Wert der Paketrate auch verringern. Dies hat zur Folge, dass
Bandbreiten-Kapazität
im Paketvermittlungsnetz gemäß der vorliegenden
Erfindung automatisch frei wird, was ein zusätzlicher Vorteil bezüglich des
bekannten Verfahrens und Knotens ist, in dem ein expliziter Raten-Wert
bestimmt und zur Quelle zurückgesendet
wird und indem es der Quelle erlaubt ist, ihre Senderate bis zu
diesem expliziten Raten-Wert exponentiell zu erhöhen. Egal, ob diese Quelle
ausreichend Daten zu senden hat oder nicht, die zugewiesene Bandbreite,
die gleich dem expliziten Raten-Wert ist, bleibt in dem bekannten
Verfahren reserviert. Im vorliegenden Verfahren kann, solange ein
Warteschlangennetzknoten nicht blockiert ist, ein Quell-Endgerät, das Datenpakete
durch diesen Warteschlangennetzknoten sendet, seine Senderate mit
exponentiell wachsenden Schritten erhöhen, es hat jedoch nicht mehr
die Möglichkeit,
seine Senderate auf betrügerische
Weise schneller zu erhöhen,
und es gibt nicht mehr benutzte Bandbreite sofort frei.
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Es
muss angemerkt werden, dass in der europäischen Patentanmeldung
EP 0538220 mit dem Titel "Data Flow Control" auch ein Verfahren
zur Kontrolle des Datenflusses in einem Paketvermittlungsnetz offen
gelegt wird, in dem die Quell-Knoten
ihre Sendefrequenzen proportional zu den aktuellen Sendefrequenzen
erhöhen.
In dieser Anwendung werden die Quellen jedoch nicht vom Netzwerk
gesteuert, um ihre Sendefrequenzen auf diese Weise zu erhöhen. Das
Netzwerk vertraut den Quellen, sendet Drosselungs-Anweisungen zu
den Quellen zurück,
wenn in einem der Netzknoten eine Blockierung erkannt wird, liefert
aber keine proportionale Rückkopplung
während
des nicht blockierten Zustandes, wie es im vorliegenden Verfahren
erfolgt.
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In
der europäischen
Patentanmeldung
EP 0576122 wird
ein Netzwerk auf der Grundlage von Paketen mit variabler Bitrate
beschrieben, in dem die Quelle ihre Paket-Senderate bis zu einer
maximalen Paket-Übertragungsrate
erhöht.
Solange keine Blockierung vorhergesehen wird, erhält der Quellknoten keine
Rückmelde-Datenflusssteuerungs-Information von
Zwischen- oder Zielknoten und erhöht somit autonom seine Paket-Senderate.
Die Erhöhung
der Senderate kann exponentiell erfolgen, wenn die oberen Grenzwerte
in einer bestimmten, vorher festgelegten Tabelle eingehalten werden,
die Quelle kann aber auch einen größeren Anstieg als den exponentiellen
erreichen, wenn sie zum Beispiel während eines bestimmten Zeitintervalls
nicht sendet und dann wieder aktiv wird. Speziell bei ABR können solche großen Erhöhungen der
Rate zu Verkehrs-Explosionen führen,
die von den Zwischen- oder Zielknoten nicht unterstützt werden
können.
In den Zwischen- und Zielknoten in
EP
0576122 wird die aktuelle Paket-Übertragungsrate gemessen, um
eine Blockierung vorherzusehen. Für die Vorhersage der Blockierung
benutzen die Zwischen- und Zielknoten eine maximale Raten-Beschleunigung
(eine vorher festgelegte obere Grenze für den Anstieg der Bitrate)
zusätzlich
zu der gemessenen aktuellen Paket-Übertragungsrate. Sobald eine
Blockierung vorhergesehen wird, beginnt der Zwischen- oder Zielknoten,
in dem die Blockierung vorhergesagt wird, mit dem Zurücksenden
eines Blockierungs-Vorhersage-Signals. Bei Empfang dieses Blockierungs-Vorhersage-Signals verringert
der Quellknoten seine Paket-Senderate.
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Eine
weitere charakteristische Eigenschaft der vorliegenden Erfindung
ist, dass wenn der Warteschlangennetzknoten blockiert ist, der gesamte
Eingangs-Fluss des
Warteschlangennetzknotens gezwungen ist, gegen einen Ziel-Gesamt-Eingangs-Fluss
zu konvergieren, der von den verschiedenen Verbindungen gemäß einem
Mechanismus zur fairen Aufteilung gemeinsam genutzt wird, wie in Anspruch
3 beschrieben.
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Somit
bekommen Quell-Endgeräte,
die zum Zeitpunkt, zu dem der Blockierungszustand eingenommen wird,
mit einer kleinen Senderate senden, weil sie später als andere Quell-Endgeräte mit dem Senden
begonnen haben, zusätzliche
Bandbreite zugeteilt. Quell-Endgeräte, die im Gegensatz dazu früher mit
dem Senden begonnen haben und in aufeinander folgenden Zeitintervallen
die Gelegenheit hatten, ihre Senderaten auf eine hohe Paketrate
zu erhöhen,
müssen
diese Senderaten verringern. Da ein Blockierungszustand erreicht
wird, muss die Gesamt-Eingangs-Paketrate des Warteschlangennetzknotens
sich verringern. Im Blockierungszustand wird der Ziel-Gesamt-Eingangs-Fluss aufgeteilt, während im
nicht blockierten Zustand der Gesamt-Eingangs-Fluss und entsprechend
die benutzte Kapazität
sich auf eine kontrollierte, sanfte Weise erhöht.
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Es
muss angemerkt werden, dass das Ziel, die Quellen-Senderaten in einem
Netzwerk auf kontrollierte Weise in Richtung der vollen Belegung
der verfügbaren
Kapazität
zu führen,
und dadurch das Risiko des Puffer-Überlaufs und des Datenverlustes zu
vermeiden, durch die im nicht blockierten Zustand angewendete Technik
unabhängig
von der im blockierten Zustand durchgeführten Technik erreicht wird.
Die in Anspruch 3 für
den blockierten Zustand beschriebenen Schritte erlauben es die Zuweisung der
Ressourcen zu verfeinern, wenn ein Netzknoten einmal blockiert ist,
sie sind aber nicht entscheidend, um das oben erwähnte Problem
zu beseitigen. Ohne die in Anspruch 3 beschriebene Technik können Überlauf
und Datenverlust vermieden werden, aber dann würden einige der Quell-Endgeräte weiterhin mit
einer Rate senden, die unter ihrer Rate für eine faire Aufteilung liegt.
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In
einer speziellen Ausführung
des vorliegenden Verfahrens, die in Anspruch 4 beschrieben wird,
wird der obere Wert der Paketrate von Quell-Endgeräten mit
niedriger Rate im zweiten Zustand und im ersten Zustand auf eine ähnliche
Weise erhöht.
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Eine
Implementation dieser speziellen Ausführung wird in Anspruch 5 beschrieben.
Darin wird angenommen, dass die Summe aller Werte für die faire
Aufteilung über
die verschiedenen Verbindungen, welche die Warteschlangennetzknoten
durchlaufen, gleich dem Gesamt-Eingangs-Fluss ist, d. h. die Summe
aller aktuellen Paketraten über
die verschiedenen Verbindungen zum Zeitpunkt des Eintritts in den
zweiten Zustand. Über
die in Anspruch 5 beschriebenen Formeln wird die Gesamt-Eingangsrate
konstant gehalten, obwohl es den Endgeräten mit geringer Rate erlaubt
ist, ihre Senderaten proportional zur aktuellen Paketrate zu erhöhen.
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Eine
weitere Eigenschaft des vorliegenden Verfahrens ist, dass die Zeitintervalle
zwischen aufeinander folgenden Paketen zur Datenfluss-Steuerung
gleich einer Umlaufzeit eines Paketes zur Datenfluss-Steuerung sind,
wie in Anspruch 6 beschrieben.
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Somit
wird die aktuelle Paketrate erneut im Warteschlangennetzknoten gemessen,
nachdem das Quell-Endgerät
die Möglichkeit
gehabt hat, seine Senderate bis zu dem zurückgesendeten oberen Wert der
Paketrate zu erhöhen.
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Noch
eine weitere Eigenschaft der vorliegenden Erfindung ist, dass zur
Festlegung des ersten und des zweiten Zustandes eines Warteschlangenknotens
dessen Gesamt-Eingangs-Fluss mit dem Gesamt-Ausgangs-Fluss verglichen
werden kann, wie in den Ansprüchen
7 und 8 beschrieben.
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Offensichtlich
ist dies keine wesentliche Eigenschaft der vorliegenden Erfindung,
da jedes andere Kriterium zur Erkennung von Blockierungen verwendet
werden kann, z. B. die Überwachung
des Puffer-Füllstandes
und die Bestimmung der Zeit, wann ein vorher festgelegter Füllstand
erreicht ist, wie es in der oben zitierten internationalen Patentanmeldung
WO 93/2063 getan wird.
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Die
oben erwähnten
und weitere Aufgaben der Erfindung werden deutlicher, und die Erfindung selbst
wird am besten verstanden, wenn auf die folgende Beschreibung einer Ausführung in
Zusammenhang mit den begleitenden Zeichnungen Bezug genommen wird,
in denen:
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1 ein Blochschaltbild eines
Paketvermittlungsnetzes gemäß der vorliegenden
Erfindung zeigt;
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2A einen Grafen zeigt, der
eine Implementation des bekannten Verfahrens verdeutlicht; und
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2B einen Grafen zeigt, der
eine Implementation des Verfahrens gemäß der vorliegenden Erfindung
verdeutlicht.
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Das
in 1 gezeigte Netzwerk
ist ein Vermittlungsnetz für
ATM-(Asynchronous Transfer Mode)-Zellen, das vier ABR-(Available Bit Rate)-Quellknoten
S1, S2, S3 und S4 mit zugehörigen
Ausgangs-Formern SH1, SH2, SH3 und SH4, drei ABR-(Available Bit Rate)-Zielknoten D1,
D2 und D3, einen ersten Vermittlungsknoten N1, einen Warteschlangen-Punkt
Q und einen zweiten Vermittlungsknoten N2 enthält.
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Die
ABR-Quellen S1, S2, S3 und S4 sind über jeweilige Ausgangs-Former
SH1, SH2, SH3 und SH4 und entsprechende Zugangsverbindungen mit dem
ersten Vermittlungsknoten N1 gekoppelt. Ein Ausgang des ersten Vermittlungsknotens
N1 ist mit einem Eingang des Warteschlangen-Punktes Q verbunden,
und ein Ausgang des Warteschlangen-Punktes Q ist mit einem Eingang
des zweiten Vermittlungsknotens N2 verbunden. Über entsprechende Zugangsverbindungen
ist Vermittlungsknoten N2 mit jedem der Zielknoten D1, D2 und D3
verbunden.
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Das
ATM-(Asynchronous Transfer Mode)-Netzwerk in 1 unterstützt mehrere Dienstklassen,
wie vom ATM-Forum definiert. ABR (Available Bit Rate) ist eine solche
Dienstklasse, die überschüssige Netzwerkkapazität nutzt
oder mit anderen Worten die Bandbreite nutzt, die noch nicht durch
die Dienste Constant Bit Rate oder Variable Bit Rate belegt ist.
ABR ist eine Dienstklasse mit einem Rückkopplungs-Mechanismus, der es dem Warteschlangenpunkt
Q und den Zielknoten D1, D2 und D3 des Netzwerks erlaubt, den Quellknoten
S1, S2, S3 und S4 eine Netzwerk-Blockierung zu melden. Die Quellknoten
S1, S2, S3 und S4 können
daraufhin ihre Senderaten verringern, so dass der Warteschlangenpunkt
Q im Netzwerk nicht überlastet
wird. ABR dient der Übertragung
von nicht vorhersehbarem Burst-Verkehr über das ATM-Netzwerk. Einen Überblick über die
verschiedenen vom ATM-Forum definierten Dienstklassen und über die
in ABR-Verkehrsverträgen spezifizierten
Parameter wird in dem Artikel "ABR:
Realizing the Promise of ATM",
vom Autor Neil Rickard gegeben. Dieser Artikel wurde im Magazin "Telecommunications", Band 29, Nr. 4,
April 1995 veröffentlicht.
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Gemäß dem ABR
Standard ATM Forum/95-0013R10 beginnt eine ABR-Quelle mit einer Anfangsrate
IR zu senden und erhöht
seine Senderate exponentiell, bis eine obere Grenze ER, die expliziter
Raten-Wert genannt wird, erreicht wird. In regelmäßigen Zeitabständen fügt eine
ABR-Quelle so genannte Ressourcen-Management-Zellen in den Strom
gesendeter Zellen ein. Diese Ressourcen-Management-Zellen werden
im ATM-Netzwerk zurückgesendet,
nachdem sie von Knoten entlang des Kommunikationspfades zwischen
dem Quellknoten und dem Zielknoten verändert wurden. Auf diese Weise
wird die Rückkopplungs-Schleife
gebildet, die es dem ATM-Netzwerk erlaubt, die Quellen-Senderate
zu steuern.
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In
den folgenden Abschnitten wird eine bestimmte Situation für das in 1 gezeigte Netzwerk beschrieben,
die es erlaubt zu erklären,
wie die oben erwähnten
Ressourcen-Management-Zellen
bezüglich
der vorliegenden Erfindung benutzt werden sollten.
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Es
wird angenommen, dass zu einem Zeitpunkt 0 drei Verbindungen durch
den Warteschlangen-Punkt Q aufgebaut sind. Eine erste Verbindung ist
zwischen Quelle S1 und Ziel D1 aufgebaut, eine zweite Verbindung
ist zwischen Quelle S3 und Ziel D3 aufgebaut und eine dritte Verbindung
ist zwischen Quellknoten S4 und Zielknoten D2 aufgebaut. Zusätzlich dazu
wird angenommen, dass 10 Millisekunden nach der Referenzzeit 0 eine
vierte Verbindung zwischen Quellknoten S2 und Zielknoten D3 aufgebaut
wird. An seinem Ausgang, d. h. auf der Verbindung zwischen dem Warteschlangen-Punkt
Q und dem zweiten Vermittlungsknoten N2, hat der Warteschlangen-Punkt
eine Kapazität
von 100 MBit/s, die zum Zeitpunkt 0 verfügbar ist. Um die beschriebene Situation
zu vereinfachen, wird angenommen, dass diese auf der Ausgangs-Verbindung
des Warteschlangen-Punktes Q verfügbare Kapazität konstant bleibt.
Jede der ABR-Quellen S1, S3 und S4 beginnt gemäß dem ABR-Standard zum Zeitpunkt 0 mit dem Senden
mit der Anfangs-Senderate
IR, von der angenommen wird, dass sie 20 MBit/s beträgt. Somit
senden vom Zeitpunkt 0 an die Quellen S1, S3 und S4 ATM-Zellen in
den Warteschlangen-Punkt Q mit einer Rate von jeweils 20 MBit/s.
Zu einer Zeit, die gleich der halben Umlaufzeit RTT ist, die es
Ressourcen-Management-Zellen erlaubt, zum und vom Warteschlangen-Punkt
Q zu gelangen, misst der Warteschlangen-Punkt Q die Senderaten aller
durchlaufenden Verbindungen. In dem beschriebenen Beispiel wird
angenommen, dass die Umlaufzeit RTT 2 Millisekunden beträgt. Somit
beträgt
nach 1 Millisekunde die aktuelle Zellen-Rate CCR, die vom Warteschlangen-Punkt
Q für die
Verbindungen zwischen S1 und D1, S3 und D3 und S4 und D2 gemessen
wird, jeweils 20 MBit/s. Der Gesamt-Eingangs-Fluss des Warteschlangen-Punktes
Q ist in diesem Moment 60 MBit/s. Der Warteschlangen-Punkt Q erzeugt
daraufhin explizite Raten-Werte ER für die drei Verbindungen und
sendet diese expliziten Raten-Werte ER über den Rückkanal für Ressourcen-Management-Zellen
zurück
an die entsprechenden Quellen S1, S3 und S4. Der explizite Raten-Wert
ER oder die maximale Rate, mit der die Quellen S1, S3 und S4 in Zukunft
senden dürfen,
wird mit folgender Formel berechnet: ER = CCR*(1,1) (1)
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Formel
(1) bewirkt, dass jede Quelle S1, S3 und S4 Daten mit einer Datenrate
senden darf, die im Vergleich zur aktuellen Senderate CCR um 10%
erhöht
ist. Angewendet auf diese drei Verbindungen, die den Warteschlangen-Punkt
Q durchlaufen, wird eine Ressourcen-Management-Zelle, deren Feld
für die
explizite Rate gleich 20*(1,1) = 22 MBit/s gemacht wird, zu den Quellknoten
S1, S3 und S4 gesendet und wird dadurch zum Zeitpunkt von 2 Millisekunden empfangen.
Von dieser Zeit an erhöhen
die Quellen S1, S3 und S4 ihre Senderaten bis auf 22 MBit/s. Präziser empfangen
die entsprechenden Ausgangs-Former SH1, SH3 und SH4 der Quellknoten S1,
S3 und S4 die vom Warteschlangen-Punkt Q zurückgesendeten Ressourcen-Management-Zellen und erzwingen,
dass die Senderaten der Quellen S1, S3 und S4 unter dem neuen empfangenen
expliziten Raten-Wert ER bleiben, d. h. unter 22 MBit/s. In 2B kann man sehen, dass
bei der Hälfte
der Umlaufzeit RTT der vom Warteschlangen-Punkt Q bestimmte explizite
Raten-Wert ER ansteigt. Zum Zeitpunkt RTT wird die Senderate SR
von ABR-Quelle S1 an den neuen expliziten Raten-Wert ER angepasst.
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Solange
der Gesamt-Eingangs-Fluss des Warteschlangen-Punktes Q unter der verfügbaren Ausgangskapazität von 100
MBit/s bleibt, und unter der Bedingung, dass keine anderen Quellen
beginnen, Daten über
Verbindungen durch den Warteschlangen-Punkt Q zu senden, wird die
oben beschriebene Prozedur wiederholt. Somit misst der Warteschlangen-Knoten
Q zum Zeitpunkt 3 Millisekunden die aktuelle Zellen-Rate CCR und
berechnet den neuen expliziten Raten-Wert ER für jede Verbindung. Der explizite
Raten-Wert ER ist 10% größer als der
vorherige explizite Raten-Wert ER, wenn man annimmt, dass jede der
Quellen S1, S3 und S4 genug zu sendende Daten hat und folglich ihre
Senderate erhöht
hat, als dies erlaubt wurde. Zum Zeitpunkt von 4 Millisekunden erreichen
die Ressourcen-Management-Zellen,
welche die neuen expliziten Raten-Werte ER enthalten, die Ausgangs-Former
SH1, SH3, bzw. SH4, und die Senderaten der ABR-Quellen S1, S3 und
S4 werden erhöht.
Durch Verwendung von Formel (1) kann überprüft werden, dass die Quellen S1,
S3 und S4 ab dem Zeitpunkt 4 Millisekunden mit 24,2 MBit/s senden.
Auf gleiche Weise werden die Senderaten auf 26,62 MBit/s, auf 29,282
MBit/s, bzw. auf 32,2102 MBit/s für die Zeit von 6 Millisekunden,
8 Millisekunden, bzw. 10 Millisekunden erhöht. Der Graph in 2B gibt einen Überblick
der Entwicklung des expliziten Raten-Wertes ER, der vom Warteschlangen-Punkt
Q für die
Verbindung zwischen der Quelle S1 und dem Ziel D1 berechnet wird,
sowie über
die Senderate SR der Quelle S1. Aus dieser Figur kann man sehen,
dass der Schritt zwischen aufeinander folgenden expliziten Raten-Werten
ER und folglich auch die Entwicklung der Senderate SR exponentiell
wächst.
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Wie
bereits oben erwähnt,
wird ab dem Zeitpunkt von 10 Millisekunden eine Verbindung zwischen
Quellknoten S2 und Zielknoten D3 aufgebaut. Als Folge davon beginnt
zum Zeitpunkt 10 Millisekunden Quelle S2, mit der Anfangsrate von
20 MBit/s zu senden. Von diesem Moment an überschreitet der Gesamt-Eingangs-Fluss des
Warteschlangen-Punktes Q, 32,2102*3 + 20 = 116,6306 MBit/s, die
verfügbare
Ausgangs-Kapazität
von 100 MBit/s. Dies wird vom Warteschlangen-Punkt Q erkannt, wenn
er die aktuellen Zellen-Raten CCR der verschiedenen Verbindungen
zum Zeitpunkt 11 Millisekunden misst. Als Folge davon nimmt der
Warteschlangen-Punkt Q einen zweiten Betriebszustand ein, der Blockierungs-Zustand
genannt wird. Der Warteschlangen-Punkt
Q im Blockierungs-Zustand erlaubt nicht mehr, dass sein Gesamt-Eingangs-Fluss
ansteigt. Trotzdem werden weitere Aktionen durchgeführt, um die
verfügbare
Ausgangs-Kapazität
von 100 MBit/s auf einer fairen Grundlage durch die vier Verbindungen
gemeinsam zu nutzen. Der Warteschlangen-Punkt Q berechnet zunächst einen
Wert zur fairen Aufteilung FS für
jede der Verbindungen. Bei der einfachsten Annahme teilt der Warteschlangen-Punkt
Q einen Ziel-Eingangs-Fluss von 100 MBit/s durch die Anzahl von
Verbindungen, d. h. 4, und ordnet jeder Verbindung den gleichen
Wert zur fairen Aufteilung FS zu. In der beschriebenen Situation
bekommen die vier Verbindungen einen Wert zur fairen Aufteilung
FS von 25 MBit/s. Zusätzlich
werden die Verbindungen in zwei Gruppen klassifiziert: Eine Gruppe
von Verbindungen hoher Rate, deren aktuelle Zellen-Rate CCR größer als
der Wert zur fairen Aufteilung FS ist, und eine Gruppe von Verbindungen niedriger Rate,
deren aktuelle Zellen-Rate CCR kleiner oder gleich dem Wert zur
fairen Aufteilung FS ist. Im obigen Beispiel enthält die Gruppe
hoher Rate die Verbindungen zwischen S1 und D1, S3 und D3 und S4
und D2, während
die Gruppe niedriger Rate nur die später aufgebaute Verbindung zwischen
S2 und D3 enthält.
Der Warteschlangen-Punkt Q erlaubt nur Verbindungen, die zur Gruppe
der niedrigen Rate gehören,
ihre Senderaten weiter zu erhöhen.
Der Gesamt-Eingangs-Fluss des Warteschlangen-Punktes Q im Blockierungszustand
muss gegen den Ziel-Gesamt-Eingangs-Fluss konvergieren, der in dieser speziellen
Ausführung
gleich der verfügbaren
Kapazität
am Ausgang des Warteschlangen-Punktes
Q gewählt
wurde, die 100 MBit/s ist. Da die Verbindung zwischen der Quelle
S2 und dem Ziel D3 später
aufgebaut wurde, hat sie noch nicht die Möglichkeit gehabt, ihre Senderate
exponentiell zu erhöhen.
Daher wird es dieser Verbindung sogar im Blockierungszustand erlaubt,
ihre Rate zu erhöhen.
Die drei früher aufgebauten
Verbindungen müssen
einen Teil ihrer Kapazität
zurückgeben,
die durch sie belegt wurde. Um einen neuen Satz expliziter Raten-Werte
ER am Zeitpunkt 11 Millisekunden zu bestimmen, benutzt der Warteschlangen-Punkt
Q die folgenden Formeln: Für
die Gruppe niedriger Rate: ER = CCR + (FS – CCR)*0,1 (2) Für die Gruppe hoher Rate: ER
= CCR – (CCR – FS)*0,1 (3)Da die Summe
aller Werte zur fairen Aufteilung FS gleich dem Ziel-Gesamt-Eingangs-Fluss
des Warteschlangen-Punktes Q ist, und die Summe aller aktuellen
Zellen-Raten-Werte CCR gleich dem maximalen zukünftigen Gesamt-Eingangs-Fluss
ist, erfüllen die
Formeln (2) und (3) die Anforderung, dass sie den Gesamt-Eingangs-Fluss des
Warteschlangen-Punktes Q in Richtung des Ziel-Gesamt-Eingangs-Fluss verringern,
indem sie die expliziten Raten-Werte ER für Verbindungen niedriger Rate
erhöhen
und die expliziten Raten-Werte ER für Verbindungen hoher Rate verringern.
Mit Bezug auf das obige Beispiel werden die expliziten Raten-Werte
ER, die vom Warteschlangen-Punkt Q zu den Quellknoten S1, S3, S4 und
S2 für
die Verbindungen zwischen S1 und D1, 53 und D3, S4 und D2 und S2
und D3 zurückgesendet werden,
32 – 0,1*(32 – 25) =
31,3 MBit/s, 31,3 MBit/s, 31,3 MBit/s, bzw. 20 + 0,1*(25 – 20) =
20,5 MBit/s. Als Folge davon wird der Gesamt-Eingangs-Fluss bei
12 Millisekunden gleich 31,3*3 + 20,5 = 114,4 MBit/s.
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Die
Berechung der fairen Aufteilung und die Berechnung der fairen Rate
auf der Grundlage der Formeln (2) und (3) wird wiederholt, bis der
Blockierungszustand verlassen wird. Dies passiert zum Beispiel,
wenn zusätzliche
Kapazität
auf der Ausgangs-Verbindung des Warteschlangen-Punktes Q verfügbar wird,
oder wenn eine der vorhandenen Verbindungen abgebaut wird. Dies
kann auch auftreten, wenn die aktuelle Zellen-Rate CCR in einer
der vorhandenen Verbindungen sich verringert, z. B. durch Fehlen
von zu sendenden Daten am Quellknoten. In der Tat ist ein Vorteil
der vorliegenden Erfindung, dass Kapazität, die von einer Verbindung
nicht mehr benutzt wird, fast sofort frei wird und anderen Verbindungen
zugeordnet werden kann. Dies kann man aus den Formeln (1), (2) und
(3) entnehmen, aus denen deutlich wird, dass für den Fall, dass die aktuelle
Zellen-Rate CCR einer Verbindung sinkt, weil zu sendende Daten fehlen,
auch der vom Warteschlangen-Punkt Q zurückgesendete explizite Raten-Wert ER
sinkt. Die vorliegende Erfindung unterscheidet sich insofern von
dem bekannten Verfahren, das in 2A gezeigt
ist, worin ein expliziter Raten-Wert ER bestimmt und zu einer Quelle
zurückgesendet wird
und worin es der Quelle erlaubt ist, ihre Senderate exponentiell
bis zum expliziten Raten-Wert ER zu erhöhen. Ob diese Quelle genug
Daten zu senden hat oder nicht, die zugeordnete Bandbreite ER bleibt reserviert.
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Es
muss darauf hingewiesen werden, dass im obigen Beispiel angenommen
wurde, dass die Umlaufzeit RTT für
alle Quellen S1, S2, S3 und S4 2 Millisekunden beträgt. Offensichtlich
wurde diese Annahme gemacht, um die Berechnungen zu vereinfachen.
Da es einem Fachmann klar ist, dass das beschriebene Verfahren auch
auf Netzwerke angewendet werden kann, in denen verschiedene Quellen
unterschiedliche Umlaufzeiten haben, darf die gerade erwähnte Annahme
nicht als Einschränkung
der Erfindung verstanden werden.
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Zusätzlich dazu
wird auch darauf hingewiesen, dass um die aktuelle Zellen-Rate CCR
zu erhalten der Warteschlangen-Knoten Q sich auch auf die aktuellen
Zellen-Raten-Werte verlassen kann, die von den ABR-Quellen selbst
in die Ressourcen-Management-Zellen
bei deren Aussendung eingetragen werden. Somit kann es sein, dass
eine Messung der Zellen-Rate unnötig
wird. In der Tat wird angenommnen, dass die Quellknoten S1, S2,
S3 und S4 gemäß dem oben
zitierten ABR-Standard ihre aktuellen Sende-Zellen-Raten-Werte in
das aktuelle Zellen-Raten-Feld
der Ressourcen-Management-Zellen eintragen. Verlässt man sich auf diese von
der Quelle erzeugte Information, besteht jedoch die Gefahr einer betrügerischen
Verwendung dieser Werte durch die ABR-Quellen S1, S2, S3 und S4,
um vom Warteschlangen-Punkt Q eine höhere Kapazität zu erhalten.
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Eine
weitere Anmerkung ist, dass im Blockierungszustand jeder Fairness-Algorithmus
benutzt werden kann, um die Werte für eine faire Aufteilung für die verschiedenen
Verbindungen zu berechnen. Da es die Aufgabe der vorliegenden Erfindung
ist, die Quellen-Raten während
des nicht blockierten Zustandes zu kontrollieren, um die Quellen
in einem Netzwerk auf kontrollierte Weise zur vollen Belegung der
verfügbaren
Kapazität
zu führen,
ist es nicht von Bedeutung, welcher Algorithmus im Blockierungszustand
verwendet wird, um die Ressourcen unter den verschiedenen Verbindungen
aufzuteilen. Ein Überblick über die
Fairness-Algorithmen und die verwendeten Parameter zur Aufteilung
von Ressourcen auf einen Satz von Verbindungen wird in dem Artikel "A Taxonomy for Congestion
Control Algorithms in Packet Switching Networks" von den Autoren Cui-Qing Yang und Alapti,
V. S. Reddy gegeben. Dieser Artikel wurde im Magazin "IEEE Network", Juli/August 1995 veröffentlicht.
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Weiterhin
wird es für
einen Fachmann offensichtlich sein, dass das Kriterium zur Bestimmung
der Blockierung eines Warteschlangen-Punktes Q sich von dem in der
oben beschriebenen Ausführung
unterscheiden kann. Statt den Gesamt-Eingangs-Fluss mit der verfügbaren Ausgangs-Kapazität des Warteschlangen-Punktes
Q zu vergleichen, kann die Blockierung festgestellt werden, indem
der Füllstand
eines Puffers im Warteschlangen-Punkt Q überwacht wird. Wenn ein vorher
festgelegter Schwellwert überschritten
wird, kann der Warteschlangen-Punkt Q in den Blockierungs-Zustand
gehen. Somit darf das Blockierungs-Kriterium ebenfalls nicht als
Einschränkung
der vorliegenden Erfindung angesehen werden.
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Noch
eine weitere Anmerkung ist, dass die vorliegende Erfindung nicht
auf einen der im oben angegebenen Beispiel zugewiesenen Zahlenwert
beschränkt
ist, z. B. auf die Anfangsrate IR, die Proportionalitätsfaktoren
zwischen der expliziten Rate ER und der aktuellen Zellen-Rate CCR,
usw.
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Noch
eine Anmerkung ist, dass die Ausgangs-Former, die in der beschriebenen
Ausführung die
Quellen-Senderaten unter den zurückgesendeten expliziten
Raten-Werten halten, durch andere Mittel ersetzt werden können, die
mit dem Ausgang eines Quellen-Endgerätes gekoppelt sind oder in
ein Quellen-Endgerät
selbst integriert sind, und die in der Lage sind, die Rückkopplungs-Flussraten-Steuerinformation
auszuwerten und daraufhin die Senderate des Quellen-Endgerätes zu steuern.
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Darüber hinaus
sollte angemerkt werden, dass obwohl das oben beschriebene Netzwerk
ein ATM-Netzwerk mit ABR-Quellen und ABR-Zielen ist, die Anwendung
der vorliegenden Erfindung nicht auf das Gebiet von ABR oder ATM
reduziert ist. Kleine Änderungen,
die einem Fachmann offensichtlich sind, können an der oben beschriebenen
Ausführung durchgeführt werden,
um sie so anzupassen, dass sie in andere Netzwerke integriert werden
kann, in denen ziemlich verzögerungsempfindliche,
Burst-Datenpakete über Warteschlangen-Mittel
von Quellknoten zu Zielknoten übertragen
werden und worin eine Rückkopplungs- Schleife es den Netzknoten
erlaubt, die Senderate der Quellknoten zu regeln. Zum Beispiel kann
die Erfindung in einem LAN (Lokales Netz) oder in Computernetzen
oder in einen ATM-Netzwerk eingesetzt werden, das Dienstklassen
unterstützt, wie
z. B. die Klasse VBR+ (Variable Bit Rate Plus), die in dem bereits
zitierten Artikel "ABR:
Realizing the Promise of ATM" beschrieben
wird.
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Obwohl
die Prinzipien der Erfindung oben in Zusammenhang mit einer speziellen
Vorrichtung beschrieben wurden, muss deutlich verstanden werden,
dass diese Beschreibung nur als Beispiel erfolgt und nicht als Einschränkung des
Umfangs der Erfindung.