DE69737249T2

DE69737249T2 - Paketvermitteltes Kommunikationssystem

Info

Publication number: DE69737249T2
Application number: DE69737249T
Authority: DE
Inventors: Christopher J. Charlestown Kappler; Landis C. Kingston Rogers; Joseph B. Mountain View Lyles
Original assignee: Alcatel Canada Inc; Xerox Corp
Current assignee: Nokia Canada Inc; Xerox Corp
Priority date: 1996-06-27
Filing date: 1997-06-27
Publication date: 2007-08-09
Anticipated expiration: 2017-06-28
Also published as: EP0817431A3; EP0817431B1; DE69737249D1; EP0817431A2

Description

Die vorliegende Erfindung betrifft paketvermittelte Kommunikationssysteme und im Besonderen Traffic-Shaping, um die zeitmultiplexierten Paketströme an Warteschlangenbildungspunkten in solchen Systemen oder Systemelementen zum Erfüllen spezifizierter Verkehrsdeskriptoren zu veranlassen.
A. Traffic-Contracts/Definitionen
Die meisten Anwendungen, die derzeit auf paketvermittelten Kommunikationsnetzwerken laufen, können akzeptabel mit jedweder Bandbreite arbeiten, die sie von dem Netzwerk erhalten, da sie „elastische" Bandbreitenerfordernisse aufweisen. Die Dienstklassen, die diese Anwendungen unterstützen, sind in der Internet-Gemeinschaft als „Best-Efforts"-Dienst und in der Breitband-ISDN/ATM-Gemeinschaft als „Available Bit Rate" (ABR) bekannt.
Es besteht jedoch eine wachsende Nachfrage nach Netzwerkdiensten, die begrenztes Phasenrauschen oder, mit anderen Worten, begrenzte Paketverzögerungsschwankung (in einem ATM-Kontext üblicherweise als Zellverzögerungsschwankung bezeichnet) bereitstellen. Zum Beispiel ist diese Art von Dienst für Echtzeitanwendungen, wie Schaltungsemulation und Video, erforderlich. Es ist nicht klar, ob und wie die Internet-Gemeinschaft auf diese Nachfrage reagieren wird, aber die Breitband-ISDN/ATM-Gemeinschaft hat mit der Einführung des Begriffs eines teilnehmemetz-verhandelten Traffic-Contracts reagiert.
Wie bekannt ist, wird ein Teilnehmer-Netz-ATM-Contract durch einen Verkehrsdeskriptor definiert, der Verkehrsparameter, Toleranzen und Dienstgüteerfordernisse enthält. Für jeden der relevanten Verkehrsparameter wird eine Konformitätsdefinition spezfiziert. Folglich können ATM-Dienste diese Verkehrsparameter und ihre entsprechenden Konformitätsspezifikationen nutzen, um unterschiedliche Kombinationen von Dienstgüte(QoS)-Zielen und Multiplexanordnungen zu unterstützen.
Teilüberlappende Sätze von ATM-Verkehrsklassen wurden von dem Telecommunications Standardization Sector der International Telecommunications Union (ITU-T) und dem ATM Forum definiert. In manchen Fällen erhielten Verkehrsklassen, die im Wesentlichen identische Attribute aufweisen, von diesen beiden Gruppen unterschiedliche Namen, wobei die folgende Namensübersetzungstabelle die bestehenden äquivalenten Gegenstücke angibt:
Ein ATM-Dienstvertrag für eine Virtual-Circuit(VC)Verbindung oder eine Virtual-Path(VP)-Verbindung kann mehrere Parameter enthalten, die die Dienstrate der Verbindung beschreiben. Dies beinhaltet die Peak Cell Rate (PCR), die Sustainable Cell Rate (SCR), die Intrinsic Burst Tolerance (IBT) und die Minimum Cell Rate (MCR). Nicht alle dieser Parameter sind für jede Verbindung oder jede Dienstklasse relevant, aber wenn sie implizit oder explizit spezifizierte Elemente des Dienstvertrags sind, müssen sie eingehalten werden. Zwar sind VC-Verbindungen der primäre Mittelpunkt der folgenden Diskussion, aber es versteht sich, dass die VP-Verbindungen ebenfalls so spezifiziert werden können. Die Datentransporteinheit für eine ATM-Verbindung wird normalerweise als eine „Zelle" bezeichnet. In dieser Offenlegung wird jedoch manchmal der Begriff Paket" zur Bezugnahme auf die Datentransporteinheit verwendet, da diese allgemeinere Terminologie mit manchen der breiteren Aspekte der Innovationen in Einklang steht.
Der Generic Cell Rate Algorithm (GCRA), der in der ITU-T Empfehlung I.371 spezifiziert wird, ist gut geeignet, um einen Paket- oder Zellstrom auf Konformität zu einem Verkehrsdeskriptor zu prüfen. Zum Durchführen einer solchen Prüfung benötigt der GCRA die Spezifikation eines Ausgabeintervalls (d. h. der Reziprokwert einer Stromrate) und einer Toleranz τ. In der Praxis kann diese Toleranz von einer Vielzahl von Faktoren ab hängen, zu denen die Verbindung, die Verbindungsaufbauparameter oder die Dienstklasse gehören. Wie zu sehen ist, kann der GCRA als eine Boole'sche Funktion eingesetzt werden, wobei der GCRA (Ausgabeintervall, Toleranz) bei einem Strom von Paketen oder Zellen fester Größe auf einer Verbindung falsch ist, wenn der Strom mit einer Spitzenrate übereinstimmt, oder wahr ist, wenn der Strom mit einer minimalen Rate übereinstimmt. Zum Beispiel erfüllt eine Zellquelle eine PCR, wenn GCRA (1/PCR, τ_PCR) falsch ist. Gleichermaßen erfüllt eine Verbindung oder ein Strom eine MCR, wenn GCRA (1/MCR, τ_MCR) falsch ist. Wie zu erkennen ist, ist das „Ausgabeintervall" der Reziprokwert der „Zellrate".
Ein DBR-Traffic-Contract ist für eine Quelle geeignet, die eine Verbindung in der Erwartung herstellt, dass eine statische Menge an Bandbreite der Verbindung kontinuierlich über ihre gesamte Lebensdauer zur Verfügung steht. Somit wird die Bandbreite, die das Netzwerk einer DBR-Verbindung bereitstellt, durch einen PCR-Wert charakterisiert. Des Weiteren stimmt der Zell- oder Paketstrom auf einer solchen Verbindung mit dem Traffic-Contract überein, wenn er den GCRA (1/PCR, τ_PCR) erfüllt. Andererseits ist ein SBR-Traffic-Contract für eine Anwendung geeignet, die bekannte Verkehrscharakteristiken aufweist, die eine fundierte Auswahl einer SCR und τ_IBT sowie einer PCR und τ_PCR ermöglichen. Ein SBR oder rt-SBR-Strom stimmt mit seinem Traffic-Contract überein, wenn der Strom nicht nur den GCRA (1/PCR, τ_PCR), sondern außerdem den GCRA (1/SCR, τ_IBT) erfüllt.
Wie zuvor angezeigt, ist ein ABR-Traffic-Contract für Anwendungen geeignet, die die dynamischen Schwankungen bei der Informationsübertragungsrate, die aus der Verwendung unreservierter Bandbreite resultieren, tolerieren können. Eine PCR und eine MCR werden durch die Quelle, die eine solche Verbindung herstellt, spezifiziert und diese Parameter können Gegenstand von Verhandlung mit dem Netzwerk sein. Somit ist die auf einer ABR-Verbindung verfügbare Bandbreite die Summe der MCR (die 0 sein kann) und einer variablen Zellrate, die aus dem Aufteilen unreservierter Bandbreite unter ABR-Verbindungen über eine definierte Zuweisungspolitik resultiert (d. h. die Bandbreite, die eine Quelle über ihrer spezifizierten MCR empfängt, hängt nicht nur von der ausgehandelten PCR, sondern außerdem von der Netzwerkpolitik ab). Rückführung von dem Netzwerk ermöglicht der Quellanwendung dynamisches Anpassen der Rate, mit der sie Zelten oder Pakete in eine ABR-Verbindung zuleitet. Ein ABR-Strom stimmt im mer mit seinem Traffic-Contract überein, wenn er den GCRA (1/MCR, τ_MCR) erfüllt, und stimmt immer dann nicht überein, wenn er den GCRA (1/PCR, τ_PCR) nicht erfüllt. Die Konformität in dem Bereich zwischen MCR und PCR hängt von der ABR-Rückführung ab und wird somit dynamisch bestimmt.
Ein UBR-Traffic-Contract ist dem ABR-Contract ähnlich, außer dass er nicht die Spezifikation einer MCR beherbergt und keine dynamische Konformitätsdefinition aufweist. Daher stimmt ein UBR-Strom mit seinem Traffic-Contract überein, wenn er den GCRA (1/PCR, τ_PCR) erfüllt.
B. Traffic-Shaping
Die ITU-T Empfehlung 1.371 befasst sich mit der Möglichkeit des Umformens von Verkehr bei einem Netzwerkelement für den Zweck, den Verkehr mit einem Verkehrsdeskriptor nach den folgenden Bedingungen in Einklang zu bringen:
„Traffic-Shaping ist ein Mechanismus, der die Verkehrscharakteristiken eines Zellstroms auf einem VCC oder einem VPC verändert, um eine gewünschte Änderung dieser Verkehrscharakteristiken zu erreichen, um bessere Netzwerkeffizienz unter Erfüllung der QoS-Ziele zu erreichen oder Konformität an einer nachfolgenden Schnittstelle sicherzustellen. Traffic-Shaping muss Zellsequenzintegrität an einer ATM-Verbindung wahren. Shaping ändert Verkehrscharakteristiken eines Zellstroms mit der Konsequenz des Erhöhens der mittleren Zellübertragungsverzögerung.
Beispiele für Traffic-Shaping sind Verringerung der Spitzenzellrate, Begrenzung der Burst-Länge, Verringerung von CDV durch geeignetes Beabstanden von Zellen in Zeit- und Warteschlangendienstanordnungen.
Es ist die Entscheidung eines Netzwerkbetreibers, zu bestimmen, ob und wo Traffic-Shaping durchgeführt wird. Als Beispiel kann ein Netzwerkbetreiber entscheiden, Traffic-Shaping in Verbindung mit geeigneten UPC/NPC-Funktionen durchzuführen.
Ein Betreiber hat die Wahlmöglichkeit, Traffic-Shaping an getrennten oder zusammengefassten Zellströmen durchzuführen. Als eine Folge kann eine ATM-Verbindung Traffic-Shaping unterliegen.
Die Wahlmöglichkeiten, die dem Netzwerkbetreiber/Dienstanbieter zur Verfügung stehen, sind die folgenden:

a. Kein Shaping – Dimensionieren des Netzwerks zum Unterbringen eines Stroms übereinstimmender Zellen an dem Netzwerkeingang bei gleichzeitiger Sicherstellung der Konformität an dem Netzwerkausgang ohne eine Shaping-Funktion.
b. Shaping – Dimensionieren und Betreiben des Netzwerks, so dass ein Strom übereinstimmender Zellen an dem Eingang durch das Netzwerk oder Netzwerksegment übertragen werden, während QoS-Ziele erfüllt werden, und Anwenden von Ausgangsformen des Verkehrs, um Konformitätsprüfungen an dem Ausgang zu erfüllen. – Formen des Verkehrs an dem Eingang des Netzwerks oder Netzwerksegments und Zuteilen von Ressourcen nach den Verkehrscharakteristiken, die durch Formen erzielt wurden, während QoS-Ziele und nachfolgende Konformtitätsprüfungen an dem Netzwerk- oder Netzwerksegmentausgang erfüllt werden.

Traffic-Shaping kann außerdem in der Kundenausrüstung oder an der Quelle verwendet werden, um sicherzustellen, dass die Zellen, die von der Quelle oder an dem UNI erzeugt werden, mit dem ausgehandelten Traffic-Contract, der für den verwendeten ATC relevant ist, übereinstimmen (siehe Abschnitt 5.5). ITU-T Empfehlung I.371, Abschnitt 6.2.5.
C. Koordinieren für Echtzeit- und Nicht-Echtzeit-Verbindungen/Bestehende Hilfsmittel und Techniken
Wie bekannt ist, können, wenn Bandbreite nicht „fair" zwischen Anwendungen, die „Best-Efforts"-Intemet Dienst oder ABR-ATM-Dienst einsetzen, aufgeteilt wird, eine Vielzahl unerwünschter Erscheinungen auftreten. Siehe Lefelhocz, Lyles, Shenker und Zhang, „Congestion Control for Best-Effort Service: Why we need a new paradigm", IEEE Network. Januar/Februar 1996, zu weiteren Einzelheiten zu Mechanismen für Best-Effort/ABR-Verkehr.
Die meisten ATM-Vermittlungsstellen werden derzeit mit FIFO-Warteschlangenbildung implementiert. FIFO-Warteschlangenbildung zeigt lästige Verhaltensweisen, wenn sie für ABR-Verkehr verwendet wird (siehe „On Traffic Phase Effects in Packet-Switched Gateways", Sally Floyd und Van Jacobson, Internetworking: Research and Experience, Bd. 3, S. 115–156 (1992), und „Observations on the Dynamics of a Congestion Control Algorithm: The effects of Two-Way Traffic", Lixia Zhang, Scott Shenker und David Clark, ACM Sigcomm 91 Conference, 3.–6. September 1991, Zürich, Schweiz, S. 133–148). FIFO ist außerdem nicht in der Lage, Benutzer, die sich korrekt verhalten, vor Benutzern, die sich nicht korrekt verhalten, zu schützen (es stellt keine Abgrenzung bereit). Als Folge dieser Unzulänglichkeiten werden oft Nicht-FIFO-Warteschfangenbildungsmechanismen, wie gewichtete faire Warteschlangenbildung (siehe zum Beispiel A. Demers, S. Keshave und S. Shenker, „Analysis and Simulation of a Fair Queuing Algorithm", Protokoll der ACM SigComm. Seiten 1–12, September 1989; und A. K. Parekh, „A Generalized Processor Sharing Approach to Flow Control in Integrated Service Networks", Ph.D. Thesis, Department of Electrical Engineering and Computer Science, MIT, 1992) oder Annäherungen an faire Warteschlangenbildung, wie zyklischer Warteschlangenbetrieb (Ellen L. Hahne, Round-robin Scheduling for Max-Min Fairness in Data Networks", IEEE Journal on Selected Areas in Communications, Bd. 9, S. 1024–1039, Sept. 1991), vorgeschlagen.
Dienstklassen mit unelastischen Bandbreiteanforderungen erfordern oft, dass Daten mit begrenztem Phasenrauschen (d. h. begrenzte Zell- oder Paketverzögerungsschwankung) über das Netzwerk gesendet werden. Wie durch die oben angeführte Parekh-Abhandlung gezeigt wird, kann gewichtete faire Warteschlangenbildung verwendet werden, um begrenztes Phasenrauschen für Echtzeitströme bereitzustellen. Darüber hinaus wurden die Ergebnisse von Parekh jüngst (Pawan Goyal, Simon S. Lam und Harrick M. Vin, „Determining End-to-End Delay Bounds in Heterogenous Networks", Protokoll des 5. International Workshop on Network and Operating System Support for Digital Audio and Video (NOSSDAV), Durham, N. H., 18.–22. April 1995) erweitert, um Verzögerungsgrenzen für Systeme unter Verwendung von eng verwandten Mechanismen virtu ellen Takts (VC) (Lixia Zhang, „Virtual Clock: A New Traffic Control Algorithm for Packet Switching Networks", Protokoll der ACM SigComm, Seiten 19–29, August 1990) und selbstgetakteter fairer Wareschlangenbildung (SCFQ) (S. J. Golestani, „A Self-Clocked Fair Queuing Scheme for High Speed Applications", Protokoll der INFOCOM, Seiten 636–646, 1994) nachzuweisen.
Somit ist bekannt, dass sowohl elastische (Best-Effort/ABR) als auch unelastische (oder Echtzeit) Dienste von der Verwendung fairer Warteschlangenbildung und zugehöriger Algorithmen profitieren können.
1. Gewichtete Faire Warteschlangenbildung und virtueller Takt
Faire Warteschlangenbildung und zugehörige Algorithmen (z. B. frame-basierte faire Warteschlangenbildung, Deficit Round Robin usw.) arbeiten an Sequenzen von Paketen oder anderen Datentransporteinheiten (z. B. ist eine ATM-Zelle ein Paket für die Zwecke dieser Diskussion). Bei ATM werden diese Sequenzen entweder durch VCI oder VPI identifiziert, während in dem Internet-Protokollprofil die Identifizierung auf der Basis von <IP-Adresse, Protokoll, Port>-Tripeln (lpv4) oder Stromkennzeichen (lpv6) erfolgt. Sowohl bei selbstgetakteter fairer Warteschlangenbildung als auch bei virtuellem Takt werden Pakete nach Zeitstempeln geordnet (sortiert) (Abläufe wie zyklische Warteschlangenbildung stellen Annäherungen an das Ordnen von Paketen nach Zeitstempeln bereit). Diese Zeitstempel stellen die virtuelle Abschlusszeit (oder entsprechend die virtuelle Anfangszeit) für das Paket dar und werden berechnet, indem ein Anfangszeitwert genommen wird und ein Offset, der durch Multiplizieren der Länge des Pakets mit einem Gewicht ermittelt wird, addiert wird, wobei dies den Anteil der bestimmten Paketsequenz an der Bandbreite darstellt.
Im Besonderen wird für virtuellen Takt die virtuelle Abschlusszeit berechnet als: VT(f, 0) = 0 VT(f, j + 1) = max{Ankunft(f, j + 1), VT(f, j)} + Länge(f, j + 1)/Rate(f) (1)wobei: VT(f, j) die virtuelle Abschlusszeit ist, die mit Paket j des Stroms (virtueller Kreis) f verbunden ist;
Ankunft(f, j) die Ankunftszeit des Pakets j von Strom f ist; und
Länge(f, j) die Länge des Pakets j von Strom f ist.
Selbstgetaktete gewichtete faire Warteschlangenbildung weist virtuelle Abschlusszeiten nach der folgenden Formel zu: VT(f, d) = 0 VT(f, j + 1) = max{SystemVirtualTime, VT(f, j)} + Länge(f, j + 1)·Gewicht(f) (2)wobei: SystemVirtualTime die virtuelle Zeit ist, die mit dem Paket, das zugestellt wird (ausgegeben wird), zu dem Zeitpunkt, an dem das Paket(f, j + 1) ankommt, verbunden ist.
Bei ATM ist die Paketlänge konstant, da die Zellen feste Größe aufweisen (d. h. 53 Byte Länge). Folglich wird der äußerst rechte Term sowohl in Ausdruck (1) als auch in Ausdruck (2) eine strombezogene Konstante. Für virtuellen Takt lautet der vereinfachte Ausdruck: VT(f, j + 1) = max{Ankunft(f, j + 1), VT(f, j)} + Konstante(f) (3)
Bei selbstgetakteter gewichteter fairer Warteschlangenbildung lautet dagegen der vereinfachte Ausdruck: VT(f, j + 1) = max{SystemVirtualTime, VT(f, j)} + Konstanten) (4)
Mit anderen Worten führt ein ATM-Warteschlangenbildungspunkt, der entweder virtuellen Takt oder selbstgetaktete gewichtete faire Warteschlangenbildung implementiert, die folgenden Schritte durch:

1) Berechnen des Maximums von (a) der aktuellen virtuellen Zeit für den VC und (b) entweder i) der Ankunftszeit der Zelle oder ii) der virtuellen Systemzeit.
2) Addieren einer VC-bezogenen Konstanten, die den Anteil dieses VC an der Bandbreite darstellt, zu den Ergebnissen des vorgenannten Schritts 1;
3) Dienstzellen (diese senden) in der Reihenfolge aufsteigender Werte der durch die Schritte 1 und 2 zugewiesenen virtuellen Zeitstempel.

2. Priorität
Das Erteilen von Priorität für eine Verkehrsklasse gegenüber einer anderen bedeutet, dass, wenn die Verkehrsklasse höherer Priorität sendebereite Zellen aufweist, diese Zellen immer bevorzugt vor den Zellen der Verkehrsklasse niedrigerer Priorität gesendet werden.
Prioritätsmechanismen können entweder preemptiv oder nicht-preemptiv sein. Diese Terminologie kommt aus der Betriebssystemliteratur. Ein nicht-preemptiver Prioritätsmechanismus weist eine Priorität einem Objekt (ein Prozess in der Betriebssystemwelt, ein VC in der ATM-Welt) zu einer Koordinierungszeit zu und das Objekt behält diese Priorität, bis es bedient wird. Preemptive Prioritätsmechanismen können dagegen die Priorität von Objekten ändern, während sie auf ihre Bedienung warten. Zum Beispiel könnte man bei einem preemptiven System sagen: „Koordiniere diesen VC mit Priorität 3, aber wenn er nicht innerhalb von 200 Mikrosekunden bedient wird, dann erhöhe seine Priorität bis 2."
3. Arbeitserhaltende und nicht-arbeitserhaltende Warteschlangenbildung
Kleinrock, Queuing Systems, Vol. 2: Computer Applications, John Wiley & Sons, N. Y., N. Y., 1996, S. 113, verwendet die Terminologie „arbeitserhaltend (work conserving)", um ein Warteschlangenbildungssystem zu bezeichnen, bei dem Arbeit weder erzeugt, noch zerstört wird. Um diese Terminologie einzuhalten, wird eine Vermittlungsstelle (Switch), die, wenn sie in eine Warteschlange eingereihte Zellen erhält, Zellen immer auf dem abgehenden Link sendet, eine „arbeitserhaltende Vermittlungsstelle". Vermittlungsstellen, die einen reinen FIFO-Algorithmus, einen gewichteten fairen Warteschlangenbildungs-Algorithmus oder virtuellen Takt koordinierenden Algorithmus einsetzen, sind allesamt arbeitserhaltend. Dagegen kann eine nicht-arbeitserhaltende Vermittlungsstelle entscheiden, Zellen selbst dann nicht zu senden, wenn Zellen zum Senden in eine Warteschlange eingereiht werden. Wie zu sehen sein wird, besteht ein Verfahren, dies zu tun, darin, die Vermittlungsstelle so zu programmieren, dass sie vor dem Senden dieser Zelle wartet, bis die aktuelle Zeit dem mit einer bestimmten Zelle verbundenen Zeit stempel gleich ist oder großer ist als dieser.
Arbeitserhaltende Vermittlungsstellen versuchen, den Sende-Link vollständig zu nutzen, wobei sie aber Bursts nicht notwendigerweise entfernen oder verhindern. Dagegen können nicht-arbeitserhaltende Vermittlungsstellen Zellen strategisch verzögern, um Verkehr umzuformen und eine stringentere Konformitätsprüfung zu erfüllen (d. h. einen GCRA mit kleinerem τ). Zusätzlich kann eine nicht-arbeitserhaltende Vermittlungsstelle, bei der einer vorgegebenen Verbindung lediglich eine bestimmte Menge an Pufferung zugeteilt wird, eine Kontrollfunktion (in Bezug auf ITU ein UPC/NPC) durchführen, indem Zellen, die den zugeteilten Pufferraum zum Überlaufen bringen, verworfen oder gekennzeichnet werden. Ein Beispiel für ein nicht-arbeitserhaltendes Warteschlangenbildungssystem ist Stalled Virtual Clock (Sugih Jamin, Arbeitspapier „Stalled Virtual Clock", Department of Computer Science, UCLA, 21: März 1994), das eine Adaptation des Virtual-Clock-Algorithmus von Lixia Zhang ist, wobei virtuelle Zeit nicht schneller als Echtzeit laufen darf (sie hält an oder wird nicht-arbeitserhaltend). Siehe außerdem die Arbeit von Scott Shenker, die unter FTP.PARC.XEROX.com von FTP erhältlich ist.
4. Kalender-Warteschlangen
Eine Kalender-Warteschlange ist eine zeitlich geordnete Liste von Aktionen, von denen jede aus der Warteschlange ausgegliedert und ausgeführt wird, wenn Echtzeit der mit der Aktion verbundenen Zeit gleich ist oder größer als diese ist. Kalender-Warteschlangen mit begrenzten Zeitintervallen können als ein lineares Datenfeld dargestellt werden, das als ein „Zeitrad" oder eine „Zeitlinie" bekannt ist Zeiträder weisen Ereignisse Buckets relativ zu einem Zeiger zu, wobei der Bucketindex unter Verwendung arithmetischer Modulo-Operation der Radgröße berechnet wird. Diese Datenstrukturen sind in der Literatur als Warteschlangenbildungsmechanismus wohlbekannt. Bei einem Zeitrad wird absolute Zeit als ein Offset relativ zu der aktuellen Zeit („Echtzeit") dargestellt und jedes Element in dem Datenfeld ist ein Bucket, der eine oder mehr Aktionen enthält (typischerweise in Form einer verketteten Liste), die zu der Zeit auszuführen sind, die dem Bucket, in dem sie resident sind, zugewiesen wurde. Ein Bucket eines solchen Zeitrades kann leer sein, d. h. keine mit ihm verbundenen Ereignisse aufweisen.
Für jedes Zeitrad gibt es zwei Zeiten von Interesse: t_earliest und t_latest die den Anfangs- und Endzeigern für die aktiven Einträge in dem Datenfeld entsprechen; wobei t_earliest die Zeit des nächsten Eintrags (z. B. Paket oder Zelle), der zu bedienen ist; und t_latest die Zeit ist, die mit dem spätesten (zeitlich am weitesten entfernten) Bucket, der ein koordiniertes Ereignis enthält, verbunden ist. Die Differenz zwischen t_earliest und t_latest darf nicht größer sein als die Länge des Zeitrades, b, minus 1. Dies kann sichergestellt werden, indem die Zeit so gesehen wird, dass sie modulo b gehalten wird, und dann sichergestellt wird, dass kein Offset (Paketlänge multipliziert mit entweder der Rate oder dem Gewicht bei virtuellem Takt bzw. gewichteter fairer Warteschlangenbildung) größer ist als b-1. Bei einem ATM-Link, der mit OC-3-Geschwindigkeiten (149,76 mbps – die SO-NET-Nutzbitrate) läuft, bestehen ungefähr 353208 Zellen/Sekunde an dem Link. Folglich gilt, wenn 64 Kbps (Sprachtelephonieraten) Ströme (ungefähr 174 Zellen/Sekunde, wenn AAL Typ 1 verwendet wird) die Verbindungen niedrigster Geschwindigkeit sind, die unterstützt werden müssen, dann beträgt das Verhältnis der höchsten unterstützten Rate zu der niedrigsten Rate 2029, wobei dies zu 2¹¹ aufgerundet wird. Dieses Verhältnis ist der maximale Offset, der bei der Berechnung virtueller Zeiten addiert wird. Daher ist ein Zeitrad der Länge 2030 (2048, um ein Aufrunden zu einem Quadrat zu ermöglichen) zum Codieren virtueller Zeiten, die mit Schaltungen verbunden sind, deren Raten in dem Bereich von 64 Kbps bis zu voller OC-3-Link-Rate reichen, ausreichend.
Die Länge eines Zeitrad-Datenfelds kann verringert werden, indem einem Datenfeldelement gestattet wird, mehr als einen Zeit-Offset zu enthalten. Wenn zum Beispiel das oben beschriebene Zeitrad von 2048 auf 256 Elemente reduziert wird, dann würden in jedem Bucket acht Zeit-Offsets abgebildet werden. Aktionen in einem Einzelbucket, der mehrere Offsets überspannt, können außerhalb der Reihenfolge durchgeführt werden, aber zwischen Buckets bleiben Aktionen in der Reihenfolge. Dies reduziert die Menge an Speicher, der einem solchen Zeitrad zugeteilt werden muss, auf Kosten der Reduzierung der Präzision des Anordnens von Aktionen in der Kalender-Warteschlange.
D. Traffic-Shaping für zeitmultiplexierte Ströme auf Mehrfachausgangkanälen
Vorzugsweise wird Traffic-Shaping, das benötigt wird, um zeitmultiplexierte Paket- oder Zellströme in Konformität mit ihren Traffic-Contracts zu bringen, nach dem Abschluss aller Vermittlungs- und Leitwegoperationen durchgeführt, die erforderlich sind, um Ströme für unterschiedliche Ausgangskanäle voneinander zu trennen. Dadurch wird das Optimieren der Durchsatzeffizienz des Multiplexers ermöglicht.
Jedoch haben ATM-Vermittlungsstellen mit Ausgangs-Warteschlangenbildung nach dem Stand der Technik bisher im Allgemeinen FIFO(First-In-First-Out)-Ausgangspuffer eingesetzt. Diese Puffer sind nicht in der Lage, an einem gesteuerten Umformen von einem der Ströme, die sie durchlaufen, teilzunehmen. Stattdessen sind die VC-bezogenen zeitmultiplexierten Ströme, die von diesen Puffern ausgegeben werden, im Wesentlichen zeitmultiplexierte Zusammensetzungen der Eingangsströme, die in sie hineingeladen werden. Natürlich sind diese Ausgangsströme auf Grund der inhärenten Latenz der Puffer relativ zu den Eingangströmen zeitverzögert. Darüber hinaus kann die Zellverzögerungsschwankung (COV) von einem oder mehreren dieser Ausgangströme erhöht werden, wenn Koordinierungskonflikte unter den Datentransportgrenzen der unterschiedlichen Ströme auftreten, weil diese Konflikte sogenannte „Sendekollisionen" verursachen.
Wie zu erkennen ist, ist erhöhte CDV besonders schwierig für Verkehr, wie DBR-Verkehr, der im Allgemeinen eine relativ enge Toleranz aufweist. Wenn jeder Sprung zwischen einer Quelle und einem Ziel eine einfache FIFO-Ausgangswarteschlange des vorgenannten Typs enthält, kann es daher notwendig sein, die Anzahl von Sprüngen zu begrenzen, die dieser CDV sensitive Verkehr machen darf, um Konformität in seiner spezifizierten Toleranz sicherzustellen.
Folglich ist es offensichtlich, dass ein Bedarf für effizientere und effektivere Traffic-Shaping-Mechanismen und -Prozesse für ATM-Vermittlungsstellen und andere Router, die Verkehr von mehreren Eingängen zu mehreren Ausgängen für zeitmultiplexierte Ausgabe routen, besteht.
EP 0 705 007 A2 offenbart eine ATM-Warteschlangenbildungs- und Koordinierungsvorrichtung nach dem Oberbegriff der Ansprüche 1 und 7. Eine ATM-Vermittlungsstelle umfasst Eingangsleitungskarten (Ingress Line Cards), die mit Eingängen eines ATM-Multiplexers verbunden sind. Der Ausgang des Multiplexers ist mit einem Eingang einer statistischen Multiplexeinheit, gefolgt von dem ATM-Vermittlungsnetzwerk, verbunden. Der Ausgang des Vermittlungsnetzwerks ist mit einer weiteren statistischen Multiplexein heit, deren Ausgang mit einem zweiten ATM-Multiplexer verbunden, der eine Anzahl von Leitungskarten an der Abgangsseite speist. In der zweiten statistischen Multiplexeinheit befindet sich die offengelegte Warteschlangenbildungs- und Koordinierugsvorrichtung. Sie umfasst einen Dauerzellratenkalender, der in Reihe mit einem Spitzenzellratenkalender verbunden ist. Die ATM-Zellen werden nicht in dem Spitzenzellratenkalender platziert, wenn die Spitrenzellrate nicht überschritten werden könnte. In diesem Fall wird die Zelte dem Spitrenzellratenkalender zugeteilt und dies bestimmt, wann die Zelle gesendet wird. Dadurch können absolute minimale und maximale Zellraten einer Verbindung garantiert werden.
Es ist eine Aufgabe der vorliegenden Erfindung, einen effizienteren und effektiveren Traffic-Shaping-Mechanismus und -Prozess für ATM-Vermittlungsstellen bereitzustellen. Diese Aufgabe wird durch einen Traffic-Shaper nach Anspruch 1 und durch ein Verfahren zum Traffic-Shaping nach Anspruch 7 erfüllt. Vorteilhafte Ausführungen sind Gegenstand der abhängigen Ansprüche.
Die vorliegende Erfindung wird mit Hilfe von Beispielen weitergehend beschrieben, wobei Bezug auf die begleitenden Zeichnungen genommen wird, bei denen:
1 ein vereinfachtes Blockdiagramm einer ATM-Vermittlungsstelle ist, bei der die vorliegende Erfindung vorteilhaft verwendet werden kann;
2 schematisch die verschiedenen Formen verfolgt, die eine ATM-Zelle auf geeignete Weise annehmen kann, während sie die in 1 gezeigte Vermittlungsstelle durchquert;
3 ein ausführlicheres Blockdiagramm eines repräsentativen Kanals an der Ausgangs- oder Sendeseite des in 1 gezeigten Chips ist;
4 schematisch eine Stalled-Virtual-Clock-Kalender-Warteschlangenbildungstechnik zum Formen von SBR-Verkehr darstellt;
5 schematisch eine andere Stalled-Virtual-Clock-Kalender-Warteschlangenbildungstechnik zum Formen von SBR-Verkehr darstellt;
6 schematisch eine Stalled-Virtual-Clock-Kalender-Warteschlangenbildungstechnik zum Formen von ABR-Verkehr mit MCR-Garantien darstellt;
7 schematisch eine andere Stalled-Virtual-Clock-Kalender-Warteschtangenbildungstechnik zum Formen von ABR-Verkehr mit MCR-Garantien darstellt;
8 schematisch noch eine andere Stalled-Virtual-Clock-Kalender-Warteschlangenbildungstechnik zum Formen von ABR-Verkehr mit MCR-Garantien darstellt;
9 schematisch eine ABR-Verbindung mit einem Quelle-zu-Ziel-Regelkreis darstellt;
10 schematisch eine ABR-Verbindung mit segmentiertem Regelkreis darstellt;
11 schematisch einen Ausgangs-Link, der mehrere physikalische Schichten bedient, darstellt; und
12 schematisch eine Kalender-Warteschlangen-Zeitlinie darstellt, die mit Signifikanz mehrerer physikalischer Schichten gestreift ist.
A. Eine repräsentative Umgebung
Wendet man sich nun den Zeichnungen zu, und an diesem Punkt im Besonderen 1, sind die Eingangs- und Ausgangs-Ports einer ATM-Vermittlungsstelle 21 typischerweise über jeweilige Utopia-2-Schnittstellen mit einer oder mehr physikalischen Schichten und über eine zweite geeignete Schnittstelle mit einem Vermittlungssteuerprozessormodul 22 gekoppelt. Dies ermöglicht der Vermittlungsstelle 21, Daten- und Steuerzellen mit physikalischen Schichten, die mit ihnen verbunden sind, auszutauschen und außerdem Steuerzellen mit dem Steuerprozessormodul 22 auszutauschen. Unter Beachtung von Standardpraktiken sind die Kommunikationskanäle einfachgerichtet, so dass für doppeltgerichtete Kommunikationen ein Kanalpaar erforderlich ist.
Die Vermittlungsstelle 21 umfasst eine Switching-Fabric 24, ein Fabric-Steuermodul 25 und einen Reservierungs-Ring 26 zum Vermitteln von Daten- und Steuerzellen von Eingangs-Warteschlangen zu VC-bezogenen Ausgangs-Warteschlangen. Die Zellen in diesen Warteschlangen werden in dem Datenpfad in dem Datenspeicher 27 gespeichert und diese Eingangs- und Ausgangs-Warteschlangen werden von einem Warteschlangensteuermodul 28 verwaltet. Typischerweise ist der Datenspeicher 27 so bemessen, dass er bis zu ungefähr 12000 Zellen hält. Verbindungs-Datensätze für die Daten- und Steuerzellströme werden zusammen mit bestimmten Typen von Steuerzellen, die von einem ratenbasierten Maschinen- und Verkehrs-Multiplexer 31 zum Routen zu dem Steuerprozessormodul 22 abgefangen werden, in dem Steuerpfad in dem Steuerspeicher 29 gespeichert. Passenderweise kann der Steuer-RAM 29 bis zu ungefähr 8200 Verbindungs-Datensätze und 64 K Zell-Datensätze unterbringen. Die Interaktion des Steuerprozessormoduls 22 mit der Vermittlungsstelle 21 geht über den Umfang der vorliegenden Erfindung hinaus und wird daher hierin nicht beschrieben. Jedoch werden Personen, die mit der ATM-Vermittlungsstellenkonstruktion vertraut sind, wissen, dass der Steuerprozessor primär für das Durchführen der Verbindungsherstellung und -beendigung sowie für OAM(Operation and Maintenance)-Funktionen verantwortlich ist.
Der Datenpfad der Vermittlungsstelle 21 ist mit einer vorgegebenen Rate von, sagen wir, 40 MHz synchron getaktet (mit Hilfe von nicht gezeigten Einrichtungen). Jedoch unter Beachtung von herkömmlichen Synchron-Pipeline-Konstruktionspraktiken wird die Phase dieses Taktsignals (mit Hilfe von ebenfalls nicht gezeigten Einrichtungen) mit unterschiedlichen Beträgen an unterschiedlichen Punkten entlang des Datenpfads verzögert, um den Daten adäquate Zeit zu geben, um vor dem Transfer von einer Fließband-Verarbeitungsstufe zu der nächsten zur Ruhe zu kommen.
Gemäß den Standardpraktiken leitet eine Quelle, die mit einem Ziel kommunizieren möchte, Verhandlungen mit dem ATM-Netzwerk, in der die Vermittlungsstelle 21 resident ist, ein, indem sie eine SETUP-Nachricht an das Netzwerk sendet. Diese Nachricht benennt das Ziel und nennt explizit oder implizit alle relevanten Verkehrsparameter für die angeforderte Verbindung. Wenn das Netzwerk bereit ist, den Traffic-Contract einzugehen, der durch diese Verkehrsparameter (oder eine modifizierte Version der Parameter, bei der die Quelle gewillt ist, diese zu akzeptieren) definiert wird, leitet das Netzwerk die SETUP-Nachricht an das Ziel. Wenn dann das Ziel bereit ist, Nachrichtenverkehr von der Quelle nach den Bedingungen des Traffic-Contract zu empfangen, sendet das Ziel eine CONNECT-Nachricht an die Quelle zurück. Die CONNECT-Nachricht bestätigt, dass auf einem bestimmten virtuellen Kreis (VC) innerhalb eines bestimmten virtuellen Pfads (VP) eine Verbindung für einen Zellstrom, der dem Traffic-Contract entspricht, hergestellt wurde. Siehe ITU-T Empfehlung 0.2391 und ATM Forum Spezifikation UNI 4.0. „Permanente" virtuelle Verbindungen können durch Bereitstellung ohne Aufrufen dieser Signalprotokolle hergestellt werden.
Datenzellen beginnen zu strömen, nachdem eine Verbindung hergestellt ist. Wie in 2 gezeigt wird, ändert sich die Form der Zellen, wenn sie die Vermittlungsstelle 21 durchlaufen, auf Grund der Operationen, die die Vermittlungsstelle durchführt. Zellen können zwar in der Vermittlungsstelle 21 für Sammelsenden wiederholt werden, aber die folgende Diskussion wird auf Einfachsendeoperationen beschränkt, um unnötige Komplexität zu vermeiden.
Wie in 2 bei 41 angezeigt, hat jede ankommende Zelle, die die Vermittlungsstelle 21 empfängt, einen Kopf, der einen VP-Index und einen VC-Index enthält. Diese Indizes verbinden sich, um eine eindeutige Adresse für einen Sprung der Verbindung zu definieren. Eine Verbindung kann aus mehreren Sprüngen bestehen, weshalb die VP- und VC-Indizes für den nächsten Sprung in den Kopf der Zelle geschrieben werden, während sie die Vermittlungsstelle 21 durchläuft, wie in 2 bei 42 angezeigt.
Die Vermittlungsstelle 21 verwendet die VP- und VC-Indizes der ankommenden Zelle (2 bei 41) zum Berechnen der Adresse, unter der der Verbindungs-Datensatz für den zugehörigen Strom in dem Steuer-RAM 29 resident ist. Typischerweise enthält dieser Verbindungs-Datensatz einen Bit-Vektor zum Identifizieren des Ausgangs-Ports (d. h. die Vermittlungsstellenebene „Ziel"), an dem der Strom die Vermittlungsstelle 21 verlässt, einen Prioritätsindex zum Identifizieren der relativen Priorität des Stroms auf einer Granularprioritätsskala und einen Kreisindex („Kreisindex"), der den Strom innerhalb der Vermittlungsstelle 21 eindeutig identifiziert. Wie in 2 bei 43 gezeigt wird, werden diese Verbindungsparameter in den Zellkopf geschrieben. Dann wird die Zelle in den Daten-RAM-Speicher 29 geschrieben, während ein Zeiger auf die Zelle mit einer geeigneten einer Vielzahl von FIFO-Eingangs-Warteschlangen verknüpft wird, wobei die Auswahl der Warteschlange auf der Priorität des zugehörigen Stroms basiert.
Die relativen Prioritäten von Zellen am Anfang der Warteschlange innerhalb dieser Eingangs-Warteschlangen werden während jeder Zellzeit geprüft und die Zelle am Wartenschlangenanfang mit der höchsten Priorität wird zur Arbitrierung während der nächsten Arbitrierungssitzung ausgewählt. Des Weiteren wird die Priorität einer Zelle niedrigerer Priorität am Warteschlangenanfang (d. h. eine nichtausgewählte Zelle am Warteschlangenanfang) inkremental erhöht (mit Hilfe von nicht gezeigten Einrichtungen), um so die Wahrscheinlichkeit zu erhöhen, dass diese Zelle zur Arbitrierung während der nächsten Arbitrierungssitzung ausgewählt wird. Daher weisen, auch wenn die Eingangs-Warteschlangen höherer Priorität größeren Durchsatz pro Zeiteinheit als die Warteschlangen niedrigerer Priorität aufweisen, die Warteschlangen niedrigerer Priorität begrenzte Verzögerung auf, weil sich die Priorität ihrer Zellen am Warteschlangenanfang als eine Funktion von Zeit erhöht.
Jeder Arbitrierungszyklus erfordert eine Zellzeit der Vermittlungsstelle 21, weshalb die Routing-Information für die zur Arbitrierung ausgewählten Zellen eine Zellzeit, bevor die Nutzinformationen der Zelle oder Zellen, die die Arbitrierung gewinnt/gewinnen, in die Switching-Fabric 24 freigegeben werden, in den Reservierungs-Ring 26 zugeleitet wird. Die Zellen, die von dem Reservierungs-Ring 26 und der Switching-Fabric 24 empfangen werden, bestehen mit anderen Worten, wie in 2 bei 44 gezeigt, aus den Köpfen der Zellen für den nächsten Arbitrierungszyklus (d. h. die „aktuellen Zellen"), gefolgt von den Körpern oder Nutzinformationen der Zellen, die während des vorhergehenden Arbitrierungszyklus erfolgreich arbitriert wurden (d. h. die „vorhergehenden Zellen"). Somit wurde, wenn die Zellkörper die Fabric 24 erreichen, die Fabric bereits durch die Fabric-Steuerung 25 so konfiguriert, dass sie diese Zellen zu ihrem jeweiligen Ausgangs-Port-Ziel leitet. Zu zusätzlichen Informationen zu dem Reservierungs-Ring 26 und der Arbitrierung, die er durchführt, siehe Cisneros, A., „Large Packet Switch and Contention Resolution Device", Protokoll des XIII. International Switching Symposium 1990, Dokument 14, Bd. III, S. 77–83, und Lyles U.S.P. 5.519.698, das am 21. Mai 1996 erteilt wurde.
Bei der dargestellten Ausführung werden Zellen in vier Bit breite Tetraden für Arbitrierung und Routing zerlegt. Danach werden die Zellen (mit Ausnahme von „ruhenden Zellen", die zum Prüfen der Vermittlungsprozesse bereitgestellt werden) wieder zusam mengesetzt und (a) zum zeitkoordinierten Transfer zu den entsprechenden Ausgangs-Ports der Vermittlungsstelle 21 und/oder (b) zum Transfer zu dem Steuerprozessormodul 22 in eine Warteschlange in dem Datenpfad, dem Steuerpfad oder beidem eingereiht. Da der zeitkoordinierte Transfer von Zellen zu den Ausgangs-Ports der Vermittlungsstelle 21 im Mittelpunkt dieser Erfindung steht, wird dieser Gegenstand hierin im Folgenden ausführlicher besprochen. Dagegen sind das Zerlegen und Wiederzusammensetzen der Zeilen, die Prüfprozesse und die Interaktion des Steuerprozessors 22 mit RM(Resource Management)- und OAM(Operation and Maintenance)-Zellen beiläufige Themen, die nicht tiefergehend betrachtet werden müssen.
Mit Bezugnahme auf 3 ist zu erkennen, dass die Vermittlungsstelle 21 an der Ausgangs- oder Sendeseite der Switching-Fabric 24 auffächert. Somit ist zu erkennen, dass, auch wenn ein Ausgangskanal der Vermittlungsstelle 21 gezeigt wird, dieser Kanal im Allgemeinen für die anderen Kanäle repräsentativ ist.
Wie gezeigt wird, gibt es passenderweise ein Füllzellenmodul 51 zum Aufnehmen von Zellkörpern und ihrer verbundenen Kreisindizes von der Switching-Fabric 24. Die „effektive Zellzeit" an der Ausgangsseite der Switching-Fabric 24 wird durch das Verhältnis der Nennzellzeit zu dem „k"-Beschleunigungsfaktor bestimmt. Somit beträgt zum Beispiel, wenn die Nennzellzeit 113 Taktzyklen/Zelle beträgt, die effektive Zellzeit an der Ausgangsseite der Switching-Fabric 25 56,5 Zyklen/Zelle, wenn k = 2.
Bei Empfang einer gültigen Zelle verwendet das Füllzellenmodul 51 typischerweise Zellstrukturen von einer verknüpften und nummerierten freien Liste 52 solcher Datenstrukturen, um die Zelle in den Datenspeicher 27 zu schreiben. Zu diesem Zweck enthält das Füllzellenmodul 51 passenderweise eine Abrufzustandsmaschine 53, um bei Bedarf Zellstrukturen von oben aus der freien Liste 52 abzurufen. Dies ermöglicht dem Füllzellenmodul 51, den Kreisindex für die Zelle und einen Zeiger zu dem Ort der Zelle in dem Datenspeicher 27 in eine „Ankunfts"-Nachricht einzufügen, die sie sendet, um einer Zellstromsteuereinheit 55 die Ankunft der Zelle mitzuteilen. Der Kreisindex ermöglicht der Stromsteuereinheit 55, den VC oder Strom, zu dem die Zelle gehört, aus dem Verbindungs-Datensatz in dem Steuerspeicher 29 zu ermitteln. Dies ermöglicht wiederum der Zellstromsteuereinheit 55, den Traffic-Shaping-Status des Stroms zu prüfen. Eine OAM/RM-Erkennungseinrichtung 57 wird vorteilhaft bereitgestellt, um der Stromsteuer einheit 55 zu ermöglichen, diese Steuerzellen zu identifizieren und zu bestimmen, ob sie in eine Warteschlange in dem Datenpfad, dem Steuerpfad oder beidem einzureihen sind.
Die Speicherzeiger für Zellen von Strömen, die den Traffic-Contract erfüllen, werden in Reaktion auf „addCell"-Nachrichten, die die Zellstromsteuereinheit 55 an eine Warteschlangen-Steuereinheit 58 sendet, in VC-bezogene Warteschlangen eingereiht. Jede addCell-Nachricht nennt die Zelle, auf die sie sich bezieht, und den Kreisindex für den zugehörigen Strom oder VC. Darüber hinaus zeigt die addCell-Nachricht außerdem an, ob die Zelle in eine Warteschlange in dem Datenpfad, dem Steuerpfad oder beidem einzureihen ist. Wenn die Zelle entsprechend in eine Warteschlange eingereiht wurde, sendet die Warteschlangen-Steuereinheit 58 eine „Hinzugefügt"-Nachricht an die Zellstromsteuereinheit 55 zurück, um der Stromsteuereinheit 55 mitzuteilen, dass die neu in die Warteschlange eingereihte Zelle bei zukünftigen Ratenformberechnungen zu dem VC, zu dem sie gehört, berücksichtigt werden muss.
Die Warteschlangen-Steuereinheit 58 überwacht auf vorteilhafte Weise die Länge der VC-bezogenen Warteschlangen in Bezug auf die Tiefensteuergrenzen, die an den jeweiligen Warteschlangen eingestellt sind. Dies ermöglicht der Steuereinheit 58, eine Überlastabwehraktion an ABR-Strömen einzuleiten, wenn deren VC-bezogene Warteschlangen übermäßig lang werden. Es ermöglicht außerdem der Steuereinheit 58, Ströme zu erkennen, die ihren Traffic-Contract überschreiten, so dass eine geeignete Kontrollfunktion (nicht gezeigt) aufgerufen werden kann, um Zellen solcher nichtkonformer Ströme fallen zu lassen oder zu protokollieren.
Eine Zulassungssteuerung 61 überwacht die „Hinzugefügt"-Nachrichten, die von der Warteschlangen-Steuereinheit 58 zurückgesendet werden, um einen Koordinierer 62 zu veranlassen, Zellen am Anfang der Warteschlange für die nichtleeren VC-bezogenen Warteschlangen einer Kalender-Warteschlange 63 zum Senden zu koordinierten Zeiten zuzuteilen. Passenderweise setzt der Koordinierer 62 einen VC-bezogenen virtuellen Takt ein, um diese Zellen am Anfang der Warteschlange der Kalender-Warteschlange 63 gemäß den jeweiligen virtuellen Abschlusszeiten, VT(f, j + 1), die der Koordinierer 62 für sie berechnet (oder alternativ „virtuelle Anfangszeiten"), zuzuteilen.
Die Kalender-Warteschlange 63 verfolgt „Echtzeit" des Systems oder „aktuelle Zeit", um zu verhindern, dass eine der koordinierten Zellen vor ihrer koordinierten Zeit zum Senden freigegeben wird. Der Koordinierer 62 und die Kalender-Warteschlange 63 implementieren mit anderen Worten eine Stalled Virtual Clock, so dass die zum Senden koordinierten Zellen nur dann zum Senden freigegeben werden, wenn die System-Echtzeit wenigstens ihre jeweiligen koordinierten Sendezeiten erreicht hat. Wie dargestellt wird, werden Verbindungen mit Zellen, die von der Kalender-Warteschlange 63 zum Senden freigegeben wurden, in eine Link-Liste von Verbindungen verknüpft, die sendebereite Zellen auf einer Sendeliste 65 aufweisen.
Die Kalender-Warteschlange 63 benachrichtigt die Stromsteuereinheit 55 immer dann, wenn sie eine Zelle zum Senden auf einer vorgegebenen Verbindung freigibt. Die Stromsteuereinheit 55 fordert wiederum den Bezug zu der nächsten Zelle (d. h. die neue Zelle am Anfang der Warteschlange), soweit vorhanden, in der VC-bezogenen Warteschlange für die vorgegebene Verbindung an und teilt der Zulassungssteuerung 61 mit, dass sie diesen Bezug für den Koordinieren 62 zum Koordinieren zulassen soll. Somit betreibt die Zulassungssteuerung 61 effektiv Regelkreiskommunikationen mit der Kalender-Warteschlange 63, um sicherzustellen, dass die Zellen am Anfang der Warteschlange, die sie zum dortigen Koordinieren zulässt, unter Ausschluss aller anderen Zellen in den VC-bezogenen Warteschlangen zugelassen werden. Somit kann die Kalender-Warteschlange 63 implementiert werden, indem eine oder mehrere zeitbegrenzte Zeiträder oder „Zeitlinien" 66 eingesetzt werden. Die Zeitspanne dieser Zeiträder muss wenigstens so lang sein wie der Zeitraum der Ströme niedrigster Frequenz, zu deren Unterstützung das System konstruiert ist, um timewrap-induzierte Mehrdeutigkeiten zu verhindern, und ist vorzugsweise doppelt so lang, so dass relative Zeiten unter Verwendung von Zweierkomplementberechnungen verglichen werden können.
B. Formen von Strömen mit Datentransportgrenzen fester Bitlängen nach Spezifizierten Spitzenstromraten
Mit Bezugnahme auf 4 ist offensichtlich, dass Stalled-Virtual-Clock-Sendesteuerung gut geeignet ist, um zeitmultiplexierte Ströme von Datentransporteinheiten fester Bitlänge, wie ATM-Zellen, von einem Ausgangs-Warteschlangen-Routingmechanismus zu spezifizierten Dateneinheitstrom-Spitzenraten, wie Spitzenzellraten (PCR) für DBR/CBR-ATM-Dienst, zu formen. Wie zuvor beschrieben, werden die Datentransporteinheiten der Ströme, die zu einem vorgegebenen Ausgangs-Port geleitet werden, nach ihrem Routen in strombezogene Warteschlangen eingereiht. Die Datentransporteinheiten an den Anfängen dieser Warteschlangen werden dann von einer Zulassungssteuerung 61 (unter Ausschluss aller anderen Transporteinheiten) zum Koordinieren in einer Zeitlinien-Kalender-Warteschlange 63 durch einen Koordinierer 62 zugelassen. Der Koordinierer 62 wiederum führt strombezogene Virtual-Clock-Berechnungen zu diesen Transporteinheiten am Anfang der Warteschlange durch, um sie nach ihren jeweiligen theoretischen Abschlusszeiten, VT(f, j + 1), oder ihren jeweiligen theoretischen Anfangszeiten für die Freigabe aus der Kalender-Warteschlange 63 zu koordinieren.
Echtzeit wird auf vorteilhafte Weise auf der Zeitlinie 63 mit einer Rate inkrementiert, die dem geformten zeitmultiplexierten Ausgangsverkehr ermöglicht, die Bandbreite des Ausgangs-Links 71 im Wesentlichen auszufüllen. Wie man sich erinnert, basiert die maximale Anzahl lösbarer Zeitschlitze, in die der Koordinierer 62 die Elemente am Anfang der Warteschlange der jeweiligen Ströme abbilden kann, auf dem Verhältnis der maximal zulässigen Frequenz zu der minimal zulässigen Frequenz dieser Ströme. Somit ist die Rate, mit der Echtzeit von Bucket zu Bucket inkrementiert wird, ein rationales Vielfaches der Zellrate.
Datentransporteinheiten, die in Zeitschlitzen resident sind, die Zeiten darstellen, die früher als die aktuelle Bezugs-Echtzeit für die Zeitlinie 63 sind oder dieser gleich sind, können zum Senden ausgewählt werden und werden daher in eine Transportliste 65 verknüpft, wie zuvor beschrieben. Diese Datentransporteinheiten, die in Zeitschlitzen resident sind, die mit späteren Zeitschlitzen auf der Zeitlinie 63 verbunden sind, bleiben in einem schwebenden Zustand, bis die System-Echtzeit ausreichend fortschreitet, um diese Zeitschlitze zu erreichen. Um Überlauf-Mehrdeutigkeiten zu verhindern, ist die Zeitlinie 63 so konstruiert, dass sie sicherstellt, dass alle Bezüge zu früher koordinierten Datentransportgrenzen aus jedem Zeitschlitz entfernt werden, bevor Bezüge zu später koordinierten Transporteinheiten in Erwartung der nächsten Abtastung dorthinein eingefügt werden.
Zwar formt die oben beschriebene Anordnung effektiv konforme DBR/CBR-ATM-Ströme nach den von ihren Traffic-Contracts spezifizierten PCR, aber sie hilft nicht dabei, die Zellverzögerungsschwankung (CDV) dieser Ströme in Konformität mit den τ_PCR-Parametern ihrer Traffic-Contracts zu bringen.
C. Mehrprioritätsebenen zum Minimieren relativer CDV
Nach der vorliegenden Erfindung werden Datentransporteinheiten, die mit Strömen unterschiedlicher Frequenzen einem Multiplexpunkt, wie einem Ausgangs-Port einer ATM-Vermittlungsstelle, zugeführt werden, so bevorzugt, dass die Datentransporteinheiten der Ströme höherer Frequenz Sendepriorität vor Datentransporteinheiten von Strömen niedrigerer Frequenz erhalten, wenn sie mit diesen kollidieren. Wie in 3 gezeigt wird, kann diese Sendepriorität implementiert werden, indem die Datentransporteinheiten, die zum Koordinieren durch einen Stalled-Virtual-Clock-Koordinierungsmechanismus 63 oder Ähnliches zugelassen werden, zu einer oder einer anderen einer Vielzahl von nach Prioritätsrang geordneten Zeitlinien 66a–66e oder Ausgangs-FIFO-Warteschlangen auf Basis der Frequenzen der Ströme, zu denen diese jeweiligen Datentransporteinheiten gehören, gesteuert werden. Zum Beispiel kann es bei einer ATM-Vermittlungsstelle angeraten sein, mit der Größenordnung von fünf unterschiedlichen frequenzabhängigen/dienstklassenabhängigen Ausgangsprioritäten zu implementieren, wobei diese (1) eine höchste Priorität für Zellen von Strömen, die Ausgangsraten von wenigstens 1/16 der Gesamtrate des Ausgangs-Links (d. h. seiner Gesamtbandbreite) ausgehandelt haben; (2) eine zweite Priorität für Zellen von Strömen, die Ausgangsraten in dem Bereich von 1/16 bis 1/256 der Ausgangs-Link-Rate ausgehandelt haben; und (3) eine dritte Priorität für Zellen von Strömen, die Ausgangsraten in dem Bereich von 1/256 bis 1/4096 der Link-Rate ausgehandelt haben, beinhalten. Die zwei niedrigeren Prioritäten werden dann passenderweise für ABR-Verbindungen, die als Nicht-Null ausgehandelte MCR-Raten aufweisen, und für UBR-Verbindungen bzw. ABR-Verbindungen, die MCR-Raten von 0 aufweisen, eingerichtet.
Wie zu erkennen ist, verringert die vorliegende Erfindung effektiv die CDV der Ströme höherer Frequenz, ohne die CDV der Ströme niedrigerer Frequenz wesentlich zu erhöhen. Als eine allgemeine Regel ist die CDV, die annehmbar ist, eine Funktion der ausgehandelten Rate für einen Strom. Zum Beispiel ist eine CDV von 100 Zellzeiten in Bezug auf ein erwartetes Ausgabeintervall von einer Zelle pro 10 Zellen sehr groß, aber allgemein nicht signifikant, wenn das ausgehandelte Ausgabeintervall lediglich eine Zelle pro 2029 Zellen beträgt.
Wenn ein Kalender-Warteschiangenmechanismus eingesetzt wird, um die Datentransporteinheiten oder Zellen der Ströme unterschiedlicher Frequenzen zum Senden zu koordinieren, müssen die Ströme hoher Priorität und hoher Frequenz auf die Präzision einer Einzelzellzeit aufgelöst werden, während sie so koordiniert werden, dass eine akzeptabel niedrige CDV erreicht wird, wobei jedoch die Ströme niedriger Priorität/niedriger Frequenz grober auf eine Präzision von, sagen wir, 16 Zellzeiten aufgelöst werden können. Das bedeutet, dass die Anzahl von Zeitschlitzen in der Kalender-Warteschlange 63 verringert werden kann. Dies ermöglicht, dass die Menge an Speicher, der zum Implementieren der Kalender-Warteschlange 63 erforderlich ist, auf Kosten des Verlusts einiger typischerweise unbenötigter Präzision bei der Koordinierung der Zellen der Ströme niedrigerer Frequenz am Anfang der Warteschlange verringert werden kann.
Es versteht sich, dass die frequenzbasierte Prioritätensetzungstechnik, die die vorliegende Erfindung bereitstellt, um Sendekonflikte an Multiplexpunkten zwischen Strömen mit unterschiedlichen nominal festgelegten Frequenzen zu lösen, bei vielen unterschiedlichen Anwendungen zum Verringern des relativen Phasenrauschens der Ströme eingesetzt werden kann, wobei dies Anwendungen mit arbeitserhaltenden strombezogenen Ausgangs-Warteschlangen zum Zuleiten von Zellen oder anderen Datentransporteinheiten in einen solchen Multiplexpunkt umfasst.
D. Traffic-Shaping nach SCR/IBT- und PCR-Parametern für Echtzeit- und Nicht-Echtzeit-SBR/VBR-Dienst
Wie zuvor dargelegt wurde, erfüllt ein SBR- oder rt-SBR-Strom (äquivalent zu einem VBR-Strom) seinen Traffic-Contract, wenn er nicht nur seinen ausgehandelten GCRA (1/PCR, τ_PCR), sondern außerdem seinen ausgehandelten GCRA (1/SCR, τ_IBT) erfüllt. Erfindungsgemäß wurde erkannt, dass eine Stalled-Virtual-Clock-Kalender-Warteschlange 63 (3) eingesetzt werden kann, um einen oder mehr Ströme mit einem solchen Traffic-Contract an dem Abgang eines Netzwerkelements, wie einem Ausgangs-Port der ATM-Vermittlungsstelle 21 (1), in Konformität zu bringen. Zu diesem Zweck wird der Strom von Zellen (d. h. Datentransporteinheiten) von dem Ausgang der Kalender-Warteschlange nach dem ausgehandelten PCR-Parameter für den Strom geformt, soweit nicht und bis GCRA (1/SCR, τ_SCR) wahr ist, wobei an diesem Punkt der Ausgangsstrom nach seinem ausgehandelten SCR-Parameter geformt wird.
Wie in 4 gezeigt wird, besteht eine Möglichkeit, dies zu erreichen, darin, zulässige aufeinanderfolgende Zellen eines Stroms, f, in die zugehörige VC-bezogene Warteschlange einzureihen, um sie durch den Koordinierer 62 mit einer Anfangsrate, die durch den ausgehandelten PCR-Parameter für diesen Strom bestimmt wird, zu koordinieren. Wenn bei 75 bestimmt wird, dass die Zellen des Stroms f mit einer Rate ausgegeben werden, die den GCRA (1/SCR, τ_IBT) für diesen Strom erfüllt, wird der Koordinierer 62 so gesteuert, dass er das Koordinieren nachfolgender Zellen des Stroms, f, in der Kalender-Warteschlange 63 gemäß seinem PCR-Parameter fortsetzt. Wenn dagegen bei 75 bestimmt wird, dass die Zellen dieses Stroms, f, nicht in Erfüllung des GCRA (1/SCR, τ_IBT) für den Strom von der Kalender-Warteschlange 63 ausgegeben werden, dann wird der Koordinierer 62 so gesteuert, dass er diese nachfolgenden Zellen in der Kalender-Warteschlange 63 nach dem ausgehandelten SCR-Parameter für den Strom, f, koordiniert. Wie zu erkennen ist, kann der Inkrementalbetrag, mit dem der virtuelle Takt jeder aufeinanderfolgenden Zelle des Stroms f in dem Verbindungs-Datensatz für den Strom f inkrementiert wird, leicht hin- und hergeschaltet werden, wie dies zwischen dem PCR-Ausgabeintervall T = 1/PCR und dem SCR-Ausgabeintervall T = 1/SCR erforderlich ist.
Alternativ kann, wie in 5 gezeigt, die Zulassungssteuerung 61 Zellen aus dem Strom f zum Koordinieren durch den Koordinierer 62 in einer Stalled-Virtual-Clock-Kalender-Warteschlange relativ niedriger Priorität 81 oder in einer Stalled-Virtual-Clock-Kalender-Warteschlange relativ hoher Priorität 82 zulassen. Wenn bei 75 bestimmt wird, dass die Gesamtrate, mit der die Zellen dieses Stroms f von diesen Kalender-Warteschlangen 81 und 82 ausgegeben werden, den GCRA (1/SCR, τ_IBT) erfüllt, dann werden ankommende Zellen des Stroms f von dem Koordinierer 62 nach der ausgehandelten PCR für den Strom in der Kalender-Warteschlange niedriger Priorität 81 koordiniert. Wenn dagegen bei 75 bestimmt wird, dass die Rate, mit der die Zellen des Stroms f ausgegeben werden, nicht den GCRA (1/SCR, τ_IBT) erfüllt, dann werden ankommende Zellen dieses Stroms f von dem Koordinierer 62 nach dem ausgehandelten SCR-Parameter in der Ka lender-Warteschlange hoher Priorität 82 koordiniert. Wie gezeigt wird, steuert die Steuerlogik 83 den Ausgang des Koordinierers 62 zu den Kalender-Warteschlangen hoher Priorität oder niedriger Priorität 81 oder 82 in Abhängigkeit davon, ob die GCRA(1/SCR, τ_IBT)-Prüfung 75 einen wahren oder falschen Zustand ergibt.
Auftretende Sendekollisionen werden zugunsten des Ausgebens der SCR-koordinierten Zellen aus der Warteschlange hoher Priorität 82 vor den PCR-koordinierten Zellen aus der Warteschlange niedriger Priorität 82 gelöst. Dies ermöglicht, dass früher koordinierte Zellen vor nachfolgend koordinierten Zellen ausgegeben werden, um so die Zellreihenfolge zu wahren.
E. Traffic-Shaping nach MCR- und PCR-Parametern für ABR-Dienst in Netzwerken mit Quelle-zu-Ziel-ABR-Regelkreisen
Wie man sich erinnert, befasst sich der ABR-Traffic-Contract mit explizit oder implizit spezifizierten PCR- und MCR-Parametern, wobei MCR gleich 0 sein kann. Ein ABR-Strom, der seinen GCRA (1/MCR, τ_MCR) erfüllt, ist gültig und dienstberechtigt, aber das Netzwerk könnte dem Strom nicht die Bandbreite geben, auf die er Anspruch hat. Dagegen ist ein Strom, der seinen GCRA (1/PCR, τ_PCR) verletzt, nicht konform. Somit werden ABR-Verbindungen oder -Ströme, die zu dem Ausgang eines Netzwerks oder Netz werkelements geleitet werden, wie von der ATM-Vermittlungsstelle 21, auf vorteilhafte Weise geformt, um sicherzustellen: (1) dass die ABR-Ströme mit Nicht-Null-MCR-Garantien adäquate Ausgangsbandbreite erhalten, um diese Garantien effektiv zu erfüllen; und (2) dass keiner der ABR-Ströme seine PCR-Verpflichtungen an einem solchen Ausgang verletzt. Bei Netzwerken, die mehrere Multiplexpunkte aufweisen, ist es nützlich, dieses Formen an jedem der Multiplexpunkte durchzuführen.
6 stellt eine Technik zum Formen von ABR-Strömen oder VC-Verbindungen dar, um diese an einem Ausgang eines Netzwerks oder Netzwerkelements in Konformität mit ihren Traffic-Contracts zu bringen. Wie gezeigt wird, werden die Raten, mit denen die jeweiligen Ströme Ausgangsdienst anfordern, überwacht; zuerst, um bei 85 zu bestimmen, ob die Ströme GCRA (1/MCR, τ_MCR) erfüllen oder nicht, und dann, um bei 86 zu bestimmen, ob die Ströme, die GCRA (1/MCR, τ_MCR) nicht erfüllen, GCRA (1/PCR, τ_PCR) erfüllen oder nicht. Steuersignale, die die Ergebnisse dieser Kaskadenprüfungen 85 und 86 wiedergeben, werden zu dem Koordinierer 62 und seiner zugehörigen Steuerlogik 87 zurückgeführt, um das Durchführen angemessener Ratenformanpassungen an den Raten zu ermöglichen, mit denen die Datentransporteinheiten (z. B. Zellen) der jeweiligen Ströme dem Ausgang zugeleitet werden. Wie zu erkennen ist, ist der gewünschte Zustand für alle ABR-Ströme, dass sie GCRA (1/MCR, τ_MCR) nicht erfüllen (oder nur knapp erfüllen) und GCRA (1/PCR, τ_PCR) falsch/erfüllt ist, da diese Algorithmen auf minimal bzw. maximal akzeptable Stromraten prüfen.
Im Besonderen könnten Ströme, die GCRA (1/MCR, τ_MCR) erfüllen, nicht die Ausgangsbandbreite empfangen, die sie zum Erfüllen ihrer MCR-Garantien benötigen. Daher werden, wenn ein solcher Strom bei 85 erkannt wird, der Koordinierer 62 und seine Steuerlogik 87 so eingestellt, dass sie nachfolgend empfangene Bezüge zu Datentransporteinheiten (z. B. Zellen) dieses Stroms in einer Stalled-Virtual-Clock-Kalender-Warteschlange relativ hoher Priorität 88 zur Ausgabe mit einer Rate, die etwas über seiner garantierten MCR liegt, koordinieren. Zum Beispiel werden diese nachfolgend empfangenen Zell- oder Paketbezüge passenderweise in der Kalender-Warteschlange 88 zur Ausgabe mit einer Rate koordiniert, die durch Multiplizieren der MCR für den Strom mit einem vorgegebenen Beschleunigungsfaktor bestimmt wird. Dies veranlasst das Netzwerk, diesen zusätzlichen möglicherweise „nacheilenden" Strömen die zusätzliche Ausgangsbandbreite zu erteilen, die zum Erfüllen ihrer MCR-Garantien benötigt wird.
ABR-Ströme, die GCRA (1/MCR, τ_MCR) nicht erfüllen, werden des Weiteren bei 86 geprüft, um zu bestimmen, ob sie Ausgangsdienst mit akzeptabel niedriger oder inakzeptabel hoher Rate, die GCRA (1/PCR, τ_PCR) erfüllt bzw. nicht erfüllt, fordern. Die Ergebnisse dieser Prüfung werden durch ein anderes Steuersignal erfasst, das zu dem Koordinierer 62 und seiner Steuerlogik 87 zurückgeführt wird, um sie auf ratensensitives Einreihen der nachfolgend empfangenen Bezüge zu diesen Strömen, die GCRA (1/MCR, τ_MCR) nicht erfüllen, in eine Warteschlange niedrigerer Priorität 89 einzustellen. Im Besonderen werden die nachfolgend empfangenen Bezüge zu einem Strom, bei dem bei 86 festgestellt wird, dass er GCRA (1/PCR, τ_PCR) erfüllt, an das Ende der Sendeliste für die ABR-Ströme mit MCR-Garantien angehängt, da sie in der Reihenfolge zyklischen Warteschlangenbetriebs bedient wird. Wenn dagegen bei 86 zu einem Strom festgestellt wird, dass er GCRA (1/PCR, τ_PCR) nicht erfüllt, werden die nachfolgend empfangenen Bezüge für diesen Strom von dem Koordinierer 62 in einer nicht-arbeitserhaltenden Stalled-Virtual-Clock-Kalender-Warteschlange 89 entsprechend der PCR für diesen Strom koordiniert, um so dem Strom eine PCR-Grenze aufzuerlegen.
Im Allgemeinen ist offensichtlich, dass die Ausführung von 6 den folgenden ABR-Traffic-Shaping-Algorithmus implementiert:
Wenn GCRA (1/MCR, τ_MCR) erfüllt wird, dann Einreihen in Warteschlange hoher Priorität mit Rate MCR·Beschleunigung;
andernfalls, wenn GCRA (1/PCR, τ_PCR) erfüllt wird, dann Einreihen in arbeitserhaltende Warteschlange niedriger Priorität;
andernfalls Einreihen in nicht-arbeitserhaltende Warteschlange niedriger Priorität auf Basis von PCR-Ausgabeintervall.
Jedoch werden sich Alternativen, die auf ähnlichen und unterschiedlichen Prinzipien basieren, von selbst ergeben.
Zum Beispiel besteht, wie in 7 gezeigt, eine mögliche attraktive Alternative darin, die Bezüge zu den Datentransporteinheiten oder Zellen von Strömen, bei denen bei 85 bzw. 86 (4) festgestellt wird, dass sie GCRA (1/MCR, τ_MCR) nicht erfüllen bzw. GCRA (1/PCR, τ_PCR) erfüllen, sowohl in (1) die Kalender-Warteschlange hoher Priorität 88 mit einem MCR-Koordinierungsintervall als auch in (2) die arbeitserhaltende Region der Warteschlange niedrigerer Priorität einzureihen. Dies erzeugt einen „Renn"-Zustand, da immer, wenn ein Fall eines solchen doppelt in eine Warteschlange eingereihten Bezugs für den Dienst in einer der Warteschlangen erreicht wird, ein Entketter 91 den anderen Fall dieses Bezugs aus der anderen Warteschlange entfernt. Dies bedeutet, dass eine engere Beschränkung bei der Toleranz, τ, gewahrt werden kann. Der Traffic-Shaping-Algorithmus dieser modifizierten Ausführung lautet:
Bei Einreihen in eine Warteschlange:
Einreihen in Warteschlange hoher Priorität mit Rate MCR;
wenn GCRA (1/PCR, τ_PCR) erfüllt wird, dann Einreihen in arbeitserhaltende Warteschlange niedriger Priorität;
andernfalls Einreihen in nicht-arbeitserhaltende Warteschlange niedriger Priorität auf Basis von PCR-Ausgabeintervall.
Bei Ausreihen aus einer Warteschlange:
Bei Ausreihen aus Warteschlange hoher Priorität, dann von Warteschlange niedriger Priorität entketten, andernfalls von Warteschlange hoher Priorität entketten.
8 stellt noch eine andere Alternative zum Formen von ABR-Verbindungen oder -Strömen dar. Bei dieser Ausführung wird die Ausgangsbandbreite, die für jeden ABR-Strom, der MCR nicht erfüllt und eine Nicht-Null-MCR-Garantie aufweist, auf Basis des durchschnittlichen Abstands zwischen ABR-Zellen an dem Ausgangs-Link (d. h. an der Sendeseite einer Leitungsschnittstelle) und der aktuellen Länge der ABR „Bereitschafts-Warteschlange" dynamisch angepasst. Die aktuelle Länge, Len, dieser ABR-„Bereitschafts-Warteschlange" wird auf passende Weise durch Messen der Länge der arbeitserhaltenden Warteschlange auf den ABR-Sendelisten 65e und 65f wie bei 93 bestimmt. Andererseits kann der durchschnittliche Abstand, S, zwischen ABR-Zellen in der Kalender-Warteschlange bei 94 den Prozentsatz des Links bestimmen, indem die Bandbreite, die für ABR-Ströme verfügbar ist, nachdem der Zuschlag für Nicht-ABR-Ströme erfolgt ist, geteilt wird. Die von diesen Nicht-ABR-Strömen benötigte Bandbreite wird auf geeignete Weise bestimmt, indem bei 94 die Gesamtbandbreite berechnet wird, die zum Bedienen der Einträge für die Nicht-ABR-Ströme in der Sendeliste 65 benötigt wird.
Wenn zum Beispiel bei 94 bestimmt wird, dass 50% der Bandbreite des Ausgangs-Links für die ABR-Ströme verfügbar sind, folgt daraus, dass dann der durchschnittliche Abstand, S, zwischen ABR-Zellen oder -Datentransporteinheiten an dem Ausgangs-Link zwei Zellzeiten beträgt. Diese Information ermöglicht zusammen mit der berechneten Länge, Len, der ABR-„Bereitschafts-Warteschlange" das Optimieren des Dienstes für die ABR-Ströme, die MCR nicht erfüllen, indem der Koordinierer 62 veranlasst wird, die ankommenden Bezüge für diese Ströme in der nicht-arbeitserhaltenden Warteschlange 89 mit folgenden jeweiligen Ausgabeintervallen T_t zu koordinieren: Tt = Min (St, Max (Pt, R)) (3)
Wobei: R = eine geschätzte ABR-Dienstzeit mit zyklischem Warteschlangenbetrieb (R = aktuelle Zeit + S·Len);
P_t = der früheste Abgang für die nächste Zelle von Strom t in Erfüllung des Dienstvertrags (P_t = aktuelle Zeit + 1/PCR); und
S_t = der späteste Abgang für die nächste Zelle von Strom t in Erfüllung des Dienstvertrags (S_t = aktuelle Zeit + 1/MCR).
F. Traffic-Shaping für segmentierte ABR-Verbindungen
Wie bekannt ist, können ABR-Verbindungen mit Quelle-zu-Ziel-Regelkreisen, wie in 9 bei 101 gezeigt, oder mit segmentierten Regelkreisen, wie in 10 bei 102 gezeigt, arbeiten. Bei Einsatz von segmentierten Regelkreisen fungiert jedes der getrennt gesteuerten Segmente als eine virtuelle Quelle, VS, für das nächste Segment. Somit wird jedes ABR-Steuersegment (außer dem ersten) von einer virtuellen Quelle belegt, die das Verhalten eines ABR-Quellenendpunkts annimmt. Zurückliegende Resource-Management(RM)-Zellen werden aus dem Regelkreis entfernt, wenn sie von einer virtuellen Quelle empfangen werden. Jede Quelle oder virtuelle Quelle kann jedoch auf Basis dieser Rückführung eine Schätzung der verfügbaren Netzwerk-Bandbreite zu ihrem Ziel oder virtuellen Ziel, VD, berechnen, die wiederum als eine zulässige Zellrate (ACR) auf einer segmentbezogenen Basis ausgedrückt werden kann. Daher wird ABR-Traffic-Shaping auf vorteilhafte Weise segmentweise für diese ABR-Verbindungen mit segmentierten Regelkreisen unter Verwendung einer maximal zulässigen strombezogenen Datentransporteinheits- oder Zellrate von Max(MCR, Min(ACR, PCR) durchgeführt. Die Ausführungen der 6 bis 8 können solches Traffic-Shaping implementieren, indem PCR' mit Max(MCR, Min(ACR, PCR) gleichgesetzt wird und indem dann in den Berechnungen PCR' an Stelle von PCR verwendet wird.
G. Traffic-Shaping nach PCR für UBR-Dienst
Die Ausführung von 6 kann vereinfacht werden, um Verkehr nach einer spezifizierten PCR für UBR-Dienst zu formen. UBR-Dienst befasst sich mit einer explizit oder implizit spezifizierten PCR, jedoch nicht mit MCR. Somit kann die Bereitstellung, die zum Durchsetzen der ABR-MCR-Garantien erfolgte, beseitigt werden, was bedeutet, dass die ankommenden Bezüge zu den Datentransporteinheiten oder Zellen eines UBR- Stroms oder einer UBR-Verbindung gemäß den Regeln für fließendes Einreihen in Warteschlangen in die Warteschlange 89 eingereiht werden können: wenn GCRA (1/PCR, τ_PCR) erfüllt wird, dann Einreihen in Bucket am Ende von arbeitserhaltendem Bereich; andernfalls Einreihen in nicht-arbeitserhaltenden Bereich auf Basis von PCR-Ausgabeintervall.
H. Ratenformen zum Bedienen mehrerer physikalischer Schichten von einem einzelnen Warteschlangenbildungspunkt
Wie bekannt ist, ist Utopia 2 eine Standard-Schnittstelle zum Verbinden mehrerer physikalischer Schichten, wie bei 111–116 in 11, mit einem einzelnen ATM-Ausgangs-Warteschlangenbildungspunkt. Typischerweise läuft jede dieser physikalischen Schichten 111–116 mit derselben Rate, aber diese Laufrate ist lediglich ein Bruchteil der Zellrate an dem Ausgang des Warteschlangenbildungspunkts (z. B. einer der Ausgangs-Ports der ATM-Vermittlungsstelle 21). Somit kann es notwendig sein, eine solche Ratenfehlanpassung anzugleichen, um den Ausgangsverkehr nach den Traffic-Contracts, die den Transfer von Zellen zu den jeweiligen physikalischen Schichten 111–116 regeln, korrekt zu formen.
Es wurde festgestellt, dass die oben beschriebenen Stalled-Virtual-Clock-Techniken übernommen werden können, um den Verkehr an dem Ausgang eines Warteschlangenbildungspunkts relativ hoher Datenrate nach den Traffic-Contract-Anforderungen einer Vielzahl von physikalischen Schichten 111–116 langsamerer Datenrate ohne zusätzliche Pufferung des Verkehrs an dem Punkt der Ratenfehlanpassung zu formen. Um dies zu vollziehen, teilt der Koordinierer 62 die Datentransporteinheiten für die Ströme (z. B. Verbindungen) den unterschiedlichen physikalischen Schichten in jeweiligen tatsächlichen oder virtuellen auf die physikalische Schicht bezogenen Stalled-Virtual-Clock-Kalender-Warteschlangen zu. Die Zeitschlitz-zu-Zeitschlitz-Granularität dieser Kalender-Warteschlangen wird passenderweise so ausgewählt, dass sie dem Verhältnis von MP zu der Datenrate (d. h. Zellrate) an dem Ausgang des Warteschlangenbildungspunkts gleich ist, wobei MP die niedrigste ganze Zahl (günstig wäre ein Quadrat) ist, die der Anzahl von physikalischen Schichten 101–107 gleich ist oder größer als diese ist. Diese erhöhte Granularität stuft die Rate, mit der Echtzeit in den Kalender-Warteschlangen fortschreitet, effektiv auf eine Rate herab, die sich wenigstens der Datenrate der physikalischen Schichten 111–116 annähert. Wie zu erkennen ist, kann die Zeitschlitz zu-Zeitschlitz Granularität der auf die physikalische Schicht bezogenen Kalender-Warteschlangen, wie in dem obigen Abschnitt VI.C beschrieben, weiter erhöht werden, wenn die verringerte Präzision bei dem Koordinieren der Ströme niedrigerer Frequenz annehmbar ist.
Wie in 12 gezeigt wird, können die auf die physikalische Schicht bezogenen Kalender-Warteschlangen einer vorgegebenen Priorität auf einer einzelnen Zeitlinie 109 verschachtelt werden. Wenn dann eine Verbindung mit einer physikalischen Schicht eine Zelle sendet und die nächste Zelle für eine Zellzeit später als die aktuelle Zeit neu koordiniert, wird diese nächste Zelle MP Zellzeiten nach der aktuellen Zeit auf der Zeitlinie 109 koordiniert, um die effektive Ausgaberate der Kalender-Warteschlange für diese bestimmte physikalische Schicht auf ihre Laufrate oder ungefähr darauf herabzustufen.
Wie dargestellt wird, ist die Zeitlinie 109 so konfiguriert, dass sie sechs physikalische Schichten 111–116 bedient. Selbst nach dem Herabstufen der effektiven Ausgaberaten der Kalender-Warteschlangen, wie oben dargelegt, zum Annähern an die Laufraten der physikalischen Vorrichtungen 111–116 besteht somit immer noch eine geringfügige Ratenfehlanpassung. Glücklicherweise kann diese geringfügige Ratenfehlanpassung durch Anpassen der strombezogenen Konstanten für die Berechnungen virtuellen Takts und durch die Utopia-2-Stromsteuerung für ABR- und UBR-Verbindungen vollständig ausgeglichen werden.

Claims

Traffic-Shaper für ein paketvermitteltes Kommunikationssystem mit einem Port relativ hoher Datenrate, der zeitmultiplexiert wird, um einer Vielzahl physikalischer Schichten relativ niedriger Datenrate Paketverkehr zuzuleiten, wobei der Traffic-Shaper umfasst: einen Warteschlangenbildungsmechanismus (28) zum Organisieren von Paketverkehr für die physikalischen Schichten in jeweiligen Warteschlagen entsprechend einem ältesten anstehenden Paket am Anfang der Warteschlangenreihenfolge; einen nicht-arbeitserhaltenden (non-work conserving) Kalender-Warteschlangenmechanismus, der mit dem Warteschlangenbildungsmechanismus gekoppelt ist und wenigstens eine Kalender-Warteschlange enthält, um die Ausgabe des Paketverkehrs an die physikalischen Schichten zu steuern; und ein Koordinierungsmechanismus (62, 63), der mit dem Warteschlangenbildungsmechanismus (28) und mit dem Kalender-Warteschlangenmechanismus gekoppelt ist, um die Ausgabe des Paketverkehrs für die jeweiligen physikalischen Schichten den physikalischen Schichten mit einer Rate zuzuteilen, die nicht höher ist als die Datenrate der physikalischen Schichten, dadurch gekennzeichnet, dass jede der Kalender-Warteschlangen eine Koordinierungs-Granularität hat, die wenigstens der Gesamtzahl physikalischer Schichten dividiert durch die Datenrate des Ports gleich ist.
Traffic-Shaper nach Anspruch 1, wobei die Koordinierungs-Granularität der Kalender-Warteschlangen annähernd einer quadrierten ganzen Zahl dividiert durch die Datenrate des Ports gleich ist, und die quadrierte ganze Zahl das niedrigste Quadrat ist, das wenigstens der Anzahl der physikalischen Schichten gleich ist.
Traffic-Shaper nach Anspruch 1, wobei der Kalender-Warteschlangenmechanismus eine einzelne Kalender-Warteschlange ist, die eine Koordinierungs-Granularität aufweist, die wenigstens 1 dividiert durch die Datenrate des Ports gleich ist.
Traffic-Shaper nach einem der Ansprüche 1 bis 3, der des Weiteren enthält: einen weiteren Traffic-Shaper auf einem Pfad, der zu dem Port führt, zum Formen der mehreren Ströme von Paketen zu entsprechenden Traffic-Contracts.
Verfahren zum Traffic-Shaping in einem paketvermittelten Kommunikationssystem mit einem Port relativ hoher Datenrate, der zeitmultiplexiert wird, um einer Vielzahl physikalischer Schichten relativ niedriger Datenrate Paketverkehr zuzuleiten, wobei das Verfahren die folgenden Schritte umfasst: Organisieren von Paketverkehr für die physikalischen Schichten in jeweiligen Warteschlangen, entsprechend einem ältesten anstehenden Paket am Anfang der Warteschlangenreihenfolge; Steuern der Ausgabe des Paketverkehrs an die physikalischen Schichten durch einen nicht-arbeitserhaltenden Kalender-Warteschlangenmechanismus, der wenigstens eine Kalender-Warteschlange enthält, nach dem Schritt des Organisierens, und Koordiniertes Zuteilen der Ausgabe des Paketverkehrs für die jeweiligen physikalischen Schichten zu den physikalischen Schichten mit einer Rate, die nicht höher ist als die Datenrate der physikalischen Schichten, dadurch gekennzeichnet, dass jede der Kalender-Warteschlangen eine Koordinierungs-Granularität hat, die wenigstens der Gesamtzahl physikalischer Schichten dividiert durch die Datenrate des Ports gleich ist.