DE69931302T2

DE69931302T2 - Zeitbasierte Ablaufsteuerungsarchitektur und Verfahren für ATM Netzwerke

Info

Publication number: DE69931302T2
Application number: DE69931302T
Authority: DE
Inventors: Inc. Ruixue c/o NEC USA Princetown Fan; Inc. Brian L. c/o NEC USA Princetown Mark; Inc. Gopalakrishnan c/o NEC USA Princetown Ramamurthy; Inc. Alexander T. c/o NEC USA Princetown Ishii
Original assignee: Ciena Corp
Current assignee: Ciena Corp
Priority date: 1998-03-18
Filing date: 1999-03-17
Publication date: 2007-03-08
Anticipated expiration: 2019-03-18
Also published as: EP1489791A2; EP1562335A3; JP3252823B2; EP1489791A3; US6389019B1; EP1562335A2; DE69931302D1; EP0944208A2; EP0944208A3; EP0944208B1; JPH11317743A

Description

HINTERGRUND DER ERFINDUNG
1. Gebiet der Erfindung
Diese Erfindung betrifft Einteiler für im asynchronen Übertragungsmodus arbeitende Netze (ATM-Netze) und insbesondere eine Architektur und ein Verfahren zum Einteilen von Zellen versorgenden Stream-Warteschlangen mit unterschiedlichen Dienstqualitätsanforderungen (QoS-Anforderungen), während die Übertragungsrate geformt wird, um Überbelegungen an Engpässen innerhalb einer ATM-Vermittlung zu vermeiden.
Diese Anmeldung bezieht sich auf die am 5. September 1997 eingereichte US-Patentanmeldung mit der laufenden Nummer 08/924 820 mit dem Titel "Dynamic Rate Control Scheduler for ATM Networks" und die am 5. September 1997 eingereichte US-Patentanmeldung mit der laufenden Nummer 08/923 978 mit dem Titel "Large Capacity, Multiclass Core ATM Switch Architecture", die beide auf den Erwerber der vorliegenden Erfindung übertragen wurden und auf die hiermit verwiesen sei.
2. Beschreibung des Stands der Technik
Die Funktion eines Einteilers besteht darin, die Reihen folge zu bestimmen, in der an einem Port eingeteilte Zellen auszusenden sind. Das einfachste Einteilungsverfahren ist ein Silo-(FIFO)-Verfahren. Zellen werden in einer gemeinsamen Warteschlange gepuffert und in der Reihenfolge, in der sie empfangen werden, ausgesendet. Das Problem bei FIFO-Warteschlangen besteht darin, dass es keine Isolation zwischen Verbindungen oder auch nur zwischen Verkehrsklassen gibt. Eine "sich schlecht verhaltende" Verbindung (d.h. eine Verbindung, die Zellen mit einer viel höheren als ihrer erklärten Rate sendet) kann die Dienstqualität (QoS) anderer "sich gut verhaltender" Verbindungen beeinträchtigen.
Eine Lösung dieses Problems besteht darin, Zellen in getrennten Puffern entsprechend der Klasse einzureihen. Ein weiterer Schritt besteht darin, Zellen auf einer Je-Verbindung-Basis einzureihen. Die Funktion des Einteilers besteht darin, die Reihenfolge zu entscheiden, in der Zellen in den mehreren Warteschlangen versorgt werden sollten. Bei der Einteilung mit einer zyklischen Warteschlange (RR-Einteilung) werden die Warteschlangen in zyklischer Reihenfolge aufgesucht, und eine einzige Zelle wird bedient, wenn eine aufgesuchte Warteschlange nicht leer ist. Wenn alle Warteschlangen einen Überhang aufweisen, wird die Bandbreite jedoch unter den Warteschlangen gleich aufgeteilt. Dies kann jedoch nicht wünschenswert sein, weil Warteschlangen verschiedene Abschnitte der gemeinsamen Verbindungsbandbreite zugewiesen werden können.
Bei der gewichteten Einteilung mit einer zyklischen Warteschlange (WRR-Einteilung), die in einer Veröffentlichung von Manolis Katevenis u.a. mit dem Titel "Weighted Round-Robin Cell Multiplexing in a General Purpose ATM Switch Chip", IEEE Journal on Selected Areas in Communications, Band 9, Nr. 8, S. 1265–1279, Oktober 1991 beschrieben wurde, wird jeder Warteschlange (Verbindungs- oder Klassenwarteschlange) ein Gewicht zugewiesen. Die WRR-Einteilung strebt an, die überhängigen Warteschlangen proportional zu den zugewiesenen Gewichten zu versorgen. Die WRR-Einteilung wird unter Verwendung von Zählern implementiert, wobei ein Zähler jeder Warteschlange zugeordnet ist. Die Zähler werden mit den zugewiesenen Gewichten initialisiert. Eine Warteschlange ist zur Versorgung auswählbar, falls sie nicht leer ist und einen positiven Zählerwert aufweist. Immer dann, wenn eine Warteschlange versorgt wird, wird ihr Zähler um eins verringert (bis auf ein Minimum von Null). Zähler werden mit den Anfangsgewichten zurückgesetzt, wenn alle anderen Warteschlangen entweder leer sind oder einen Zählerwert von Null aufweisen. Ein Problem bei diesem zählerbasierten Ansatz besteht darin, dass die Ratengranularität von der Auswahl der Rahmengröße (d.h. der Summe der Gewichte) abhängt.
Ein weiteres Verfahren, das gewichtete faire Warteschlangen-Einreihungsverfahren ("Weighted Fair Queuing" – WFQ), das auch als verallgemeinertes Paket-für-Paket-Teilen (Packet-by-Packet Generalized Sharing" – PGPS) bekannt ist, wurde in einer Veröffentlichung von Alan Demers u.a. mit dem Titel "Analysis and Simulation of a Fair Queuing Algorithm", Verhandlungen SIGCOMM'89, S. 1–12, Austin, TX, September 1989 und in einer Veröffentlichung von S. Jamaloddin Golestani mit dem Titel "A Self-clocked Fair Queuing Scheme for Broadband Applications", IEEE, 0743-166X/94, 1994, S. 5c.1.1–5c.1.11 beschrieben. Dieses Verfahren ist ein Planungsalgorithmus auf der Grundlage der nähernden verallgemeinerten Prozessorteilung ("Approximating Generalized Processor Sharing" – GPS). Beim GPS-Modell wird angenommen, dass der Verkehr ein Fluid ist, so dass der Server Fluid gleichzeitig von allen Warteschlangen bei Raten, die zu ihren zugewiesenen Gewichten proportional sind, abziehen kann. Ein Zeitstempel wird berechnet, wenn jede Zelle ankommt. Der Wert des Zeitstempels stellt die Endzeit der Zelle in dem Fluidmodell dar. Das WFQ-Verfahren teilt durch Auswählen der Zelle mit dem kleinsten Zeitstempelwert ein.
In der Druckschrift WO 97 14240 A (AISSAOUI MUSTAPHA, LIAO RAYMOND RUI FENG (CA), NEWBRIDGE NETWORKS, 17. April 1997) ist ein Verfahren zur fairen Warteschlangenversorgung an einem Warteschlangen-Einreihungspunkt in einem paketvermittelten Netz mit mehreren Versorgungsklassen vorgestellt, wobei ankommende Pakete in Puffern empfangen werden und abgehende Pakete durch einen gewichteten fairen Warteschlangeneinteiler eingeteilt werden, wobei Echtzeitinformationen der Pufferauslastung zusammen mit der Anforderung einer minimalen Bandbreite verwendet werden, um die Gewichte des gewichteten fairen Warteschlangeneinteilers dynamisch zu modifizieren.
Alle vorstehend beschriebenen Verfahren sind in bezug auf den lokalen Verbindungsengpass in dem Sinne arbeitssparend, dass, wenn es Zellen in dem Puffer bzw. in den Puffern gibt, eine Zelle während einer Zellenzeit versorgt wird. Dagegen ist ein anderes Zelleneinteilungsschema, die dynamische Ratensteuerung (DRC), die in der ebenfalls anhängigen Patentanmeldung 08/924 820 entwickelt wurde, im allgemeinen nicht arbeitssparend. Eine Zelle kann zurückgehalten werden, falls sie stromabwärts zu einer Überbelegung führen könnte. Bei der DRC-Einteilung werden wie bei WFQ Zeitstempel verwendet, die Zeitstempel stellen jedoch absolute Zeitwerte dar. Demgemäß kann DRC, falls erforderlich, eine Zelle zurückhalten, um eine Überbelegung an einem späteren Vermittlungsengpass zu vermindern. Dieses Merkmal kann mit WFQ oder WRR nicht erreicht werden. Ein Merkmal der DRC-Einteilung besteht darin, dass dabei keine Sortierung der Zeitstempel erforderlich ist, weil die Zeitstempel mit einem absoluten Zeittakt verglichen werden. Weiterhin kann eine Verkehrsformung leicht in den DRC-Einteiler aufgenommen werden.
ZUSAMMENFASSUNG DER ERFINDUNG
Die vorliegende Erfindung ist eine flexible und skalierbare Architektur und ein Verfahren, wodurch die DRC-Einteilung implementiert wird. Einzelheiten zu den Algorithmen und Prinzipien, die der DRC-Einteilung zugrunde liegen, sind in der anhängigen Anmeldung 08/924 820 beschrieben. Ein Schlüsselbestandteil des DRC-Einteilers ist ein Verkehrsformer, der mehrere Verkehrs-Streams auf der Grundlage dynamisch berechneter Raten formt. Die Raten werden auf der Grundlage von an Vermittlungsengpässen beobachteten Überbelegungsinformationen berechnet. Alternativ können die Raten nur auf der Grundlage der am lokalen Engpass beobachteten Überbelegung berechnet werden. Die modulare Gestaltung des Einteilers ermöglicht seine Verwendung in einer Vielzahl von Vermittlungskonfigurationen.
Insbesondere können die Architektur des DRC-Einteilers und das Verfahren gemäß der vorliegenden Erfindung auf die in der anhängigen Anmeldung 08/923 978 erörterte gepufferte Ein-/Ausgabe-Vermittlungsarchitektur angewendet werden.
Der Verkehrsformer kann eine große Anzahl von Streams mit einem breiten Bereich zugeordneter Ratenwerte formen. Bei der aktuellen Technologie ist die Architektur in der Lage, eine Je-VC-Warteschlangeneinreihung mit bis zu 64K virtuellen Kanälen (VC) mit Bitraten, die von 4 kbps bis 622 Mbps reichen, zu unterstützen. Die Skalierbarkeit in bezug auf die Anzahl der Streams, die unterstützt werden können, wird durch Einteilen der zu versorgenden Streams unter Verwendung einer auch als Kalenderwarteschlange bekannten Zeitrad-Datenstruktur erreicht. Kalenderwarteschlangen sind wohlbekannt. Es sei beispielsweise auf einen Artikel von R. Brown mit dem Titel "Calendar Queues:
A Fast 0(1) Priority Queue Implementation for the Simulation Event Set Problem", Communications of the ACM, Band 31, Oktober 1988, worauf hiermit verwiesen sei, hingewiesen.
Zum Behandeln eines großen Bereichs von Bitraten werden mehrere Zeiträder mit unterschiedlichen Zeitgranularitäten verwendet. Das Zeitradkonzept und die Unterteilung von Raten in Bereiche sind auch wohlbekannt. Es sei beispielsweise auf einen Artikel von J. Rexford u.a. mit dem Titel "Scalable Architecture for Traffic shaping in High Speed Networks", IEEE INFOCOM '97 (Kobe), April 1997, worauf hiermit verwiesen sei, hingewiesen. Die Formerarchitektur gemäß der vorliegenden Erfindung unterscheidet sich von derjenigen, die im Artikel von Rexford beschrieben ist, dadurch, dass sie Prioritätsstufen zum Entscheiden zwischen Streams, die gleichzeitig für die Übertragung auswählbar sind, unterstützt. Die höchste Prioritätsstufe wird dynamisch zugewiesen, um minimale Ratengarantien auf einer kurzen Zeitskala bei der DRC-Einteilung bereitzustellen. Die übrigen Prioritätsstufen ermöglichen eine grobe QoS-Differenziation zum Definieren von Verkehrsklassen. Auch bei dieser Architektur ist die Zuweisung der Streams zu Zeiträdern, abhängig von dem für den Stream berechneten aktuellen Ratenwert, dynamisch.
Ein Hauptziel der Erfindung besteht darin, eine Architektur und ein Verfahren bereitzustellen, die in der Lage sind, Zellen versorgende Stream-Warteschlangen mit unterschiedlichen QoS-Anforderungen einzuteilen, während die Übertragungsrate geformt wird, um eine Überbelegung an Engpässen in einer ATM-Vermittlung zu verhindern.
Ein weiteres Ziel der Erfindung besteht darin, eine Einteilerarchitektur bereitzustellen, die verwendet werden kann, um Verfügbare-Bitrate-(ABR)-Versorgungs-Virtuelle-Quelle-(VS)/Virtuelles-Ziel-(VD)-Protokolle zu implementieren, wie in "Traffic Management Specification, Version 4.0", The ATM Forum, März 1996 dargelegt ist.
Ein anderes Ziel der Erfindung besteht darin, eine Einteilerarchitektur bereitzustellen, die sowohl eine Einteilung als auch eine duale verlustbehaftete Auslastungsparametersteuerungs-(UPC)-Formung ausführt, wie auch in "Traffic Management Specification, Version 4.0" dargelegt ist. Die UPC-Formung wird verwendet, um zu erzwingen, dass ein Verkehrs-Stream mit UPC-Parametern übereinstimmt, um eine Kennzeichnung oder Entfernung von Zellen an der Schnittstelle zu einem anderen Unternetz, wodurch der Stream hindurchtritt, zu vermeiden.
Hier werden die Grundgedanken der vorliegenden Erfindung unter Berücksichtigung des vorstehend Erwähnten schematisch beschrieben, um die vorliegende Erfindung zu erleichtern.
Kurz gesagt, der Gehalt der vorliegenden Erfindung besteht in der Tatsache, dass eine dynamische Rate unter Berücksichtigung von Überbelegungsinformationen auf einer stromabwärts gelegenen Seite berechnet wird und ein Zeitstempel auf der Grundlage der dynamischen Rate berechnet wird, um eine Warteschlange einzuteilen bzw. neu einzuteilen. Genauer gesagt, ist, wenn der Zeitstempel mit TS bezeichnet ist, ein Zeitstempel zur Einteilung durch max(TS + 1/R, CT) gegeben, während ein Zeitstempel zur Neueinteilung durch TS = TS + 1/R gegeben ist, wobei CT die aktuelle Zeit ist und R die dynamische Rate ist. Hier sei bemerkt, dass die dynamische Rate R durch R = M + wE berechnet wird, wobei M und w eine minimale garantierte Rate bzw. ein Gewichtsfaktor sind und E eine auf der Grundlage von Überbelegungsinformationen berechnete Überschussrate darstellt.
Wie anhand des vorstehend Erwähnten leicht verständlich sein wird, hängt die dynamische Rate R von der Überschussrate E ab und wird schrittweise aktualisiert. Zusätzlich werden die Zeitstempel für das Einteilen bzw. Neueinteilen durch die Verwendung des zuletzt berechneten Werts der dynamischen Rate R bestimmt. Dies zeigt, dass die Zeitstempel für das Einteilen bzw. Neueinteilen unter Berücksichtigung der Überbelegungsinformationen berechnet werden.
Die sich auf die Einteilung bzw. Neueinteilung beziehenden vorstehend erwähnten Formeln können modifiziert werden, um zu bewirken, dass jeder Stream von der Warteschlange mit UPC-Parametern, wie PCR (Spitzenzellenrate), SCR (länger erhaltbare Zellenrate) und MBS (maximale Bündelgröße), übereinstimmt. Beispielsweise sollen die Zeitstempel TS für die Einteilung bzw. Neueinteilung so berechnet werden, dass sie mit der PCR übereinstimmen. In diesem Fall sind die Zeitstempel TS für das Einteilen bzw. Neueinteilen durch TS = max(TS + max(1/R, 1/PCR), CT) bzw. TS = TS + max(1/R, 1/PCR) gegeben. Anhand dieser Tatsache lässt sich leicht verstehen, dass jede Zelle mit einem Zeitintervall von mindestens 1/PCR übertragen wird, das zwischen zwei benachbarten der Zellen verbleibt und das durch einen auf der Grundlage des Zeitstempels TS für die Einteilung bzw. Neueinteilung bestimmten Formungszeitstempel spezifiziert ist. Dies zeigt, dass der Zellen-Stream mit der Vereinbarung der Spitzenzellenrate (PCR) an der nächsten stromabwärts gelegenen Vermittlung übereinstimmt. Daher wird der Stromabwärtsvereinbarungsmechanismus die Zellen in dem geformten Zellen-Stream weder kennzeichnen noch aussondern. Beispielsweise kann ein CLP-(Zellenverlustprioritäts)-Kennzeichen gemäß der vorliegenden Erfindung nicht in einen Logikzustand "1" versetzt werden.
Dies gilt auch für die SCR. Bei der Vereinbarung der SCR wird ein Zeitstempel zum Übertragen einer nächstfolgenden Zelle mit Bezug auf den SCR-Wert und eine vorgegebene Bündelschwelle (TH), die durch den Wert von MBS (maximale Bündelgröße) bestimmt ist, praktisch berechnet.
Bei jeder Rate verwirklicht das vorstehend erwähnte Verfahren gemäß der vorliegenden Erfindung den Formungsvorgang. Mit anderen Worten kann ein Einteiler gemäß der vorliegenden Erfindung nicht nur die Einteilung bzw. Neueinteilung sondern auch die Formung ausführen.
Alternativ kann das Verfahren gemäß der vorliegenden Erfindung in Zusammenhang mit einer virtuellen ABR-Quelle (ABR VS) verwendet werden, die eine Verkehrsformung ausführt, um zu erzwingen, dass ein Stream mit den ABR-Anforderungen übereinstimmt. In diesem Fall wird eine Warteschlange entsprechend der durch einen ABR-Mechanismus (zusammen mit der dynamischen Einteilungsrate) bestimmten Rate geformt.
KURZBESCHREIBUNG DER ZEICHNUNG
1 zeigt ein Diagramm der Hauptbestandteile eines ATM-Puffermoduls, das einen Ein- oder Ausgabeport einer Vermittlung versorgt.
2 zeigt ein Diagramm einer Ausführungsform der Einteilerarchitektur der vorliegenden Erfindung.
3 zeigt ein Diagramm einer anderen Ausführungsform der Einteilerarchitektur der vorliegenden Erfindung.
4 zeigt ein Flussdiagramm, in dem die Prozedur zum Berechnen eines Zeitstempelwerts dargestellt ist, wenn eine Zelle an einer Stream-Warteschlange ankommt (ohne Berücksichtigung eines Umlaufs).
5 zeigt ein Flussdiagramm, in dem die Prozedur zum Berechnen eines Zeitstempelwerts dargestellt ist, wenn eine Zelle von einer Stream-Warteschlange abweicht.
6 zeigt ein Flussdiagramm, in dem die Prozedur zum Prüfen des Ruhe- bzw. Bereitschaftszustands einer Stream-Warteschlange während jeder Zellenzeit dargestellt ist.
7 zeigt ein Flussdiagramm, in dem die Prozedur zum Berechnen eines Zeitstempelwerts dargestellt ist, wenn eine Zelle an einer Stream-Warteschlange ankommt, wobei der Umlauf berücksichtigt wird.
8 zeigt ein Diagramm eines Zeitrads mit feiner Teilung mit einer einzigen Priorität.
9 zeigt ein Diagramm eines Zeitrads mit grober Teilung mit einer einzigen Priorität.
10 zeigt ein Diagramm einer Bereitschaftsliste mit einer einzigen Priorität.
11 zeigt ein Diagramm eines Zeitrads mit einer feinen Teilung mit mehreren Prioritäten.
12 zeigt ein Diagramm eines Zeitrads mit einer groben Teilung mit mehreren Prioritäten.
13 zeigt ein Diagramm einer Bereitschaftsliste mit mehreren Prioritäten.
14 zeigt die Prozedur zum Anhängen einer Stream-Warteschlangenkennung an eine Bereitschaftsliste.
15 zeigt die Prozedur zum Einfügen einer Stream-Warteschlangenkennung an einem Zeitrad.
16 zeigt die Prozedur zum Extrahieren einer Stream-Warteschlangenkennung aus einer Bereitschaftsliste.
17 zeigt die Prozedur zur Zellenankunfts-Zeitstempelberechnung, die eine Einteilung und eine UPC-Formung kombiniert.
18 zeigt die Prozedur zur Zellenabgangs-Zeitstempelberechnung, die eine Einteilung und eine UPC-Formung kombiniert.
19 zeigt ein Diagramm eines Zeitrads mit feiner Teilung mit mehreren Prioritäten mit einer Prioritätsstufe je Zeit-Bin.
20 zeigt ein Diagramm eines Zeitrads mit grober Teilung mit mehreren Prioritäten mit einer Prioritätsstufe je Zeit-Bin.
21 zeigt ein Diagramm von Zeitrad-Zeit-Bins und Bereitschaftslisten, die den 19 und 20 zugeordnet sind.
22 und 23 zeigen Zeitrad-Einteilungsoperationen.
DETAILLIERTE BESCHREIBUNG DER BEVORZUGTEN AUSFÜHRUNGSFORM
Bei einer ATM-Vermittlung oder einem ATM-Multiplexer kommen Zellen an einem Engpass an und werden in Puffern gespeichert, um auf die Übertragung durch den Engpass zu ihren Bestimmungsorten zu warten.
1 zeigt die Hauptbestandteile eines ATM-Puffermoduls, das als ein Vermittlungsein- oder -ausgabeport dient: einen Warteschlangenmanager 2, einen Einteiler 3, einen Zellenspeicher 1 und einen Steuerspeicher 4. Das Modul kann beispielsweise ein Ausgabemodul oder ein Eingabemodul einer Vermittlung sein.
Der Warteschlangenmanager 2 speichert ankommende Zellen im Zellenspeicher 1 in Form von Stream-Warteschlangen Q₁, Q₂, ... Q_K. Steuerinformationen für jede Warteschlange werden im Steuerspeicher 4 gespeichert. Statt Zellen zu speichern, kann der Warteschlangenmanager 2 Zellen fallen lassen, falls eine Überbelegung auftritt. Beispielsweise kann ein schwellenwertbasierter Zellenaussonderungsmechanismus verwendet werden. Während jeder Zellenzeit kann der Warteschlangenmanager 2 eine Zelle im Speicher wählen, die zur nächsten Stufe in der Vermittlung zu übertragen ist.
Die Auswahl der nächsten zu übertragenden Zelle wird durch den Einteiler 3 festgelegt, welcher der Brennpunkt der vorliegenden Erfindung ist. In der Konfiguration aus 1 wirkt der Einteiler 3 folgendermaßen mit dem Warteschlangenmanager 2 zusammen. Während jeder Zellenzeit fragt der Warteschlangenmanager 2 den Einteiler 3 ab. Der Einteiler 3 antwortet entweder mit einer Warteschlangenkennung oder mit einem Nullwert. Falls der Einteiler 3 eine gültige Warteschlangenkennung liefert, entfernt der Warteschlangenmanager 2 die erste wartende Zelle in der entsprechenden Stream-Warteschlange im Zellenspeicher 1 und überträgt die Zelle zur nächsten Stufe.
Sowohl der Warteschlangenmanager 2 als auch der Einteiler 3 haben Zugang zum Steuerspeicher 4. Der Steuerspeicher 4 speichert Informationen, die jeder Stream-Warteschlange entsprechen, die zum Ausführen der Pufferverwaltung und- einteilung verwendet werden. K stellt die Gesamtzahl der Stream-Warteschlangen dar, und Q_i bezeichnet die i-te Stream-Warteschlange. Der Steuerspeicher 4 enthält einen Zählwert der Anzahl der Zellen in jeder Stream-Warteschlange und andere Steuerinformationen, die vom Warteschlangenmanager 2 oder vom Einteiler 3 verwendet werden können. Der Einteiler 3 führt eine zeitbasierte Einteilung aus. Dabei wird ein Zeitstempelwert TS_i für Q_i erhalten. Der Zeitstempelwert stellt den nächsten Zeitraum dar, zu dem das Versorgen einer Stream-Warteschlange auswählbar ist. Weiterhin ist Q_i mit zwei Raten verbunden, nämlich einer statischen, minimal garantierten Rate M_i, und einer dynamischen Rate R_i, die entsprechend der DRC-Einteilung aktualisiert wird.
Der Einteiler 3 legt die Stream-Warteschlange (falls eine vorliegt) fest, die in der aktuellen Zellenübertragungszeit zu versorgen ist. Für einen arbeitssparenden Einteiler ist nur die Folge der Zellenübertragungen wichtig, d.h. immer dann, wenn es mindestens eine Zelle in den Puffern gibt, wird eine Zelle während der aktuellen Zellenzeit übertragen. Dagegen kann ein nicht arbeitssparender Einteiler ermöglichen, dass ein Übertragungsschlitz in den Bereitschaftszustand geht, selbst wenn sich Zellen in dem Puffer befinden. In diesem Fall ist die absolute Zeit, zu der Zellen übertragen werden, wichtig.
Im allgemeinen ist eine Einteilung mit dynamischer Ratensteuerung (DRC-Einteilung) nicht arbeitssparend. Zellen werden in absoluten Zeiträumen zur Übertragung eingeteilt. Wenn Zellen ankommen, werden sie auf einer Je-Stream-Basis in eine Warteschlange eingereiht. Das heißt, dass Zellen, die einem Stream i entsprechen, in einer FIFO-Stream-Warteschlange, die als Q_i bezeichnet ist, gepuffert werden. Der Stream-Warteschlange Q_i ist eine Rate R_i zugeordnet, die auf der Grundlage von Überbelegungsinformationen an den Engpässen, durch die der Stream i hindurchtritt, dynamisch berechnet wird. Die Zelleneinteilung wird durch eine Spitzenratenformung jedes Streams entsprechend seiner zugeordneten dynamischen Rate erreicht. Dies kann durch einen Zeitstempelwert TS_i erreicht werden, der aktualisiert wird, um den nächsten Zeitraum widerzuspiegeln, zu dem die Versorgung der Warteschlange Q_i ausgewählt werden kann. Eine Zeitrad-Datenstruktur wird verwendet, um Kennungen von Stream-Warteschlangen zu speichern, die darauf warten, dass ihre Zeitstempelwerte ablaufen.
2 zeigt ein Blockdiagramm einer Ausführungsform der Architektur des Einteilers. Der Steuerspeicher 4 speichert Warteschlangeninformationen für jede Warteschlange in der Art des Zeitstempelwerts, der Rate und der Größe jeder Stream-Warteschlange. Die Ratenberechnungseinheit 8 berechnet die Rate für jede Stream-Warteschlange auf der Grundlage externer Rateninformationen und im Steuerspeicher 4 gespeicherter Informationen. Die Zeitstempel-Berechnungseinheit 7 berechnet den Zeitstempelwert für jede Warteschlange. Stream-Warteschlangen werden durch einen Einteilungsspeicher 5A eingeteilt, der die Form einer Zeitrad-Datenstruktur annimmt. Eine Bereitschaftsliste 9A enthält eine mit Prioritäten versehene Liste von zu versorgenden Stream-Warteschlangen. Die Bereitschaftsliste wird später in der Beschreibung in weiteren Einzelheiten erklärt. Die Zeitstempel-Berechnungseinheit 7, der Einteilungsspeicher 5A und die Bereitschaftsliste 9A werden alle durch die Einteilerlogikeinheit 6 gesteuert und koordiniert.
3 zeigt ein Blockdiagramm einer anderen Ausführungsform der Architektur des Einteilers. Der Unterschied zwischen dieser Ausführungsform und der in 2 dargestellten Ausführungsform besteht darin, dass ein zweiter Einteilungsspeicher 5B und mehrere Bereitschaftslisten 9B, 9C und 9D verwendet werden. Bei dieser Architektur ist die Zeitradstruktur in einem der Einteilungsspeicher ein Zeitrad mit feiner Teilung und die Zeitradstruktur in dem anderen Einteilungsspeicher ein Zeitrad mit grober Teilung. Diese zwei verschiedenen Zeitradstrukturen und mehrere Bereitschaftslisten werden später in dieser Beschreibung in weiteren Einzelheiten erklärt.
EINTEILUNG DURCH VERKEHRSFORMUNG
In einem ATM-Netz nimmt ein Verkehrsformer einen Eingangs-Zellen-Stream entgegen und verzögert, wenn notwendig, bestimmte Zellen, um einen Ausgangs-Zellen-Stream zu erzeugen, der mit den Parametern des Formungsalgorithmus übereinstimmt. Das einfachste Beispiel eines Formers ist ein Spitzenratenformer, der gewährleistet, dass der minimale Abstand zwischen Zellen 1/R [Sekunden] ist, wobei R die spezifizierte Spitzenrate ist. Die Verkehrsformung wird auf der Benutzerseite vor dem Eintreten des Zellen-Streams in das Netz ausgeführt. Der Zweck der Verkehrsformung besteht darin, einen Zellen-Stream so zu glätten, dass er weniger Netzressourcen benötigt und dem Benutzer daher weniger Kosten verursacht.
Die Einteilerarchitektur und das Verfahren dieser Erfindung beruht auf der Spitzenratenformung jedes Streams zu einer lokal berechneten Einteilungsrate. Verschiedene Arten der Verkehrsformung können durch Ändern des Formungsalgorithmus erreicht werden. Der spezielle Fall der Spitzenraten-Verkehrsformung wird beschrieben, weil es sich dabei um den Typ der Formung handelt, die in dem DRC-Einteiler erforderlich ist. Der Spitzenraten-Formungsalgorithmus ist im Prinzip einfach, eine praktische Implementation muss jedoch das Auftreten eines Umlaufs infolge der ähnlichen Anzahl von Bits, die zum Darstellen von TS_i und der aktuellen Zeit (CT) verwendet werden, berücksichtigen. Ein Spitzenraten-Formungsalgorithmus wird unter der Annahme, dass kein Umlauf auftritt, im folgenden Abschnitt beschrieben. Der Abschnitt Umlaufmechanismus beschreibt einen modifizierten Algorithmus zum Behandeln des Umlaufs.
SPITZENRATENFORMUNG
Im allgemeinen Fall wird ein Zeitstempelwert TS_i für den i-ten Stream erhalten. Der Wert von TS_i wird aktualisiert, wenn bestimmte Ereignisse, d.h. eine Ankunft oder ein Abgang von Zellen für den Stream i, auftreten. Zellen des ankommenden Streams i werden in der Stream-Warteschlange Q_i gespeichert. In einer gegebenen Zellenzeit stellt der Wert von TS_i nach einer Aktualisierung von TS_i (falls überhaupt) die Zeit dar, zu der die erste wartende Zelle in Q_i (falls überhaupt) zur Übertragung ausgewählt werden kann. Das heißt, dass die erste wartende Zelle in Q_i zur Übertragung ausgewählt werden kann, wenn der Wert von CT dem Wert von TS_i gleicht oder größer ist als dieser.
Anfänglich wird TS_i auf Null gesetzt, und jedes Aktualisieren von TS_i erhöht ihn um einen positiven Betrag. Eine aktuelle Zeitvariable CT verfolgt den Echtzeit-Zeitgeber. Anfänglich wird CT auf Null gesetzt und zu Beginn jeder aufeinander folgenden Zellenzeit um eins erhöht. Unter der Annahme, dass TS_i und CT jeweils durch n Bits dargestellt werden, läuft CT nach 2ⁿ Zellenzeiten zum Wert null um. Nach einer ausreichenden Anzahl von Aktualisierungsereignissen läuft auch der Wert von TS_i um. Das Thema des Umlaufs wird im nächsten Abschnitt erörtert. Für die folgende Erörterung wird angenommen, dass der Umlauf kein Problem ist.
Ein Zeitstempelwert TS_i wird aktualisiert, wenn eines der folgenden Ereignisse auftritt:

1. Zellenankunft vom Stream i oder
2. Zellenabgang vom Stream i.

Als ein Beispiel der Implementation des Algorithmus sei angenommen, dass der Stream i zu einer Spitzenrate R_i zu formen ist. Dies bedeutet, dass der Zwischenzellenabstand von Zellenabgängen für den Stream i größer oder gleich 1/R_i sein muss. Falls ein Stream i an einer leeren Q_i ankommt, kann die Zelle ausgewählt werden, um zu der früheren von zwei Zeiten abzugehen:

1. zur Zeit CT, d.h. sofort, oder
2. 1/R_i Zellenzeiten nach dem letzten Zellenabgang von Q_i.

Dementsprechend ist die Berechnung des Zeitstempelwerts für die Spitzenratenformung bei Zellenankunfts- und -abgangsereignissen für den Stream i in den 4 und 5 dargestellt und wird nachstehend beschrieben.
Nachdem eine Zelle angekommen ist (Schritt 100), wird die Zelle an Q_i angehängt, falls die Stream-Warteschlange nicht leer ist (Schritt 140). Falls die Warteschlange jedoch leer ist, muss der Stream eingeteilt werden (Schritt 110). Der Zeitstempelwert TS_i wird auf das Maximum von (TS_i + 1/R_i) oder CT gesetzt (Schritt 120). Der Stream i wird dann zur Zeit TS_i eingeteilt (Schritt 130).
Nachdem eine Zelle von Q_i übertragen wurde (Schritt 200), wird keine Zeitstempelberechnung ausgeführt, falls die Warteschlange leer ist (Schritt 240). Falls die Warteschlange jedoch nicht leer ist, muss der Stream eingeteilt werden (Schritt 210). Der Zeitstempelwert TS_i wird auf TS_i + 1/R_i gesetzt (Schritt 220). Der Stream i wird dann zur Zeit TS_i eingeteilt (Schritt 230). Das Einteilen eines Streams i zur Zeit TS_i bedeutet das Anhängen einer Stream-Warteschlangenkennung für den Stream an das Zeitrad bei dem der Zeit TS_i entsprechenden Zeit-Bin.
UMLAUFMECHANISMUS
Als ein Beispiel des Umlaufmechanismus sei angenommen, dass TS und CT unter Verwendung von n Bits gespeichert werden. Der Zähler CT wird auf Null initialisiert und während jeder Zellenzeit um eins erhöht. Nach einer Zyklusperiode von 2ⁿ Zellenzeiten läuft CT zum Nullwert zurück um. Ähnlich läuft der Zeitstempelwert TS um, nachdem er über den Wert 2ⁿ – 1 hinaus erhöht wurde. Falls CT über TS hinausgeht und umläuft, wird gesagt, dass CT eine Zyklusperiode vor TS ist.
Umgekehrt könnte TS über CT hinaus in die nächste Zyklusperiode fortlaufen, wenn ein Zeitstempel-Aktualisierungsereignis auftritt. Um die relativen Zyklen zu verfolgen, in denen der Zeitstempel und die aktuelle Zeit liegen, werden zwei 2-Bit-Zonenindikatoren eingeführt, die als z_CT und z_TSi bezeichnet werden und CT bzw. TS_i entsprechen. Wenn CT umläuft, wird z_CT um eins erhöht (modulo vier). Ähnlich wird z_TSi um eins erhöht, wenn TS_i umläuft (modulo vier). Die Zonenbits sind lediglich Zwei-Bit-Erweiterungen der Register für TS_i und CT. Die Interpretationen der Zonenbitwerte sind in Tabelle 1 dargestellt.

Tabelle 1. Interpretation von Zonenindikatoren

Zonenvergleich	Interpretation
z_CT = z_TSi	CT und TS_i liegen im selben Zyklus CT
z_CT = (z_TSi – 1) mod 4	CT liegt einen Zyklus hinter TS
z_CT = (z_TSi + 1) mod 4	CT liegt einen Zyklus vor TS
z_CT = (z_TSi + 2) mod 4	CT liegt zwei Zyklen vor TS

In diesem Beispiel wird angenommen, dass 1/R_i < 2ⁿ für alle Streams i ist. Dies gewährleistet, dass CT nie mehr als einen Zyklus hinter TS zurückfällt. Ein Mechanismus zum Gewährleisten, dass CT nie um mehr als einen Zyklus vor TS läuft, wird nun beschrieben. Es sei I_i ein Bereitschaftsbit für den Stream i, das zunächst auf Null gesetzt ist. Falls der Wert von I_i gleich null ist, wird der Stream als aktiv angesehen, und er wird andernfalls als sich im Bereitschaftszustand befindend angesehen, wenn I_i gleich eins ist. Ein Stream wird zur Zeit CT als sich im Bereitschaftszustand befindend angesehen, wenn der letzte Zellenabgang mehr als 1/R_i Zellenzeiten in der Vergangenheit aufgetreten ist.
Als nächstes wird ein unabhängiger Prozess eingeführt, der durch alle Streams zyklisch verläuft, um festzustellen, welcher sich im Bereitschaftszustand befindet. Für jene Streams i, die als sich im Bereitschaftszustand befindend bestimmt werden, wird das Bereitschaftsbit I_i auf eins gesetzt. N₁ sei die Gesamtanzahl der Streams. Es wird angenommen, dass während einer Zellenzeit nur für eine Warteschlange geprüft werden kann, ob sie sich im Bereitschaftszustand befindet. Um zu gewährleisten, dass CT nie zwei oder mehr Zyklen über TS_i vorläuft, sollte die maximale Anzahl von Streams, die unterstützt werden können, kleiner als 2ⁿ sein. Während jeder Zellenzeit wird die Prüfung auf das Vorhandensein eines Bereitschaftszustands fortgesetzt, wie in 6 dargestellt ist und wie nachstehend beschrieben wird.
Zur Zellenzeit i = (i + 1) mod N₁ (Schritt 300) wird festgestellt, ob der Stream sich nicht im Bereitschaftszustand befindet (I_i = 0) und die Warteschlange leer ist (Schritt 310). Falls beide Bedingungen nicht erfüllt sind, wird das Bereitschaftsbit I_i auf 0 gesetzt oder bei 0 gehalten (Schritt 340). Falls beide Bedingungen erfüllt sind, werden die Zonenangaben folgendermaßen analysiert (Schritt 320): Falls (z_CT = z_TSi und CT – TS_i > 1/R_i) oder [z_TC = (z_TSi + 1) mod 4 und CT – TS_i + 2ⁿ < 1/R_i] ist, wird der Stream als sich im Bereitschaftszustand befindend angesehen und I_i auf 1 gesetzt (Schritt 330). Falls beide Bedingungen nicht erfüllt sind, wird I_i auf 0 gesetzt oder bei 0 gehalten (Schritt 340).
I_i muss immer dann auf Null zurückgesetzt werden, wenn eine Stream-i-Zelle ankommt. Abgesehen von dieser Modifikation berücksichtigt der Formungsalgorithmus die Werte der Zonenindikatoren beim Vergleichen der Werte von CT und TS_i. Die Prozedur zum Behandeln einer Zellenankunft für den Stream i ist in 7 dargestellt und wird nachstehend beschrieben.
Nachdem eine Zelle angekommen ist (Schritt 400), wird I_i auf 0 gesetzt und TS_i auf TS_i + 1/R_i gesetzt (Schritt 410), und der Status der Warteschlange wird geprüft (Schritt 420). Falls die Warteschlange nicht leer ist, wird die Zelle an die Warteschlange angehängt (Schritt 460). Falls die Warteschlange leer ist, wird der Bereitschaftszustand der Warteschlange bestimmt, und die Zonenangaben sind die folgenden: Falls I_i = 1 ist oder (z_CT = z_TSi und CT > TS_i) oder [z_CT = (z_TSi + 1) mod 4 oder z_CT = (z_TSi + 2) mod 4] ist (Schritt 430), wird TS auf CT gesetzt (Schritt 440). Falls die Bedingungen nicht erfüllt sind, wird der Stream zur Zeit TS_i eingeteilt (Schritt 450).
EINTEILUNGSSPEICHER
Zeitrad
Zeitstempelbasierte Algorithmen zur Verkehrsformung wurden im vorhergehenden Abschnitt Einteilung durch Verkehrsformung erörtert. Jede Stream-Warteschlange Q_i weist einen zugeordneten Zeitstempelwert TS_i auf, der den Zeitraum angibt, zu dem die Stream-Warteschlange für den Dienst auswählbar wird. Während der aktuellen Zellenzeit CT ist jede Stream-Warteschlange mit einem TS_i < CT erfüllenden Zeitstempelwert für den Dienst auswählbar. Wenngleich mehrere Stream-Warteschlangen im gleichen Zeitschlitz auswählbar werden können, kann nur eine Zelle von einer der Warteschlangen in jedem Zeitschlitz übertragen werden.
Daher wird eine Bereitschaftsliste auswählbarer Stream-Warteschlangen erhalten. Zur Zeit CT werden alle neu auswählbaren Stream-Warteschlangen zur Bereitschaftsliste bewegt. Während der Zellenzeit wird eine der Stream-Warteschlangen für die Bereitschaftsliste für den Dienst gewählt. Der Warteschlangenmanager 2 behandelt das Entfernen der ersten wartenden Zelle von dem Zellenspeicher und die Übertragung der Zelle zur nächsten Vermittlungs stufe.
Der Grundmechanismus hinter der Verkehrsformung ist einfach. Von einem gegebenen Stream ankommende Zellen werden in FIFO-Ordnung je Stream eingereiht. Während einer gegebenen Zeit wird die erste wartende Zelle in einer Stream-Warteschlange, beispielsweise Q_i, eingeteilt, um zu dem durch den Zeitstempelwert TS_i angegebenen Zeitraum übertragen zu werden. Wie im vorigen Abschnitt erörtert wurde, wird der Zeitstempelwert entweder bei der Ankunft oder beim Abgang einer Zelle von der Stream-Warteschlange Q_i aktualisiert. Der Zeitstempelwert TS_i wird auf der Grundlage des aktuellen Werts von TS_i, der aktuellen Zeit CT und der dynamischen Rate R_i aktualisiert.
Falls der aktualisierte Wert von TS_i < CT ist, ist die erste wartende Zelle in der Stream-Warteschlange Q_i auswählbar, sofort, d.h. in der aktuellen Zellenzeit, übertragen zu werden. Es kann jedoch mehrere Streams i geben, für die CT > TS_i ist. Daher wird eine Bereitschaftsliste wählbarer Stream-Warteschlangen, die noch nicht versorgt worden sind, aufrechterhalten. Falls der aktualisierte Wert von TS_i größer als CT ist, ist die Stream-Warteschlange zu einer künftigen Zeit auswählbar. Eine auch als Kalenderwarteschlange bezeichnete Zeitradstruktur wird verwendet, um Stream-Warteschlangen einzuteilen, die zur Versorgung zu einer künftigen Zeit auswählbar werden.
Die Struktur des Zeitrads kann als eine kreisförmige Anordnung von mit 0, 1, ..., N – 1 nummerierten Einträgen beschrieben werden, wobei der n-te Eintrag auf eine (möglicherweise leere) Liste für die Zeit n (modulo N) eingeteilter auswählbarer Stream-Warteschlangen zeigt. Nach jedem Zeittakt wird der Wert von CT aktualisiert, so dass er auf den nächsten Eintrag des Zeitrads zeigt. Alle Stream-Warteschlangen in der diesem Eintrag entsprechenden Liste werden dann für die Versorgung auswählbar. Diese Liste wird dann an die Bereitschaftsliste angehängt. Während jeder Zellenzeit werden eine oder mehrere Stream-Warteschlangen aus der Bereitschaftsliste versorgt. Die maximale Anzahl der Stream-Warteschlangen, die innerhalb einer Zellenzeit bedient werden können, wird durch die Geschwindigkeit der Logik und des Speichers beschränkt.
VERRINGERUNG DER GRÖSSE DES ZEITRADS
Der Verkehrsformer sollte in der Lage sein, einen weiten Bereich von Raten zu unterstützen. Zum Unterstützen von Verbindungsraten im Bereich von 4 kbps bis 622 Mbps sind etwa 150K Einträge in dem Zeitrad erforderlich. Jeder Eintrag besteht aus sechs Paaren von Anfangspositions-/Endpositionszeigern. Unter der Annahme, dass bis zu 64K Streams unterstützt werden, benötigt jeder Zeiger 16 Bits oder 2 Bytes. Demgemäß beträgt der für jeden Eintrag erforderliche Speicher 24 Bytes. Die Gesamtspeicheranforderung für das Zeitrad alleine würde dann 3,6 MBytes betragen.
Diese Speicheranforderung kann durch die Verwendung von zwei Zeiträdern folgendermaßen erheblich verringert werden (siehe 8 und 9):

1. Ein Zeitrad mit feiner Teilung (FG), wobei jeder Eintrag einer Zellenzeit entspricht.
2. Ein Zeitrad mit grober Teilung (CG), wobei jeder Eintrag mehreren Zellenzeiten entspricht.

In diesem Beispiel wird angenommen, dass jedes Zeitrad aus 2K Einträgen besteht und Stream-Warteschlangen entweder dem FG-Zeitrad oder dem CG-Zeitrad entsprechend der Rate zugewiesen werden.
Bei einer Leitungsrate von 600 Mbps beträgt die niedrigste Rate für den Fluss, die vom FG-Zeitrad unterstützt werden kann: (600 × 106)/(2 × 103) = 300 × 103 oder 300 kbps.
Falls das CG-Zeitrad andererseits eine Rate von 4 kbps unterstützen muss, entspricht die kleinste Granularität, die unterstützt werden kann, der Rate (4 × 103) × (2 × 103) = 8 × 106 oder 8 Mbps. In diesem Fall entspricht ein Eintrag beim CG-Zeitrad: ( 600 × 106)/(8 × 106) ≈ 75
Einträgen beim FG-Zeitrad. Zur Vereinfachung wird diese Zahl auf die nächstliegende Potenz von zwei gerundet, weshalb die Granularität des CG-Zeitrads auf 64 Zellenzeiten gesetzt wird. Dann wird jeder Eintrag in dem CG- Zeitrad auch auf 64 Einträge des FG-Zeitrads gesetzt. In Zeiteinheiten beträgt die Granularität des CG-Zeitrads 44,8 μs, verglichen mit 700 ns für das FG-Zeitrad. Die Raten werden den zwei Zeiträdern folgendermaßen zugewiesen:

FG-Zeitrad: 300 kbps bis 600 Mbps,
CG-Zeitrad: 4 kbps bis 300 kbps.

In diesem Beispiel beträgt für einen Stream mit einer konstanten Bitrate von 300 kbps der durch das CG-Zeitrad herbeigeführte Fehler als Prozentsatz des Zwischenzellenabstands etwa 3,2 %.
Es ist nicht erforderlich, Stream-Warteschlangen den beiden Zeiträdern in statischer Weise auf der Grundlage der Rate zuzuweisen. Stattdessen wird der Stream auf der Grundlage des Bitraten-Streams und des durch das CG-Zeitrad herbeigeführten Fehlers als Prozentsatz entsprechend den relativen Werten des Zeitstempelwerts TS und des Werts der aktuellen Zeit CT folgendermaßen eingeteilt:
Es sei bemerkt, dass in dem vorstehend erwähnten Pseudocode ein Stream für das CG-Zeitrad eingeteilt wird, falls der Zeitstempel ein Vielfaches von 64 ist. Hierdurch wird es unnötig, auf beide Zeiträder in derselben Zellenzeit zuzugreifen.
SPEICHERANFORDERUNG
Jeder Eintrag in einem der zwei Zeiträder besteht aus sechs Paaren von Anfangspositions-/Endpositionszeigern (hp/tp), die 24 Bytes des Speichers benötigen. Wenn beide Zeiträder gezählt werden, die jeweils 2000 Einträge aufweisen, beträgt die Gesamtspeicheranforderung etwa 96 kBytes, was eine Verbesserung von einer Größenordnung gegenüber der Verwendung eines einzigen Zeitrads ist. Ein Verlust, der auftritt, wenn von einem einzigen großen Zeitrad zu zwei kleinen Zeiträdern übergegangen wird, ist eine gröbere Granularität beim Einteilen von Verbindungen mit niedriger Rate und eine erhöhte Wahrscheinlichkeit einer Bündelung an geplanten Zeitschlitzen am groben Zeitrad. Weil Verbindungen mit niedriger Rate jedoch im allgemeinen eine größere Toleranz für eine Zellenverzögerungsvariation aufweisen, ist dieser Effekt nicht signifikant.
Die Bündelungswirkung infolge der gröberen Einteilungsgranularität kann verbessert werden, indem die Anzahl der Einträge in jedem Zeitrad erhöht wird. Falls die Anzahl der Einträge in jedem Zeitrad beispielsweise auf 4.000 verdoppelt wird, kann das FG-Zeitrad Raten im Bereich von 150 kbps bis 600 Mbps unterstützen. Weiterhin wird die Granularität des CG-Zeitrads auf 22,4 μs verbessert. In diesem Fall entspricht jeder Eintrag des CG-Zeitrads 32 Einträgen des FG-Zeitrads (d.h. 32 Zellenzeiten).
PRIORITÄTSSTUFEN
Während einer Zellenzeit kann eine feste Anzahl von Stream-Warteschlangen (d.h. eine oder zwei) versorgt werden (die maximale Anzahl hängt von der verwendeten Speichertechnologie ab). Während desselben Zeitschlitzes können jedoch mehrere Stream-Warteschlangen auswählbar werden. Demgemäß könnte sich ein Überhang auswählbarer Stream-Warteschlangen bilden. Um Stream-Warteschlangen mit unterschiedlichen Toleranzen für eine Zellenverzögerungsvariation (CDV) Rechnung zu tragen, werden vier Prioritätsstufen bereitgestellt. Die Prioritäten werden von hoher zu niedriger Priorität folgendermaßen aufgelistet:

0: Dynamische hohe Priorität (HP),
1: Kurze Echtzeit-CDV (RT-S),
2: Lange Echtzeit-CDV (RT-L) und
3: Nicht-Echtzeit (NRT).

HP ist eine dynamische Zuweisung. Auswählbare Stream-Warteschlangen, die bei ihren minimalen garantierten Raten eingeteilt worden sind, werden automatisch als HP zugewiesen. Dies gewährleistet, dass alle Stream-Warteschlangen ihre minimalen Ratengarantien auf einer kurzen Zeitskala empfangen. Die verbleibenden drei Prioritätsstufen werden entsprechend der Verkehrsklasse und der Toleranz für Zellenverzögerungsvariationen statisch zugewiesen. Als RT-S klassifizierte Streams sind Echtzeit-Streams, die kleine CDV-Toleranzen aufweisen, während RT-L-Streams größere CDV-Toleranzen aufweisen. Nicht-Echtzeit-(NRT)-Streams haben im allgemeinen keine Anforderungen an die CDV.
Im allgemeinen würden Echtzeit-Streams mit niedriger Bitrate als RT-L klassifiziert werden, während Echtzeit-Streams mit hoher Bitrate als RT-S klassifiziert werden würden. Die CDV-Toleranz eines Streams braucht sich jedoch nicht direkt auf seine Bitrate zu beziehen. Die statischen Prioritätsstufen schützen Streams mit einer kleinen CDV-Toleranz vor den Bündelungswirkungen von Streams mit größeren CDV-Toleranzen. Beispielsweise sei ein Szenario betrachtet, bei dem es eintausend 64-kbps-Sprach-Streams gibt, die sich eine 150-Mbps-Verbindung mit einem einzigen 75-Mbps-Multimedia-Stream teilen.
Unter der Annahme, dass der Multimedia-Stream eine konstante Bitrate (CBR) aufweist, muss er eine Zelle einmal alle zwei Zellenzeiten senden. Falls Zellen von den Sprach-Streams an oder in der Nähe desselben Zeitschlitzes gebündelt werden, leidet der Multimedia-Stream als natürliche Folge der Überlagerung an einer schweren CDV in bezug auf seinen Zwischenzellenabstand einer Zellenzeit. Im schlimmsten Fall könnten zwei Zellen von dem Multimedia-Stream durch bis zu tausend Sprachzellen getrennt werden.
EXTERNE SPEICHERUNG
Die Einteiler-Datenstrukturen für eine einzige Prioritätsstufe sind in den 8–10 dargestellt. Für mehrere Prioritätsstufen werden die Zeitradstrukturen und die Bereitschaftsliste für jede Stufe repliziert (siehe die 11–13). Falls es beispielsweise L Prioritätsstufen gibt, besteht jeder Zeit-Bin aus L verschiedenen Listen, wobei eine für jede Prioritätsstufe vorgesehen ist. Ein Zeitrad besteht aus einem Satz in ansteigender Ordnung der Zeit bezeichneter aufeinander folgender Zeit-Bins. Bei dieser Ausführungsform besteht ein Zeitrad aus 2K Zeit-Bins, die aufeinander folgend von 0 bis 2K – 1 nummeriert sind. Es sei bemerkt, dass die Anzahl der Zeit-Bins abhängig von der bestimmten Anwendung variieren kann.
Zum wirtschaftlichen Behandeln eines großen Bereichs von Bitraten wird eine Mehrzahl von Zeiträdern verwendet. Bei dieser Ausführungsform werden zwei Zeiträder verwendet, nämlich ein Zeitrad mit feiner Teilung (FG) und ein Zeitrad mit grober Teilung (CG). Die Zeit-Bins des Zeitrads mit feiner Teilung (FG) entsprechen mit 0, 1, ..., 2K – 1 nummerierten Zellenzeiten. Die Zeit-Bins des Zeitrads mit grober Teilung (CG) entsprechen mit 0, 64, 128, ..., (64·2K) – 1 nummerierten Zellenzeiten. Es sei bemerkt, dass die verschiedenen Zeiträder nicht die gleiche Anzahl von Zeit-Bins zu enthalten brauchen. Allgemein ausgedrückt, wird das Zeitrad mit feiner Teilung zum Versorgen von Streams hoher Rate verwendet, während das Zeitrad mit grober Teilung zum Versorgen von Streams mit niedrigerer Rate verwendet wird, wenngleich diese Unterscheidung keine strenge Eigenschaft der nachstehend beschriebenen Einteilungsalgorithmen ist.
Jedes Zeitrad-Zeit-Bin ist Stream-Warteschlangen zugeordnet, die für denselben Zeitschlitz eingeteilt sind. Weil bis zu 64K-Streams zu unterstützen sind, wird ein Stream-Zeiger oder eine Stream-Warteschlangenkennung mit einem 16-Bit-Wort identifiziert. Jedes Zeitrad-Zeit-Bin besteht aus Anfangspositions- und Endpositionszeigern (hp und tp), die auf Stellen in einem Stream-Zeiger-Speicher zeigen. Diese zeigen auf eine Liste für jedes Zeit-Bin. Der Stream-Zeiger-Speicher besteht aus 64K Einträgen. Jeder Eintrag in dem Stream-Zeiger-Speicher ist ein 16-Bit-Zeiger auf einen anderen Stream. Demgemäß ist der Stream-Zeiger-Speicher logisch 64K tief und 16 Bits breit. Der Stream-Zeiger-Speicher ist folgendermaßen definiert:
Wort V[0 ... (64K – 1)],
wobei Wort einen 16-Bit-Integer-Typ bezeichnet. Die groben Zeiträder sind durch
Warteschlange T_C[0 ... 3][0 ... (2K – 1)]
definiert, während die feinen Zeiträder durch
Warteschlange T_F[0 ... 3][0 ... (2K – 1)]
definiert sind, wobei der Typ Warteschlange ein folgendermaßen definierter zusammengesetzter Datentyp ist:
Wort hp,
Wort tp.
Beispielsweise ist der Anfangspositionszeiger zur Zeit 2 am Zeitrad mit grober Teilung und mit der Priorität 3 bezeichnet durch:
T_C[3] [2]·hp
Sowohl der Stream-Zeiger-Speicher als auch der Zeitrad speicher liegen außerhalb der Steuerlogik des Einteilers.
Die Größe der Bereitschaftsliste ist ein Maß für den Überhang in dem Einteiler. Durch Anwenden einer lokalen dynamischen Ratensteuerung (DRC) kann der Einteiler nahezu arbeitssparend gemacht werden. Weil die DRC-Berechnung auf Warteschlangenlängeninformationen beruht, ist es erforderlich, eine Zählung der Anzahl der Einträge in der Bereitschaftsliste vorzunehmen. Dies kann durch Speichern einer Zählung der Anzahl der Stream-Warteschlangenkennungen in jedem Zeit-Bin erfolgen.
Weil es höchstens 64K aktive Streams gibt, beträgt die maximale Anzahl der Stream-Warteschlangenkennungen in einem Zeit-Bin 64K, so dass die Zählergröße höchstens 16 Bits betragen muss. Daher werden die Zählungen für das grobe und das feine Zeitrad folgendermaßen definiert:
Wort M_C[0 ... (2K – 1)]
Wort M_F[0 ... (2K – 1)]
Wenn der aktuelle Zeitwert CT so weit vorläuft, dass er auf den nächsten Zeit-Bin zeigt, werden alle dem Zeit-Bin zugeordneten Stream-Warteschlangenkennungen für die Versorgung auswählbar. Das heißt, dass die eingeteilten Zeitstempel für die Streams, die diesen Stream-Warteschlangenkennungen entsprechen, ablaufen und die Streams zur Versorgung bereit sind. Abgelaufene Stream-Warteschlangenkennungen werden in einer Bereitschaftsliste festgehalten. Die Bereitschaftsliste enthält Stream-Warteschlangenkennungen, die zur Versorgung bereit sind, die jedoch noch nicht verarbeitet worden sind. Wenn der Einteiler eine externe Stream-Versorgungsanforderung empfängt, wird eine Stream-Warteschlangenkennung von der Anfangsposition der Bereitschaftsliste entfernt, und die Stream-Warteschlangenkennung wird entweder zu einer internen Ausgabewarteschlange gesendet oder zu einem externen Prozess übertragen.
Innerhalb der Steuerlogik gibt es Bitmaps, die den Zeitradspeichern eins-zu-eins entsprechen:
Bit B_C[0 ... 3][0 ... 2K – 1]
Bit B_F[0 ... 3][0 ... 2K – 1]
B_C und B_F bezeichnen die grobe Bitmap bzw. die feine Bitmap. Die Bitmaps werden auf Null initialisiert, wodurch angegeben wird, dass alle Zeitrad-Zeit-Bins zunächst leer sind. Ein Wert von eins in einem Bitmap-Eintrag gibt an, dass das entsprechende Zeitrad-Zeit-Bin nicht leer ist. Es gibt eine Bereitschaftsliste für jede Prioritätsstufe:
Warteschlange r [0 ... 3]
Eine leere Bereitschaftsliste i wird durch Setzen von r[i]·hp = 0 angegeben. Wir definieren auch eine Integervariable rc, welche die Gesamtzahl der Einträge in allen Bereitschaftslisten zählt.
EINTEILUNG
Die aktuelle Zeit wird in einem als CT bezeichneten 17-Bit-Zähler gespeichert. Zwei in z_CT gespeicherte Zusatzbits geben die Zone von CT an. Die Zone z_CT nimmt die Werte 0, 1, 2 oder 3 an. Wenn CT von 128K – 1 nach null umläuft, wird z_CT um eins inkrementiert (modulo vier). Ähnlich wird der Zeitstempelwert TS_i für die Stream-Warteschlange Q_i als eine 17-Bit-Zahl gespeichert, wobei die durch zwei Bits angegebene Zone in z_TSi gespeichert wird. Falls z_CT = z_TSi ist, d.h. falls die aktuelle Zeit und der Zeitstempelwert in derselben Zone liegen, können CT und TS_i direkt verglichen werden. Falls z_CT = (z_TSi – 1) mod 4 ist, stellt TS_i eine Zeit in der nächsten Zone, d.h. in der Zukunft in Bezug auf CT, dar. Falls andererseits z_CT = (z_TSi + 1) mod 4 oder z_CT = (z_TSi + 2) mod 4 ist, stellt TS_i eine Zeit in einer vorhergehenden Zone, d.h. in der Vergangenheit in bezug auf CT, dar.
Nach jeder Zellenzeit wird die aktuelle Zeit CT um eins vorgeschoben. Vor dem Vorschieben von CT müssen jegliche Stream-Warteschlangenkennungen, die dem Zeit-Bin bei CT zugeordnet sind, an die geeigneten Bereitschaftslisten angehängt werden. 14 beschreibt die Prozedur für das Anhängen von Stream-Warteschlangenkennungen an die geeignete Bereitschaftsliste. Der erste Teil der Prozedur stellt fest, ob CT dem Zeitrad mit der groben Teilung (CG) oder dem Zeitrad mit der feinen Teilung (FG) entspricht. Alle Zeit-Bins, die sich bei Vielfachen von 64 befinden, werden im Zeitrad mit der groben Teilung (CG) gespeichert.
Der Zählerspeicher M_X wird einmal gelesen. Der Anfangspositionszeiger und der Endpositionszeiger des Zeitrads werden einmal für jede Prioritätsstufe gelesen. Hierdurch ergeben sich insgesamt acht Lesevorgänge für das Zeitrad. Der Stream-Zeiger-Speicher V wird für jede Prioritätsstufe höchstens einmal geschrieben, woraus sich insgesamt vier Einschreibvorgänge ergeben. Auf die interne Bitmap B_X wird für jede Prioritätsstufe höchstens zweimal zugegriffen, woraus sich insgesamt acht Zugriffe ergeben. Der Bereitschaftslistenzeiger r wird für jede Prioritätsstufe viermal geschrieben und zweimal gelesen, woraus sich insgesamt zwölf Zugriffe ergeben. Schließlich ist ein Lese-Modifizier-Schreib-Zugriff erforderlich, um rc zu inkrementieren. Falls getrennte Speicher für die drei externen Speicher verwendet werden, ist die für diese Operation im schlimmsten Fall erforderliche Anzahl der Speicherzugriffe acht. Eine Zusammenfassung der Zugriffe auf Speicher zum Übertragen der Listen von dem der aktuellen Zeit CT entsprechenden Zeit-Bin zu den entsprechenden Bereitschaftslisten ist in Tabelle 2 angegeben.
Tabelle 2: Speicherzugriffe
Falls eine Stream-Warteschlangenkennung zu dem Zeitrad an der Position TS hinzuzufügen ist und dieser Stream bei der Priorität i einzuteilen ist, bestimmt die in 15 beschriebene Prozedur das Zeitrad (grob oder fein) und das Zeit-Bin, an dem die Stream-Warteschlangenkennung eingefügt werden sollte. Die Variable X wird auf F gesetzt, falls das Zeitrad mit feiner Teilung zu verwenden ist, und auf C gesetzt, falls das Zeitrad mit grober Teilung zu verwenden ist. Die Stelle des Zeit-Bins wird als Variable t gespeichert.
Diese Prozedur erfordert ein Lesen-Modifizieren-Schreiben, um den Zählwert M_X zu aktualisieren. Im schlimmsten Fall sind zwei Schreibvorgänge in T_X und ein Schreibvorgang in V erforderlich. Ein Schreibzugriff und ein Lesezugriff werden für die interne Bitmap B_X vorgenommen. Daher sind im schlimmsten Fall zwei externe Speicherzugriffe erforderlich, um eine neue Stream-Warteschlangenkennung in das Zeitrad einzufügen. Die Speicherzugriffe zum Einfügen einer neuen Stream-Warteschlangenkennung in das Zeitrad sind in Tabelle 3 zusammengefasst.
Tabelle 3: Zugriffe auf Speicher zum Einfügen neuer Stream-Warteschlangenkennungen in das Zeitrad
16 beschreibt die Prozedur zum Extrahieren einer Stream-Warteschlangenkennung aus der Bereitschaftsliste in der Prioritätsreihenfolge. Wenn die Bereitschaftsliste für die Priorität 0 (hoch) erschöpft ist, wird die Bereitschaftsliste für die Priorität 1 (niedriger) untersucht usw. Die extrahierte Stream-Warteschlangenkennung wird als Variable q gespeichert, die an den anderen Prozess weitergegeben wird, der die erste wartende Zelle von der q entsprechenden Warteschlange überträgt.
Für jede Stream-Warteschlangenkennung, die aus der Bereitschaftsliste extrahiert wird, ist höchstens ein Lesevorgang aus dem Stream-Zeiger-Speicher V erforderlich. Es sind zwei Lesevorgänge und ein Schreibvorgang in die Bereitschaftslistenzeiger r erforderlich. Schließlich ist ein Lese-Modifizier-Schreib-Vorgang erforderlich, um den Bereitschaftslistenzähler rc zu erhöhen. Die Zugriffe auf Speicher zum Einfügen einer neuen Stream-Warteschlangenkennung in ein Zeitrad sind in Tabelle 4 zusammengefasst.
Tabelle 4: Zugriffe auf Speicher zum Einfügen einer neuen Stream-Warteschlangenkennung in ein Zeitrad
ZUGRIFFE IN EINER ZELLENZEIT
Die in einer Zellenzeit erforderlichen Operationen sind in Tabelle 5 (der Reihenfolge nach) aufgelistet. Im schlimmsten Fall sind während einer Zellenzeit 17 Speicherzugriffe (parallel für getrennte Speicher) erforderlich. Diese Anzahl könnte durch gleichzeitiges Lesen und Schreiben von Anfangspositions-/Endpositionszeigern in dem Zeitrad verbessert werden. Es sei bemerkt, dass Schritt 4 wiederholt werden kann, falls dies die Zeit während einer Zellenzeit erlaubt.
Tabelle 5. Speicherzugriffe zum Einfügen einer neuen Stream-Warteschlangenkennung in das Zeitrad
Zusammenfassend sei bemerkt, dass das Verfahren zum Einteilen von Zellen enthaltenden Stream-Warteschlangen in einer ATM-Vermittlung ohne Berücksichtigung der Priorität die folgenden wesentlichen Schritte aufweist:

(a) Berechnen eines Einteilungsratenwerts für jeden Stream,
(b) Berechnen eines Zeitstempelwerts für jede Stream-Warteschlange auf der Basis ihres Einteilungsratenwerts,
(c) Einteilen jeder Stream-Warteschlange durch Zuweisen einer Stream-Warteschlangenkennung zu einem Zeit-Bin eines ersten Zeitrad-Einteilungsspeichers auf der Basis ihres Zeitstempelwerts,
(d) Übertragen einer Liste von Stream-Warteschlangenkennungen von einem Zeit-Bin auf dem Zeitrad zu einer Bereitschaftsliste, wenn ein aktueller Zeitwert gleich dem Zeit-Bin-Wert ist,
(e) Wählen einer ersten Stream-Warteschlangenkennung aus der Bereitschaftsliste und
(f) Senden einer ersten Zelle in der Stream-Warteschlange, die der gewählten Stream-Warteschlangenkennung entspricht, wobei der Zeitstempel und die aktuellen Zeitwerte zyklisch umlaufen.

Das Verfahren zum Einteilen von Zellen enthaltenden Stream-Warteschlangen in einer ATM-Vermittlung unter Berücksichtigung der Priorität weist die folgenden wesentlichen Schritte auf:

(a) Berechnen eines Einteilungsratenwerts für jeden Stream,
(b) Berechnen eines Zeitstempelwerts für jede Stream-Warteschlange auf der Basis ihres Einteilungsratenwerts,
(c) Zuweisen von einer von mindestens zwei Prioritätsstufen zu jeder Stream-Warteschlange, wobei die Prioritätsstufen verschiedenen Werten von hohen zu niedrigen Werten zugewiesen werden,
(d) Einteilen jeder Stream-Warteschlange durch Zuweisen einer Stream-Warteschlangenkennung zu einem Zeit-Bin eines Zeitrad-Einteilungsspeichers auf der Basis ihres Zeitstempelwerts und ihrer Prioritätsstufe,
(e) Übertragen einer Liste von Stream-Warteschlangenkennungen von einem Zeit-Bin auf dem Zeitrad zu einer Bereitschaftsliste bei der geeigneten Prioritätsstufe, wenn ein aktueller Zeitwert gleich dem Zeit-Bin-Wert ist,
(f) Wählen einer ersten Stream-Warteschlangenkennung aus der nicht leeren Bereitschaftsliste höchster Priorität und
(g) Senden einer ersten Zelle in der Stream-Warteschlange, die der gewählten Stream-Warteschlangenkennung entspricht, wobei der Zeitstempel und die aktuellen Zeitwerte zyklisch umlaufen.

Ein Aspekt der vorstehend beschriebenen Ausführungsform mit mehreren Prioritätsstufen besteht darin, dass während einer Zellenzeit die verschiedenen Prioritätslisten bei dem dem aktuellen Zeitwert CT entsprechenden Zeit-Bin nacheinander einzeln zu den entsprechenden Bereitschaftslisten übertragen werden. Eine alternative Ausführungsform der mehrere Prioritäten unterstützenden Architektur des Einteilers wird nachstehend mit Bezug auf die 19–23 beschrieben.
Die 19 und 20 zeigen Beispiele dieser Ausführungsform mit zwei Zeiträdern. Es gibt L = 4 Prioritätsstufen, und die Granularität des Zeitrads mit grober Teilung ist G = 64. Das Zeitrad mit feiner Teilung besteht aus M·L Einträgen, und das Zeitrad mit grober Teilung besteht aus N·L Einträgen. Jedes Zeit-Bin des Zeitrads mit feiner Teilung (FG) entspricht einer Zellenzeit, und jedes Zeit-Bin an dem Zeitrad mit grober Teilung (CG) entspricht G Zellenzeiten. Für dieses Beispiel wird angenommen, dass die Werte von L und G beide Potenzen von zwei sind. Den Zeit-Bins des FG-Zeitrads werden durch zyklisches Bezeichnen der Zeit-Bins in der Reihenfolge der Prioritätsstufe Prioritäten zugewiesen. Hierbei handelt es sich beispielsweise um 0, 1, 2, 3, 0, 1, 2, 3, usw., wie in 19 dargestellt ist. Ähnlich werden den Zeit-Bins des CG-Zeitrads Prioritätsstufen zugewiesen.
Jeder Zeitradeintrag (d.h. jedes Zeit-Bin) besteht aus einer Liste von Stream-Warteschlangenkennungen. Während jeder Zellenzeit wird die Liste an dem der aktuellen Zeit CT entsprechenden Zeit-Bin bei der dem Zeit-Bin zugewiesenen Prioritätsstufe zur Bereitschaftsliste übertragen. Die Bereitschaftslisten sind Listen von Stream-Warteschlangenkennungen. Während jeder Zellenzeit wird eine Stream-Warteschlangenkennung aus der nicht leeren Bereitschaftsliste mit der höchsten Priorität entfernt (falls eine existiert). Die erste Zelle aus der entsprechenden Stream-Warteschlange wird übertragen, und die Stream-Warteschlange wird dann neu eingeteilt, falls sie nicht leer bleibt.
Die 22 und 23 zeigen die Prozeduren zum Einteilen eines neuen Streams mit einem zugeordneten Zeitstempelwert TS bei der Prioritätsstufe P. Es sei bemerkt, dass diese Figuren mögliche Umlaufsituationen nicht berücksichtigen. Falls eine Umlaufsituation auftritt, sind zusätzliche Prozeduren entlang den Linien erforderlich, die im Abschnitt Umlaufmechanismus erörtert sind.
Der erste Schritt beim Einteilen eines neuen Streams zur Zeit TS und bei der Prioritätsstufe P besteht darin, TS mit CT zu vergleichen (Schritt 700). Falls TS kleiner als CT ist, wird die Stream-Warteschlangenkennung an die Endposition der Bereitschaftsliste mit der Priorität P angehängt (Schritt 705), und die Prozedur endet.
Falls TS nicht kleiner als CT ist, wird (TS – CT) mit (G·N·L) verglichen (Schritt 710). G stellt die Granularität des Zeitrads mit grober Teilung dar. Falls (TS – CT) größer als (G·N·L) ist, wird TS' auf den möglichen eingeteilten Zeitwert von (CT + G·((N – 1)·L + P) gesetzt (Schritt 715). N bestimmt die Größe des Zeitrads mit feiner Teilung, die durch N·L gegeben ist. L stellt die Anzahl der Prioritätsstufen dar. Dann wird P' so festgelegt, dass es der Priorität des Zeit-Bins TS entspricht (Schritt 720). Es sei bemerkt, dass TS nicht modifiziert wird und die Prozedur direkt zu Schritt 720 geht, falls (TS – CT) nicht größer als (G·N·L) ist.
Als nächstes wird TS' auf TS + (P – P') gesetzt (Schritt 725). Falls TS ein Vielfaches von G ist und P = 0 ist (Schritt 735), wird TS' auf TS' – L gesetzt (Schritt 740). Dann wird TS' mit CT verglichen (Schritt 745). Es sei bemerkt, dass TS' auf TS' – L gesetzt wird, TS' nicht modifiziert wird und die Prozedur direkt zu Schritt 745 geht, falls TS kein Vielfaches von G ist oder P = 0 ist.
Falls TS' kleiner als CT ist, wird die Stream-Warteschlangenkennung an die Endposition der Bereitschafts liste mit der Priorität P angehängt (Schritt 750), und die Prozedur endet. Falls TS' nicht kleiner als CT ist, wird TS' – CT mit M·L verglichen (Schritt 747). M bestimmt die Größe des Zeitrads mit grober Teilung (CG), die durch M·L gegeben ist. Falls TS' – CT nicht kleiner als M·L ist, wird der Stream an dem Zeitrad mit grober Teilung (CG) eingeteilt, wie in 23 dargestellt ist und wie nachstehend beschrieben wird.
Falls TS' – CT kleiner als M·L ist, wird P' mit P verglichen (Schritt 755). Falls P' größer oder gleich P ist, wird die Stream-Warteschlangenkennung an die Endposition der Liste am Zeit-Bin TS' an dem Zeitrad mit feiner Teilung (FG) angehängt (Schritt 760), und die Prozedur endet.
Falls P' größer oder gleich P ist, wird die Stream-Warteschlangenkennung an die Anfangsposition der Liste am Zeit-Bin TS' am Zeitrad mit feiner Teilung (FG) eingefügt (Schritt 765), und die Prozedur endet.
Falls der Stream am Zeitrad mit grober Teilung (CG) einzuteilen ist, wird der Prozedur in 23 gefolgt. Zuerst wird I auf TS'/G gesetzt (Schritt 800). Dann wird P' auf die dem Zeit-Bin G·I entsprechende Prioritätsstufe gesetzt (Schritt 810). Als nächstes wird TS'' auf G·(I + (P – P'')) gesetzt (Schritt 820).
Dann wird P' mit P verglichen (Schritt 830). Falls P' größer oder gleich P ist, wird die Stream-Warteschlangenkennung an die Endposition der Liste am Zeit-Bin TS'' am Zeitrad mit grober Teilung (CG) angehängt (Schritt 840), und die Prozedur endet. Falls P' nicht größer oder gleich P ist, wird die Stream-Warteschlangenkennung an der Anfangsposition der Liste am Zeit-Bin TS'' am Zeitrad mit grober Teilung (CG) eingefügt (Schritt 850), und die Prozedur endet.
RATENBERECHNUNG
Bei der DRC-Einteilung wird die Einteilungsrate für einen gegebenen Stream dynamisch aktualisiert. Bei der DRC-Einteilung wird die dynamische Rate R_drc als Summe einer minimalen garantierten Rate M und einer Überschussrate E, welche die für den Stream an verschiedenen Engpässen entlang dem Weg verfügbare überschüssige Bandbreite widerspiegelt, berechnet: Rdrc = M + E.
Eine lokale dynamische Rate E_loc kann auf der Grundlage der beobachteten Auslastung berechnet werden, wenn Warteschlangen von der Bereitschaftsliste übertragen werden. Auf diese Weise wird der Einteiler an dem lokalen Engpass nahezu arbeitssparend gemacht. Eine an einem stromabwärts gelegenen Engpass innerhalb der Vermittlung berechnete externe Überschussrate E_ext kann als Eingabe für die Ratenberechnungsmaschine dienen.
In diesem Fall ist die DRC-Überschussrate: E = min (Eloc, Eext)
Die Rate E_ext kann selbst das an Engpässen entlang dem Weg des Streams innerhalb der Vermittlung berechnete Minimum mehrerer DRC-Raten sein. Diese Rateninformation wird durch interne Ressourcenverwaltungszellen (IRM-Zellen) übertragen.
BERECHNUNG DER LOKALEN DRC-RATE
Die DRC-Einteilung ist in weiteren Einzelheiten in der anhängigen Anmeldung 08/924 820 erörtert. Es wird eine kurze Beschreibung davon gegeben, wie eine DRC lokal angewendet werden kann. Die mit E_loc bezeichnete lokale DRC-Überschussrate kann auf der Grundlage der gemessenen lokalen Auslastung U ^_loc berechnet werden. Eine Proportional-Ableitungs-(PD)-Steuereinrichtung berechnet iterativ einen neuen Wert von E_loc, um die Differenz zwischen der gemessenen Auslastung und der Zielauslastung U_loc zu minimieren. Die Steuereinrichtung hat die Form: Eloc(n + 1) = Eloc(n) + α1(Uloc – U ^loc) + α2(Uloc – U ^loc)wobei die Filterkoeffizienten α₁ und α₂ gewählt werden, um Stabilität und schnelle Konvergenz zu gewährleisten. Eine klassenbasierte E kann in analoger Weise berechnet werden.
VIRTUELLE ABR-QUELLE (ABR VS)
Bei der virtuellen ABR-Quellensteuerung (siehe "Traffic Management Specification, Version 4.0", The ATM Forum, 1996) bildet der Einteiler das Verhalten einer ABR-Quelle nach. ABR-Ressourcenverwaltungszellen (ABR-RM-Zellen) übertragen explizite Rateninformationen (ER-Informationen), welche die Rate festlegen, bei der Zellen übertragen werden. Die externe Rate, die wir mit R_abr bezeichnen, wird vom lokalen Einteiler verwendet, um den ABR-Stream zu formen. Die virtuelle ABR-Quellensteuerung kann leicht mit der DRC-Einteilung kombiniert werden, indem die Einteilungsrate für einen ABR-Stream als das Minimum der für die DRC- und ABR-VS-Steuerung berechneten Raten gebildet wird, d.h. R = min(Rabr, Rdrc),wobei R_drc eine lokal berechnete Rate für die DRC-Einteilung darstellt. Ein Beispiel eines Algorithmus zur Berechnung von R_abr ist in "Traffic Management Specification, Version 4.0" enthalten.
AUSLASTUNGSPARAMETERSTEUERUNG
Zusätzlich zur Einteilung von Zellen für den Stream i bei der Einteilungsrate R_i kann die Architektur des Einteilers verwendet werden, um eine Verkehrsformung für jeden Stream in Übereinstimmung mit der UPC-(Usage Parameter Control-Auslastungsparametersteuerung)-Spezifikation in "Traffic Management Specification, Version 4.0", The ATM Forum, 1996 auszuführen. Insbesondere wird nachstehend kurz erörtert, wie der Stream i gleichzeitig bei der Rate R_i eingeteilt werden kann und geformt werden kann, so dass er GCRA (1/PCR_i, 0) und GCRA (1/SCR_i, TH_i) entspricht (für eine Spezifikation des Generic Cell Rate Algorithm (GCRA) für die UPC-Vereinbarung sei auf "Traffic Management Specification, Version 4.0", The ATM Forum, 1996 verwiesen).
Der Zweck der Formung eines Streams besteht darin, zu erzwingen, dass er mit den UPC-Parametern übereinstimmt, die am nächsten Sprung in dem Netz vereinbart sind (beispielsweise an der Schnittstelle zu einem getrennten Unternetz). Dies verhindert das Aussondern von Zellen oder das Kennzeichnen von Zellen, das durch den Vereinbarungsvermittler an nicht übereinstimmenden oder verletzenden Zellen ausgeführt wird.
17 zeigt die Prozedur zum Berechnen des Zeitstempels (ohne Berücksichtigung des Umlaufs) für eine kombinierte Rateneinteilung und UPC-Formung, wenn eine Zelle an der Stream-i-Warteschlange ankommt. Nachdem eine Zelle an der Warteschlange i angekommen ist (Schritt 500), wird der Status der Warteschlange geprüft (Schritt 510). Falls die Warteschlange leer ist, wird der Einteilungs-Zeitstempel TS_i nach TS_i = MAX[{TS_i + MAX(1/PCR_i, 1/R_i)}, CT] aktualisiert (Schritt 520).
Dann wird der Formungszeitstempel TS_i mit CT verglichen (Schritt 530). Falls TS_i' kleiner oder gleich CT ist, wird TS_i' auf CT gesetzt (Schritt 540). Der Stream wird zur Zeit MAX(CT, TS_i) eingeteilt (Schritt 560), TS_i' wird nach TS_i' = TS_i' + 1/SCR_i aktualisiert (Schritt 570), und die Zelle wird an die Warteschlange i angehängt (Schritt 580).
Falls in Schritt (530) TS_i' größer als CT ist, wird TS_i' mit CT + TH_i verglichen (Schritt 550). Falls TS_i' > CT + TH_i ist, wird der Stream zur Zeit MAX(TS_i' – TH_i, TS_i) eingeteilt (Schritt 555). Dann wird die Zelle an die Warteschlange i angehängt.
Falls in Schritt (550) TS_i' kleiner oder gleich CT + TH_i ist, wird der Stream zur Zeit MAX(CT, TS_i) eingeteilt (Schritt 560), wird TS_i' nach TS_i' = TS_i' + 1/SCR_i aktualisiert (Schritt 570), und wird die Zelle an die Warteschlange i angehängt (Schritt 580).
18 zeigt die Prozedur zum Berechnen des Zeitstempels (ohne Berücksichtigung eines Umlaufs) für eine kombinierte Rateneinteilung und UPC-Formung, wenn eine Zelle von einer Stream-i-Warteschlange abweicht. Die Zelle wird entfernt und von der Warteschlange i übertragen (Schritt 600). Der Status der Warteschlange i wird geprüft (Schritt 610). Falls die Warteschlange leer ist, endet die Prozedur (Schritt 650). Andernfalls wird der Einteilungs-Zeitstempel nach TS_i = TS_i + MAX(1/R_i, 1/PCR_i) aktualisiert (Schritt 620). Der Formungs-Zeitstempel wird nach TS_i' = TS_i' + 1/SCR_i aktualisiert (Schritt 630). Dann wird der Stream bei der Zeit MAX(TS_i, TS_i' – TH_i) eingeteilt (Schritt 640), bevor die Prozedur endet (Schritt 650).
Die vorliegende Erfindung ist eine skalierbare und flexible Architektur für das Implementieren einer DRC-Einteilung in einer ATM-Vermittlung. Die Architektur führt eine Spitzenratenformung von Streams aus, wobei die Formungsraten entsprechend dem DRC-Schema bestimmt werden. Der Einteiler beruht auf einer Zeitrad-Datenstruktur, wobei Stream-Warteschlangen auf die Versorgung warten, bis ihre berechneten Zeitstempel ablaufen. Eine Bereitschaftsliste speichert auswählbare Stream-Warteschlangen, die noch nicht versorgt worden sind.
Zum Erreichen eines weiten Bereichs von Raten, ohne große Speicher zu verwenden, wird der Einteiler mit mindestens zwei Zeiträdern implementiert, nämlich einem Zeitrad mit feiner Teilung und einem Zeitrad mit grober Teilung.
Die Zeitradstruktur wird durch mehrere Prioritätsstufen erweitert, nämlich vier in diesem Beispiel. Die hohe Prioritätsstufe wird dynamisch zugewiesen, um zu gewährleisten, dass Streams in der Lage sind, ihre minimalen Ratengarantien zu erfüllen. Die übrigen Prioritätsstufen ermöglichen eine QoS-Differenziation auf einer groben Ebene. Der Zeitstempelwert für jede Stream-Warteschlange wird nach Bedarf aktualisiert, um eine Spitzenratenformung in Übereinstimmung mit der durch das DRC-Schema bestimmten Rate zu erreichen.
Andere Modifikationen und Variationen der Erfindung werden Fachleuten anhand der vorstehenden Offenbarung und Lehren verständlich werden. Wenngleich hier nur bestimmte Ausführungsformen der Erfindung spezifisch beschrieben wurden, wird demgemäß verständlich sein, dass daran zahlreiche Modifikationen vorgenommen werden können.

Claims

Vorrichtung zum Einteilen von Zellen versorgenden Stream-Warteschlangen in einer ATM-Vermittlung, umfassend: einen mit einer Warteschlangenmanagereinheit (2) verbundenen Zellenspeicher (1), der in Stream-Warteschlangen organisierte ATM-Zellen speichert; und einen mit einer Einteilereinheit (3) und dem Warteschlangenmanager verbundenen Steuerspeicher (4), der Warteschlangeninformationen speichert; wobei die Einteilereinheit (3) auf der Basis der Warteschlangeninformationen in dem Steuerspeicher (4) eine zu versorgende Stream-Warteschlange auswählt und einen Zeitrad-Einteilungsspeicher (5A) umfasst, der Stream-Warteschlangenkennungen in einer Reihe von Zeit-Bins speichert; und wobei der Warteschlangenmanager (2) das Empfangen und Senden von ATM-Zellen auf der Basis der Überbelegung der ATM-Vermittlung und der Warteschlangeninformationen in dem Steuerspeicher (4) steuert.
Vorrichtung nach Anspruch 1, wobei die Einteilereinheit ferner folgendes umfasst: eine Ratenberechnungseinheit (8), die die Rate für jede Stream-Warteschlange auf der Basis von externen Rateninformationen und der Warteschlangeninformationen in dem Steuerspeicher (4) berechnet, eine Zeitstempelberechnungseinheit (7), die einen Zeitstempelwert für jede Stream-Warteschlange berechnet; mindestens eine Bereitschaftsliste (9a), die die Stream-Warteschlangenkennungen speichert, die bereit sind, versorgt zu werden; eine Einteilerlogikeinheit (6), die den Betrieb des Zeritrad-Einteilungsspeichers (5A), der Zeitstempelberechnungseinheit (7) und der Bereitschaftsliste (9a) koordiniert.
Vorrichtung nach Anspruch 1, wobei die Einteilereinheit (3) mehrere Zeitrad-Einteilungsspeicher (5A, 5B) umfasst, wobei Zeit-Bins in einem ersten Zeitrad-Einteilungsspeicher (5A) Werte zugewiesen werden, die einer Zellenzeit entsprechen, und Zeit-Bins in den anderen Zeitrad-Einteilungsspeichern (5B) andere Werte zugewiesen werden, die mehr als einer Zellenzeit entsprechen.
Vorrichtung nach Anspruch 3, wobei die Einteilereinheit (3) ferner folgendes umfasst: eine Ratenberechnungseinheit (8), die die Rate für jede Stream-Warteschlange auf der Basis von externen Rateninformationen und dann Warteschlangeninformationen in dem Steuerspeicher (4) berechnet; eine Zeitstempelberechnungseinheit (7), die einen Zeitstempelwert für jede Stream-Warteschlange berechnet; eine Bereitschaftsliste (9A, 9B, 9C, 9D), die die Stream-Warteschlangenkennungen speichert, die bereit sind, versorgt zu werden; eine Einteilerlogikeinheit (6), die den Betrieb der mehreren Zeitrad-Einteilungsspeicher, der Zeitstempelberechnungseinheit (7) und der Bereitschaftsliste (9A, 9B, 9C, 9D) koordiniert.
Vorrichtung nach Anspruch 4, wobei jedes Zeit-Bin aus mehreren Listen besteht, wobei jede Liste einer anderen Prioritätsstufe entspricht, und wobei mehrere Bereitschaftslisten (9A, 9B, 9C, 9D) vorliegen, wobei jede Liste einer der verschiedenen Prioritätsstufen entspricht.
Vorrichtung nach Anspruch 4, wobei jedes Zeit-Bin aus einer einzigen Liste (9A) besteht und wobei mehrere Bereitschaftslisten (9A, 9B, 9C, 9D) vorliegen, wobei jede Liste einer anderen Prioritätsstufe entspricht.
Verfahren zum Einteilen von Zellen enthaltenden Stream-Warteschlangen in einer ATM-Vermittlung, mit den folgenden Schritten: (a) Berechnen eines Einteilungsratenwertes für jeden Stream; (b) Berechnen eines Zeitstempelwerts für jede Stream-Warteschlange auf der Basis ihres Einteilungsratenwerts; (c) Einteilen jeder Stream-Wartschlange durch Zuweisen einer Stream-Warteschlangenkennung zu einem Zeit-Bin eines ersten Zeitrad-Einteilungsspeichers auf der Basis ihres Zeitstempelwerts; (d) Transferieren einer Liste von Stream-Warteschlangenkennungen von einem Zeit-Bin auf dem Zeitrad zu einer Bereitschaftsliste, wenn ein aktueller Zeitwert gleich dem Zeit-Bin-Wert ist, (e) Wählen einer ersten Stream-Warteschlangenkennung aus der Bereitschaftsliste; und (f) Senden einer ersten Zelle in der Stream-Warteschlange, die der gewählten Stream-Warteschlangenkennung entspricht; wobei der Zeitstempel und die aktuellen Zeitwerte zyklieren.
Verfahren nach Anspruch 7, wobei der Zeitstempelwert jeder Stream-Warteschlange neu berechnet wird, wenn eine Zelle an einer leeeren Stream-Warteschlange ankommt und/oder eine Zelle von einer nicht leeren Stream- Warteschlange abgeht.
Verfahren nach Anspruch 7, wobei der aktuelle Zeitstempelwert niemals um mehr als einen Zyklus hinter den Zeitstempelwert fällt oder sich um mehr als einen Zyklus vor den Zeitstempelwert bewegt.
Verfahren nach Anspruch 7, wobei in Schritt (c) jede Stream-Warteschlangenkennung an einem Zeit-Bin auf der Basis ihres Zeitstempelwerts einem von mehreren Zeitrad-Einteilungsspeichern zugewiesen wird.