JP2002232469A - スケジューリング装置およびスケジューリング方法 - Google Patents
スケジューリング装置およびスケジューリング方法Info
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- Y02D—CLIMATE CHANGE MITIGATION TECHNOLOGIES IN INFORMATION AND COMMUNICATION TECHNOLOGIES [ICT], I.E. INFORMATION AND COMMUNICATION TECHNOLOGIES AIMING AT THE REDUCTION OF THEIR OWN ENERGY USE
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- Y02D30/50—Reducing energy consumption in communication networks in wire-line communication networks, e.g. low power modes or reduced link rate
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- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 追加のスケジューリング構造を使用せずに、
帯域保証を、個々のデータパケットフローと、それらの
フローの集合（バンドル）の両方に提供する。 【解決手段】 各バンドル４０１について、スケジュー
ラ４０２は、そのバンドルに名目上割り当てられる帯域
と、そのバンドルで現在積滞している（バックログのあ
る）フローの帯域割当ての総和との間の比を決定する。
スケジューラは、その比を用いて、個々のフローへの帯
域の分配を規制するタイムスタンプ増分を修正する。こ
のようにして、そのバンドルに対する比が大きいほど、
そのバンドル内のそれぞれのバックログフローが受ける
帯域は大きくなる。スケジューラは、常に、フローが積
滞している限り、与えられたデータパケットフローの帯
域要求を満たし、バンドル内に少なくとも１つのバック
ログフローがある限り、与えられたバンドルの帯域要求
を満たす。
帯域保証を、個々のデータパケットフローと、それらの
フローの集合（バンドル）の両方に提供する。 【解決手段】 各バンドル４０１について、スケジュー
ラ４０２は、そのバンドルに名目上割り当てられる帯域
と、そのバンドルで現在積滞している（バックログのあ
る）フローの帯域割当ての総和との間の比を決定する。
スケジューラは、その比を用いて、個々のフローへの帯
域の分配を規制するタイムスタンプ増分を修正する。こ
のようにして、そのバンドルに対する比が大きいほど、
そのバンドル内のそれぞれのバックログフローが受ける
帯域は大きくなる。スケジューラは、常に、フローが積
滞している限り、与えられたデータパケットフローの帯
域要求を満たし、バンドル内に少なくとも１つのバック
ログフローがある限り、与えられたバンドルの帯域要求
を満たす。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、パケットスケジュ
ーラに関し、特に、個々のデータソースへ、および、そ
れらのデータソースの集合(aggregate)へのデータ転送
レートを保証するパケットスケジューリング装置および
方法に関する。
ーラに関し、特に、個々のデータソースへ、および、そ
れらのデータソースの集合(aggregate)へのデータ転送
レートを保証するパケットスケジューリング装置および
方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】Integrated Service (Intserv)［後記の
［付録］に掲げた文献１参照］やDifferentiated Servi
ce (Diffserv)［２］のような精緻なサービス品質（Ｑ
ｏＳ）フレームワークがますます広まるとともに、フレ
キシブルな帯域管理の可能なパケットスケジューラが重
要視されている。従来のいくつかのパケットスケジュー
ラは、すぐれた最悪の場合の遅延性能を提供するととも
に、正確な帯域保証を提供する［３，４，５，６，７，
８］が、それらのコストはかなり高い［６，７，８］。
［付録］に掲げた文献１参照］やDifferentiated Servi
ce (Diffserv)［２］のような精緻なサービス品質（Ｑ
ｏＳ）フレームワークがますます広まるとともに、フレ
キシブルな帯域管理の可能なパケットスケジューラが重
要視されている。従来のいくつかのパケットスケジュー
ラは、すぐれた最悪の場合の遅延性能を提供するととも
に、正確な帯域保証を提供する［３，４，５，６，７，
８］が、それらのコストはかなり高い［６，７，８］。
【０００３】この理由のため、産業界は、重み付けラウ
ンドロビン（ＷＲＲ：Weighted Round Robin）スケジュ
ーラ［９，１０，１１］に相当の関心を示している。Ｗ
ＲＲスケジューラは、ぎりぎりまでの（タイトな）遅延
限界を必ずしも達成するものではないが、最小限の複雑
さで頑強（ロバスト）な帯域保証を提供する。このよう
なスケジューラのさまざまな実例が文献に現れている。
よく知られた例には、不足ラウンドロビン（ＤＲＲ：De
ficit Round Robin）アルゴリズム［１０］および余剰
ラウンドロビン（ＳＲＲ：Surplus Round Robin）［１
１］アルゴリズムがある。
ンドロビン（ＷＲＲ：Weighted Round Robin）スケジュ
ーラ［９，１０，１１］に相当の関心を示している。Ｗ
ＲＲスケジューラは、ぎりぎりまでの（タイトな）遅延
限界を必ずしも達成するものではないが、最小限の複雑
さで頑強（ロバスト）な帯域保証を提供する。このよう
なスケジューラのさまざまな実例が文献に現れている。
よく知られた例には、不足ラウンドロビン（ＤＲＲ：De
ficit Round Robin）アルゴリズム［１０］および余剰
ラウンドロビン（ＳＲＲ：Surplus Round Robin）［１
１］アルゴリズムがある。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】ＷＲＲスケジューラの
上記の実例は、異種のデータパケットフローの帯域保証
を差別化することには成功している。しかし、それらが
現在規定されている形態に関しては、新しいサービス品
質フレームワークのすべての帯域要求を満たすには十分
でない。一般に、ネットワークノードにおけるフレキシ
ブルな帯域管理は、帯域が、個々のフローに割り当てら
れることが可能であるだけでなく、それらのフローの集
合にも割り当てられることが可能であるような、階層的
スケジューリング構造の展開を必要とする。従来のＷＲ
Ｒスケジューラでは、帯域分離を達成するための階層構
造の重ね合わせは、基本のスケジューラの単純さを損な
う。
上記の実例は、異種のデータパケットフローの帯域保証
を差別化することには成功している。しかし、それらが
現在規定されている形態に関しては、新しいサービス品
質フレームワークのすべての帯域要求を満たすには十分
でない。一般に、ネットワークノードにおけるフレキシ
ブルな帯域管理は、帯域が、個々のフローに割り当てら
れることが可能であるだけでなく、それらのフローの集
合にも割り当てられることが可能であるような、階層的
スケジューリング構造の展開を必要とする。従来のＷＲ
Ｒスケジューラでは、帯域分離を達成するための階層構
造の重ね合わせは、基本のスケジューラの単純さを損な
う。
【０００５】データパケットネットワークのためのスケ
ジューリングの技術分野においては、基本スケジューラ
の単純さを損なわずに階層的帯域分離を達成する改良さ
れたスケジューラ装置が必要とされている。
ジューリングの技術分野においては、基本スケジューラ
の単純さを損なわずに階層的帯域分離を達成する改良さ
れたスケジューラ装置が必要とされている。
【０００６】
【課題を解決するための手段】本発明の目的は、階層的
帯域分離のためのスケジューラ装置を規定することであ
る。この新規な技術の目標は、完全に透過的な方法で、
すなわち、追加のスケジューリング構造を使用せずに、
帯域保証を、個々のデータパケットフローに提供すると
ともに、それらのフローの集合（「バンドル」という）
にも提供することである。
帯域分離のためのスケジューラ装置を規定することであ
る。この新規な技術の目標は、完全に透過的な方法で、
すなわち、追加のスケジューリング構造を使用せずに、
帯域保証を、個々のデータパケットフローに提供すると
ともに、それらのフローの集合（「バンドル」という）
にも提供することである。
【０００７】各バンドルについて、スケジューラは、そ
のバンドルに名目上割り当てられる帯域と、そのバンド
ルで現在積滞している（バックログのある）フローの帯
域割当ての総和との間の比を決定する。スケジューラ
は、その比を用いて、個々のフローへの帯域の分配を規
制するタイムスタンプ増分を修正する。このようにし
て、そのバンドルに対する比が大きいほど、そのバンド
ル内のそれぞれのバックログフローが受ける帯域は大き
くなる。スケジューラは、常に、フローが積滞している
限り、与えられたデータパケットフローの帯域要求を満
たし、バンドル内に少なくとも１つのバックログフロー
がある限り、与えられたバンドルの帯域要求を満たす。
のバンドルに名目上割り当てられる帯域と、そのバンド
ルで現在積滞している（バックログのある）フローの帯
域割当ての総和との間の比を決定する。スケジューラ
は、その比を用いて、個々のフローへの帯域の分配を規
制するタイムスタンプ増分を修正する。このようにし
て、そのバンドルに対する比が大きいほど、そのバンド
ル内のそれぞれのバックログフローが受ける帯域は大き
くなる。スケジューラは、常に、フローが積滞している
限り、与えられたデータパケットフローの帯域要求を満
たし、バンドル内に少なくとも１つのバックログフロー
がある限り、与えられたバンドルの帯域要求を満たす。
【０００８】具体的には、本発明のスケジューリング装
置は、複数のデータパケットフローについてデータパケ
ットの送信をスケジューリングする。前記データパケッ
トフローには、通信リンクの送信容量ｒのうちの所定シ
ェアが割り当てられ、前記データパケットフローは複数
のバンドルにまとめられる。前記バンドルには、前記通
信リンクの処理容量のうちのサービスシェアが割り当て
られる。通信リンクを通じての送信はサービスフレーム
に分けられる。１サービスフレームは、あらゆるバック
ログデータパケットフローに少なくとも１つの送信機会
を提供する。バックログデータパケットフローは、複数
のパケットキューのうちの対応するパケットキューに格
納された少なくとも１つのデータパケットを有するデー
タパケットフローである。本発明のスケジューリング装
置は、（１）サービスフレームの期間を決定する手段
と、（２）各データパケットフローが、十分な数の連続
するサービスフレームにわたり連続してそのデータパケ
ットフローにバックログがある場合に、常に少なくとも
その割り当てられたサービスシェアを受けるとともに、
各バンドルが、十分な数の連続するサービスフレームに
わたり１サービスフレームの全期間中連続してバックロ
グのあるバンドル内に少なくとも１つのデータパケット
フローがある場合に、少なくともその割り当てられたサ
ービスシェアを受けることを保証する手段とを有する。
前記保証する手段は、（Ａ）各バンドルＩについて、同
じバンドルＩにまとめられた前記データパケットフロー
のそれぞれに割り当てられる前記サービスシェアの総和
に関係する累積シェアΦＩを管理する手段と、（Ｂ）各
バンドルＩについて、該バンドルＩに割り当てられるサ
ービスシェアＲＩと、該バンドルの前記累積シェアΦＩ
との間のサービス比を計算する手段と、（Ｃ）前記複数
のバンドルのそれぞれについて計算されたサービス比を
用いて、前記複数のデータパケットフローのそれぞれに
割り当てられる前記サービスシェアを修正する手段とを
有する。
置は、複数のデータパケットフローについてデータパケ
ットの送信をスケジューリングする。前記データパケッ
トフローには、通信リンクの送信容量ｒのうちの所定シ
ェアが割り当てられ、前記データパケットフローは複数
のバンドルにまとめられる。前記バンドルには、前記通
信リンクの処理容量のうちのサービスシェアが割り当て
られる。通信リンクを通じての送信はサービスフレーム
に分けられる。１サービスフレームは、あらゆるバック
ログデータパケットフローに少なくとも１つの送信機会
を提供する。バックログデータパケットフローは、複数
のパケットキューのうちの対応するパケットキューに格
納された少なくとも１つのデータパケットを有するデー
タパケットフローである。本発明のスケジューリング装
置は、（１）サービスフレームの期間を決定する手段
と、（２）各データパケットフローが、十分な数の連続
するサービスフレームにわたり連続してそのデータパケ
ットフローにバックログがある場合に、常に少なくとも
その割り当てられたサービスシェアを受けるとともに、
各バンドルが、十分な数の連続するサービスフレームに
わたり１サービスフレームの全期間中連続してバックロ
グのあるバンドル内に少なくとも１つのデータパケット
フローがある場合に、少なくともその割り当てられたサ
ービスシェアを受けることを保証する手段とを有する。
前記保証する手段は、（Ａ）各バンドルＩについて、同
じバンドルＩにまとめられた前記データパケットフロー
のそれぞれに割り当てられる前記サービスシェアの総和
に関係する累積シェアΦＩを管理する手段と、（Ｂ）各
バンドルＩについて、該バンドルＩに割り当てられるサ
ービスシェアＲＩと、該バンドルの前記累積シェアΦＩ
との間のサービス比を計算する手段と、（Ｃ）前記複数
のバンドルのそれぞれについて計算されたサービス比を
用いて、前記複数のデータパケットフローのそれぞれに
割り当てられる前記サービスシェアを修正する手段とを
有する。
【０００９】本発明はまた、複数のデータパケットフロ
ーについてデータパケットの送信をスケジューリングす
る方法に関する。前記データパケットフローには、出通
信リンクの送信容量のうちの所定シェアが割り当てら
れ、前記データパケットフローは複数のバンドルにまと
められる。前記バンドルには、前記出通信リンクの送信
容量ｒのうちのサービスシェアが割り当てられる。通信
リンクを通じての送信はサービスフレームに分けられ
る。１サービスフレームは、あらゆるバックログデータ
パケットフローに少なくとも１つの送信機会を提供す
る。バックログデータパケットフローは、複数のパケッ
トキューのうちの対応するパケットキューに格納された
少なくとも１つのデータパケットを有するデータパケッ
トフローである。この方法は、（１）サービスフレーム
の期間を決定するステップと、（２）各データパケット
フローが、十分な数の連続するサービスフレームにわた
り連続してそのデータパケットフローにバックログがあ
る場合に、常に少なくともその割り当てられたサービス
シェアを受けるとともに、各バンドルが、十分な数の連
続するサービスフレームにわたり１サービスフレームの
全期間中連続してバックログのあるバンドル内に少なく
とも１つのデータパケットフローがある場合に、少なく
ともその割り当てられたサービスシェアを受けることを
保証するステップと、（３）各バンドルＩについて、同
じバンドルＩにまとめられた前記データパケットフロー
のそれぞれに割り当てられる前記サービスシェアの総和
に関係する累積シェアΦＩを管理するステップと、
（４）各バンドルＩについて、該バンドルＩに割り当て
られるサービスシェアＲＩと、該バンドルの前記累積シ
ェアΦＩとの間のサービス比を計算するステップと、
（５）前記複数のバンドルについて計算されたサービス
比を用いて、前記複数のデータパケットフローのそれぞ
れに割り当てられる前記サービスシェアを修正するステ
ップとを有する。
ーについてデータパケットの送信をスケジューリングす
る方法に関する。前記データパケットフローには、出通
信リンクの送信容量のうちの所定シェアが割り当てら
れ、前記データパケットフローは複数のバンドルにまと
められる。前記バンドルには、前記出通信リンクの送信
容量ｒのうちのサービスシェアが割り当てられる。通信
リンクを通じての送信はサービスフレームに分けられ
る。１サービスフレームは、あらゆるバックログデータ
パケットフローに少なくとも１つの送信機会を提供す
る。バックログデータパケットフローは、複数のパケッ
トキューのうちの対応するパケットキューに格納された
少なくとも１つのデータパケットを有するデータパケッ
トフローである。この方法は、（１）サービスフレーム
の期間を決定するステップと、（２）各データパケット
フローが、十分な数の連続するサービスフレームにわた
り連続してそのデータパケットフローにバックログがあ
る場合に、常に少なくともその割り当てられたサービス
シェアを受けるとともに、各バンドルが、十分な数の連
続するサービスフレームにわたり１サービスフレームの
全期間中連続してバックログのあるバンドル内に少なく
とも１つのデータパケットフローがある場合に、少なく
ともその割り当てられたサービスシェアを受けることを
保証するステップと、（３）各バンドルＩについて、同
じバンドルＩにまとめられた前記データパケットフロー
のそれぞれに割り当てられる前記サービスシェアの総和
に関係する累積シェアΦＩを管理するステップと、
（４）各バンドルＩについて、該バンドルＩに割り当て
られるサービスシェアＲＩと、該バンドルの前記累積シ
ェアΦＩとの間のサービス比を計算するステップと、
（５）前記複数のバンドルについて計算されたサービス
比を用いて、前記複数のデータパケットフローのそれぞ
れに割り当てられる前記サービスシェアを修正するステ
ップとを有する。
【００１０】
【発明の実施の形態】図１に、複数の通信スイッチ１０
１−１〜１０１−ｐが通信リンクにより相互に接続され
た例示的なパケットネットワークを示す。いくつかのデ
ータソース１０２−１〜１０２−ｑが通信スイッチに接
続される。ネットワークコネクションが、それぞれのデ
ータソースから、対応する宛先１０３−１〜１０３−ｇ
へと確立され、データパケットは、各データソースから
対応する宛先へ送信される。
１−１〜１０１−ｐが通信リンクにより相互に接続され
た例示的なパケットネットワークを示す。いくつかのデ
ータソース１０２−１〜１０２−ｑが通信スイッチに接
続される。ネットワークコネクションが、それぞれのデ
ータソースから、対応する宛先１０３−１〜１０３−ｇ
へと確立され、データパケットは、各データソースから
対応する宛先へ送信される。
【００１１】図２は、パケットネットワークの通信スイ
ッチ１０１−１の例示的なブロック図である。図示のよ
うに、通信スイッチは、スイッチファブリック２５０
と、複数の通信リンクインタフェース２００−１〜２０
０−ｓを有する。各通信リンクインタフェースは、複数
の入力リンクを１つの出力リンクに接続し、データパケ
ットを入力リンクから出力リンクへ転送する。通信スイ
ッチ１０１−１は、このような通信リンクインタフェー
ス２００を１個だけ含むことも、複数含むことも可能で
ある。例えば、入力通信リンクインタフェース２００−
１はスイッチファブリック２５０の前に配置され、その
場合、入力通信リンクインタフェース２００−１の入力
リンク２０１−１〜２０１−ｒは通信スイッチ１０１−
１の入力リンクであり、入力通信リンクインタフェース
２００−１の出力リンク２０３はスイッチファブリック
２５０に接続される。
ッチ１０１−１の例示的なブロック図である。図示のよ
うに、通信スイッチは、スイッチファブリック２５０
と、複数の通信リンクインタフェース２００−１〜２０
０−ｓを有する。各通信リンクインタフェースは、複数
の入力リンクを１つの出力リンクに接続し、データパケ
ットを入力リンクから出力リンクへ転送する。通信スイ
ッチ１０１−１は、このような通信リンクインタフェー
ス２００を１個だけ含むことも、複数含むことも可能で
ある。例えば、入力通信リンクインタフェース２００−
１はスイッチファブリック２５０の前に配置され、その
場合、入力通信リンクインタフェース２００−１の入力
リンク２０１−１〜２０１−ｒは通信スイッチ１０１−
１の入力リンクであり、入力通信リンクインタフェース
２００−１の出力リンク２０３はスイッチファブリック
２５０に接続される。
【００１２】第２の例として、出力通信リンクインタフ
ェース２００−ｊはスイッチファブリック２５０の出力
に配置され、出力通信リンクインタフェース２００−ｊ
の入力リンクはスイッチファブリック２５０の複数の出
力リンク２０４であることが可能であり、出力通信リン
クインタフェース２００−ｊの出力リンクは通信スイッ
チ１０１−１の出力リンク２０２−ｊである。注意すべ
き点であるが、１つの特定のリンクを通じて、または、
複数の相異なるリンクを通じて受信されるパケットは、
同じ長さであることもそうでないこともある。例えば、
スイッチファブリック２５０が非同期転送モード（ＡＴ
Ｍ）スイッチであり、図１のネットワークがＡＴＭネッ
トワークである場合、すべてのパケットは同じ長さを有
する。本発明の以下の説明では、１つの特定のリンクを
通じて、または、複数の相異なるリンクを通じて受信さ
れるパケットは、長さが必ずしも同じでないと仮定す
る。
ェース２００−ｊはスイッチファブリック２５０の出力
に配置され、出力通信リンクインタフェース２００−ｊ
の入力リンクはスイッチファブリック２５０の複数の出
力リンク２０４であることが可能であり、出力通信リン
クインタフェース２００−ｊの出力リンクは通信スイッ
チ１０１−１の出力リンク２０２−ｊである。注意すべ
き点であるが、１つの特定のリンクを通じて、または、
複数の相異なるリンクを通じて受信されるパケットは、
同じ長さであることもそうでないこともある。例えば、
スイッチファブリック２５０が非同期転送モード（ＡＴ
Ｍ）スイッチであり、図１のネットワークがＡＴＭネッ
トワークである場合、すべてのパケットは同じ長さを有
する。本発明の以下の説明では、１つの特定のリンクを
通じて、または、複数の相異なるリンクを通じて受信さ
れるパケットは、長さが必ずしも同じでないと仮定す
る。
【００１３】図６に関連して後の段落で説明するよう
に、図２の通信リンクインタフェース２００のそれぞれ
は一般に、少なくともパケット受信器、スケジューラ、
およびパケット送信器を有する。前述のように、スケジ
ューラは、重み付けラウンドロビン（ＷＲＲ）スケジュ
ーラ［９，１０，１１］であることが可能であり、さら
にこれは、不足ラウンドロビン（ＤＲＲ：Deficit Roun
d Robin）［１０］または余剰ラウンドロビン（ＳＲ
Ｒ：Surplus Round Robin）［１１］のアルゴリズムに
従って実装されることが可能である。
に、図２の通信リンクインタフェース２００のそれぞれ
は一般に、少なくともパケット受信器、スケジューラ、
およびパケット送信器を有する。前述のように、スケジ
ューラは、重み付けラウンドロビン（ＷＲＲ）スケジュ
ーラ［９，１０，１１］であることが可能であり、さら
にこれは、不足ラウンドロビン（ＤＲＲ：Deficit Roun
d Robin）［１０］または余剰ラウンドロビン（ＳＲ
Ｒ：Surplus Round Robin）［１１］のアルゴリズムに
従って実装されることが可能である。
【００１４】不足ラウンドロビン（ＤＲＲ）アルゴリズ
ムは、その最小限の実装複雑さと、割り当てられるサー
ビスシェアに比例してフローをサービスする際のその効
率とにより、可変サイズのパケットに対するＷＲＲスケ
ジューラの最も普及している実例の１つである。ＷＲＲ
パラダイムに従って、ＤＲＲアルゴリズムは、サービス
シェアρｉを各設定フローｉに関連づける。サービスシ
ェアは、すべての設定フローにわたるそれらの和がサー
バの容量ｒを超えないときに、最小の保証サービスレー
トとなる。
ムは、その最小限の実装複雑さと、割り当てられるサー
ビスシェアに比例してフローをサービスする際のその効
率とにより、可変サイズのパケットに対するＷＲＲスケ
ジューラの最も普及している実例の１つである。ＷＲＲ
パラダイムに従って、ＤＲＲアルゴリズムは、サービス
シェアρｉを各設定フローｉに関連づける。サービスシ
ェアは、すべての設定フローにわたるそれらの和がサー
バの容量ｒを超えないときに、最小の保証サービスレー
トとなる。
【数１】 式（１）の限界（ただし、Ｖは設定フローの総数であ
る）は、ρｉより低くない長期レートでフローｉがサー
ビスを受けることを保証する。
る）は、ρｉより低くない長期レートでフローｉがサー
ビスを受けることを保証する。
【００１５】ＤＲＲアルゴリズムは、サーバのアクティ
ビティをサービスフレームに分割する。本発明は、基準
タイムスタンプ増分ＴＱを用いて仮想時間領域でフレー
ム期間を表現するアルゴリズムの定式化を参照する。こ
の定式化は、最初に［１０］で提示されたＤＲＲの定義
と機能的に等価であるが、本発明の記述にはより適して
いる。
ビティをサービスフレームに分割する。本発明は、基準
タイムスタンプ増分ＴＱを用いて仮想時間領域でフレー
ム期間を表現するアルゴリズムの定式化を参照する。こ
の定式化は、最初に［１０］で提示されたＤＲＲの定義
と機能的に等価であるが、本発明の記述にはより適して
いる。
【００１６】１フレーム内で、各設定フローｉには、次
式のような量Ｑｉの情報ユニットの送信の権利が与えら
れる。 Ｑｉ＝ρｉ・ＴＱ （２）
式のような量Ｑｉの情報ユニットの送信の権利が与えら
れる。 Ｑｉ＝ρｉ・ＴＱ （２）
【００１７】スケジューラは、フレームあたり１回だけ
バックログフローを処理するため、一発でそのフレーム
に対するそれらのフローのサービス期待値を充足する。
各フローｉは、パケットのキュー（フローキュー）と、
長さｌｉ ｋの新たなパケットｐｉ ｋがフローキューの先
頭に到着するごとに更新される次式のタイムスタンプＦ
ｉとを管理する。 Ｆｉ ｋ＝Ｆｉ ｋ−１＋ｌｉ ｋ／ρｉ （３）
バックログフローを処理するため、一発でそのフレーム
に対するそれらのフローのサービス期待値を充足する。
各フローｉは、パケットのキュー（フローキュー）と、
長さｌｉ ｋの新たなパケットｐｉ ｋがフローキューの先
頭に到着するごとに更新される次式のタイムスタンプＦ
ｉとを管理する。 Ｆｉ ｋ＝Ｆｉ ｋ−１＋ｌｉ ｋ／ρｉ （３）
【００１８】スケジューラは、フローへのサービスを、
そのタイムスタンプがＴＱより小さくとどまる限り続け
る。タイムスタンプＦｉが基準タイムスタンプ増分ＴＱ
を超えると、スケジューラは、フローｉの処理の終了を
宣言し、ＴＱをフローｉのタイムスタンプから減算し、
サービスすべき別のバックログフローを探す。その結
果、ＴＱの減算後、Ｆｉの値は、フローｉに対するサー
ビスクレジット（貸し）を表現する。一般に、タイムス
タンプは、バックログフローのサービスクレジットを後
のフレームに持ち越すため、スケジューラは、長期間で
は（すなわち、複数のフレームにわたって）、割り当て
られたサービスシェアに比例してサービスを分配するこ
とができる。
そのタイムスタンプがＴＱより小さくとどまる限り続け
る。タイムスタンプＦｉが基準タイムスタンプ増分ＴＱ
を超えると、スケジューラは、フローｉの処理の終了を
宣言し、ＴＱをフローｉのタイムスタンプから減算し、
サービスすべき別のバックログフローを探す。その結
果、ＴＱの減算後、Ｆｉの値は、フローｉに対するサー
ビスクレジット（貸し）を表現する。一般に、タイムス
タンプは、バックログフローのサービスクレジットを後
のフレームに持ち越すため、スケジューラは、長期間で
は（すなわち、複数のフレームにわたって）、割り当て
られたサービスシェアに比例してサービスを分配するこ
とができる。
【００１９】フローｉがアイドルになると、スケジュー
ラは直ちに別のフローに移り、それへのサービスの提供
を開始する。フローｉが短時間で再びバックログになる
と、フローｉは、サーバからの次の処理を受けるために
は、次のフレームの開始を待たなければならない。フロ
ーがアイドルになると、同じフローが将来のフレームで
再びバックログになった場合のサービスの損失を避ける
ために、そのフローのタイムスタンプはゼロにリセット
される。構成により、アイドルのフローのタイムスタン
プは常にＴＱより小さいため、タイムスタンプのリセッ
トは、他のフローに不利になるような余分のサービスク
レジットを生じることはない。
ラは直ちに別のフローに移り、それへのサービスの提供
を開始する。フローｉが短時間で再びバックログになる
と、フローｉは、サーバからの次の処理を受けるために
は、次のフレームの開始を待たなければならない。フロ
ーがアイドルになると、同じフローが将来のフレームで
再びバックログになった場合のサービスの損失を避ける
ために、そのフローのタイムスタンプはゼロにリセット
される。構成により、アイドルのフローのタイムスタン
プは常にＴＱより小さいため、タイムスタンプのリセッ
トは、他のフローに不利になるような余分のサービスク
レジットを生じることはない。
【００２０】構成により、サービスフレームの始めに
は、フローｉのタイムスタンプＦｉの値は０とＬｉ／ρ
ｉの間にある。ただし、Ｌｉはフローｉのパケットの最
大サイズである。タイムスタンプの初期値のゆらぎは、
フローｉが１フレームで送信する情報ユニットの量のゆ
らぎを引き起こし、これは区間（Ｑｉ−Ｌｉ，Ｑｉ＋Ｌ
ｉ）内にある。このため、すべての設定フローが永続的
に積滞しているときでさえ、サーバが１フレームで送信
する情報ユニットの総量は一定でない。
は、フローｉのタイムスタンプＦｉの値は０とＬｉ／ρ
ｉの間にある。ただし、Ｌｉはフローｉのパケットの最
大サイズである。タイムスタンプの初期値のゆらぎは、
フローｉが１フレームで送信する情報ユニットの量のゆ
らぎを引き起こし、これは区間（Ｑｉ−Ｌｉ，Ｑｉ＋Ｌ
ｉ）内にある。このため、すべての設定フローが永続的
に積滞しているときでさえ、サーバが１フレームで送信
する情報ユニットの総量は一定でない。
【００２１】ＤＲＲスケジューラは、［１０］では、Ｆ
ＩＦＯ順に巡回されるバックログフローの単一の連結リ
ストにより実装された。次式のように、基準タイムスタ
ンプ増分ＴＱが、最小サービスシェアのフローに対する
最大サイズのパケットにより定まるタイムスタンプ増分
より小さくない場合には、バックログフローを単一ＦＩ
ＦＯキューに配置すると、Ｏ（１）の実装複雑さとな
る。 ＴＱ≧Ｌｍａ／ρｍｉ （４）
ＩＦＯ順に巡回されるバックログフローの単一の連結リ
ストにより実装された。次式のように、基準タイムスタ
ンプ増分ＴＱが、最小サービスシェアのフローに対する
最大サイズのパケットにより定まるタイムスタンプ増分
より小さくない場合には、バックログフローを単一ＦＩ
ＦＯキューに配置すると、Ｏ（１）の実装複雑さとな
る。 ＴＱ≧Ｌｍａ／ρｍｉ （４）
【００２２】式（４）の条件が満たされない場合、スケ
ジューラのアルゴリズム複雑さは、連続するパケット送
信間に実行されるべき基本オペレーションの最悪の場合
の数とともに爆発的に増大する（基本オペレーションに
は、連結リストにおけるフローの取り出しおよび挿入、
タイムスタンプ更新、タイムスタンプと基準タイムスタ
ンプ増分の比較、が含まれる）。実際、スケジューラ
は、基準タイムスタンプ増分の反復減算によりタイムス
タンプが［０，ＴＱ）区間内に入るまで、いくつかの連
続するフレームの間、与えられたフローへのサービスを
拒否しなければならない可能性がある。図３Ａに、ＤＲ
Ｒにおいて、新たなパケットがフローｉのキューの先頭
に到着したときに、そのフローｉを処理しそのタイムス
タンプを更新するための規則を指定する例示的な擬似コ
ードのリストを示す。
ジューラのアルゴリズム複雑さは、連続するパケット送
信間に実行されるべき基本オペレーションの最悪の場合
の数とともに爆発的に増大する（基本オペレーションに
は、連結リストにおけるフローの取り出しおよび挿入、
タイムスタンプ更新、タイムスタンプと基準タイムスタ
ンプ増分の比較、が含まれる）。実際、スケジューラ
は、基準タイムスタンプ増分の反復減算によりタイムス
タンプが［０，ＴＱ）区間内に入るまで、いくつかの連
続するフレームの間、与えられたフローへのサービスを
拒否しなければならない可能性がある。図３Ａに、ＤＲ
Ｒにおいて、新たなパケットがフローｉのキューの先頭
に到着したときに、そのフローｉを処理しそのタイムス
タンプを更新するための規則を指定する例示的な擬似コ
ードのリストを示す。
【００２３】余剰ラウンドロビン（ＳＲＲ）の記述は
［１１］に与えられている。このアルゴリズムは、ＤＲ
Ｒと同じパラメータおよび変数を有するが、異なるイベ
ントがタイムスタンプの更新を引き起こす。すなわち、
フローｉは、パケットｐｉ ｋの送信が完了すると、その
結果のフローのバックログ状態とは独立に、新たなタイ
ムスタンプＦｉ ｋを受け取る。フレームの終わりは、１
パケットの送信後に常に検出され、その前には検出され
ない。タイムスタンプは、（ＤＲＲの場合のクレジット
（貸し）の代わりに）現フレームの期間中にフローによ
って累積されたデビット（借り）を次フレームに持ち越
す。
［１１］に与えられている。このアルゴリズムは、ＤＲ
Ｒと同じパラメータおよび変数を有するが、異なるイベ
ントがタイムスタンプの更新を引き起こす。すなわち、
フローｉは、パケットｐｉ ｋの送信が完了すると、その
結果のフローのバックログ状態とは独立に、新たなタイ
ムスタンプＦｉ ｋを受け取る。フレームの終わりは、１
パケットの送信後に常に検出され、その前には検出され
ない。タイムスタンプは、（ＤＲＲの場合のクレジット
（貸し）の代わりに）現フレームの期間中にフローによ
って累積されたデビット（借り）を次フレームに持ち越
す。
【００２４】ＤＲＲに比べてＳＲＲの利点は、ＳＲＲ
は、フローのフレームの終わりを決定するためにキュー
先頭パケットの長さを前もって知る必要がないことであ
る。逆に、悪意のあるフローが競争相手から帯域を盗む
ことを防ぐために、このアルゴリズムは、アイドルにな
ったフローのタイムスタンプをリセットすることができ
ない。アイドルフローのヌルでないタイムスタンプは、
そのフローがアイドルになったのと同じフレームの終了
によって結局は不用(obsolete)となる。理想的には、タ
イムスタンプは、不用になったらすぐにリセットされる
べきである。しかし、数十万、さらには数百万のフロー
を処理するスケジューラでは、同時に不用になる可能性
のあるすべてのタイムスタンプを即座にリセットするこ
とは現実には不可能である。
は、フローのフレームの終わりを決定するためにキュー
先頭パケットの長さを前もって知る必要がないことであ
る。逆に、悪意のあるフローが競争相手から帯域を盗む
ことを防ぐために、このアルゴリズムは、アイドルにな
ったフローのタイムスタンプをリセットすることができ
ない。アイドルフローのヌルでないタイムスタンプは、
そのフローがアイドルになったのと同じフレームの終了
によって結局は不用(obsolete)となる。理想的には、タ
イムスタンプは、不用になったらすぐにリセットされる
べきである。しかし、数十万、さらには数百万のフロー
を処理するスケジューラでは、同時に不用になる可能性
のあるすべてのタイムスタンプを即座にリセットするこ
とは現実には不可能である。
【００２５】本発明についてのこの記述は、アイドルフ
ローのタイムスタンプの不用性を何らチェックしないＳ
ＲＲアルゴリズムの実装に焦点をしぼる。この実装で
は、新たに積滞したフローは常に、そのタイムスタンプ
の値がいかに古くとも、そのタイムスタンプの最近の値
からアクティビティを再開する。この仮定の効果は、新
たに積滞したフローが、前に長時間の間に累積したデビ
ットの結果として、サーバが最初にやってくるときにそ
の受けるべきサービスの一部をあきらめなければならな
いことがあることである。図３Ｂに、ＳＲＲにおいて、
サーバがパケットｐｉ ｋの送信を完了したときにフロー
ｉを処理しそのタイムスタンプを更新するための規則を
指定する例示的な擬似コードのリストを示す。
ローのタイムスタンプの不用性を何らチェックしないＳ
ＲＲアルゴリズムの実装に焦点をしぼる。この実装で
は、新たに積滞したフローは常に、そのタイムスタンプ
の値がいかに古くとも、そのタイムスタンプの最近の値
からアクティビティを再開する。この仮定の効果は、新
たに積滞したフローが、前に長時間の間に累積したデビ
ットの結果として、サーバが最初にやってくるときにそ
の受けるべきサービスの一部をあきらめなければならな
いことがあることである。図３Ｂに、ＳＲＲにおいて、
サーバがパケットｐｉ ｋの送信を完了したときにフロー
ｉを処理しそのタイムスタンプを更新するための規則を
指定する例示的な擬似コードのリストを示す。
【００２６】説明を簡単にするため、本明細書の残りの
部分では、重み付けラウンドロビン（ＷＲＲ）の名称は
一般に、ＤＲＲまたはＳＲＲを総称的に（それらを区別
する特徴への明示的な言及がなければ）指すために用い
るものとする。
部分では、重み付けラウンドロビン（ＷＲＲ）の名称は
一般に、ＤＲＲまたはＳＲＲを総称的に（それらを区別
する特徴への明示的な言及がなければ）指すために用い
るものとする。
【００２７】ＷＲＲスケジューラは、個々のパケットフ
ローへの帯域の分配だけを制御することができるという
点で、本質的に「１層」である。複数のスケジューリン
グ層を重ね合わせることにより、個々のフローに帯域を
割り当てることができるだけでなく、フローの集合を生
成しそれに従って帯域を分離することができる、階層的
でフレキシブルな構造を実装すると、これらのスケジュ
ーラの単純さが損なわれる。
ローへの帯域の分配だけを制御することができるという
点で、本質的に「１層」である。複数のスケジューリン
グ層を重ね合わせることにより、個々のフローに帯域を
割り当てることができるだけでなく、フローの集合を生
成しそれに従って帯域を分離することができる、階層的
でフレキシブルな構造を実装すると、これらのスケジュ
ーラの単純さが損なわれる。
【００２８】帯域分離の参照モデルを図４に示す。割り
当てられるフローのセット（１，１）〜（Ｋ，ＶＫ）
は、バンドルと呼ばれるＫ個のサブセット４０１−１〜
４０１−Ｋに分割される。各バンドルＩは、ＶＩ個のフ
ローを集め、割り当てられたサービスレートＲＩを有す
る。スケジューラの論理編成は、２層化された階層を反
映する。すなわち、まず、バンドルの総割当てに従って
帯域をバンドルに分配した後、フローの帯域割当てと、
それぞれのバンドル内の他のフローのバックログ状態と
に基づいてフローをサービスする。スケジューラは、少
なくとも１つのフローが積滞している限り、各バンドル
を、対応するフローのバックログ状態とは独立に扱う。
当てられるフローのセット（１，１）〜（Ｋ，ＶＫ）
は、バンドルと呼ばれるＫ個のサブセット４０１−１〜
４０１−Ｋに分割される。各バンドルＩは、ＶＩ個のフ
ローを集め、割り当てられたサービスレートＲＩを有す
る。スケジューラの論理編成は、２層化された階層を反
映する。すなわち、まず、バンドルの総割当てに従って
帯域をバンドルに分配した後、フローの帯域割当てと、
それぞれのバンドル内の他のフローのバックログ状態と
に基づいてフローをサービスする。スケジューラは、少
なくとも１つのフローが積滞している限り、各バンドル
を、対応するフローのバックログ状態とは独立に扱う。
【００２９】スケジューラは、いかなる種類の遅延保証
もサポートしようとせずに、フロー集合と、集合内の個
々のフローの両方に対して、厳格な帯域保証を強制する
ことを目標とする（スケジューリング階層において厳格
な遅延保証を提供するためのいくつかのフレームワーク
がすでに利用可能である［７，１２］が、それらはすべ
て、スケジューラの複雑さを相当に増大させる高度なア
ルゴリズムによるものである）。フロー集合の帯域要求
をサポートするためには、バンドルのレート割当てに対
して次の条件が常に成り立たなければならない。
もサポートしようとせずに、フロー集合と、集合内の個
々のフローの両方に対して、厳格な帯域保証を強制する
ことを目標とする（スケジューリング階層において厳格
な遅延保証を提供するためのいくつかのフレームワーク
がすでに利用可能である［７，１２］が、それらはすべ
て、スケジューラの複雑さを相当に増大させる高度なア
ルゴリズムによるものである）。フロー集合の帯域要求
をサポートするためには、バンドルのレート割当てに対
して次の条件が常に成り立たなければならない。
【数２】
【００３０】同様に、各バンドルＩ内で、関連するフロ
ーの帯域要求を満たすためには、次の限界が満たされな
ければならない。
ーの帯域要求を満たすためには、次の限界が満たされな
ければならない。
【数３】
【００３１】［７，１２］で提示されたフレームワーク
によって示唆されるスケジューリング解では、フローと
リンクサーバの間に、バンドルを処理する本格的な（そ
して高価な）スケジューリング層を導入することにな
る。一般に、本格的な階層スケジューラの実装コスト
は、バンドルの数について線形に増大する。その理由
は、各バンドルがそれぞれ基本のフロー別スケジューラ
を必要とするからである。これに対して、本発明では、
スケジューリング階層におけるバンドル要求を強制する
層は純粋に仮想的であり、単一の基本スケジューラ上に
重ね合わされる。したがって、個々のフローを処理する
構造のコストは、設定されるバンドルの数とは独立であ
るため、スケジューリング階層の実装における相当の節
約になる。
によって示唆されるスケジューリング解では、フローと
リンクサーバの間に、バンドルを処理する本格的な（そ
して高価な）スケジューリング層を導入することにな
る。一般に、本格的な階層スケジューラの実装コスト
は、バンドルの数について線形に増大する。その理由
は、各バンドルがそれぞれ基本のフロー別スケジューラ
を必要とするからである。これに対して、本発明では、
スケジューリング階層におけるバンドル要求を強制する
層は純粋に仮想的であり、単一の基本スケジューラ上に
重ね合わされる。したがって、個々のフローを処理する
構造のコストは、設定されるバンドルの数とは独立であ
るため、スケジューリング階層の実装における相当の節
約になる。
【００３２】本発明によれば、改良されたＷＲＲスケジ
ューラは、ＷＲＲスケジューラの基本構造の実質的な変
更を必要とせずに、帯域を階層的に分離する。この新規
な技術によれば、スケジューラは、完全に透過的な方法
で、すなわち、追加のスケジューリング構造を使用せず
に、帯域保証を、個々のフローに提供するとともに、フ
ローの集合（バンドル）にも提供する。本発明は、この
目標を、単に、スケジューラがタイムスタンプを操作す
る方法を改良することによって達成する。その結果得ら
れる「ソフト」なスケジューリング階層は、無視できる
ほどの複雑さしか有しない。にもかかわらず、帯域保証
を、個々のフローに提供するとともに、バンドルにも提
供するのに有効である。
ューラは、ＷＲＲスケジューラの基本構造の実質的な変
更を必要とせずに、帯域を階層的に分離する。この新規
な技術によれば、スケジューラは、完全に透過的な方法
で、すなわち、追加のスケジューリング構造を使用せず
に、帯域保証を、個々のフローに提供するとともに、フ
ローの集合（バンドル）にも提供する。本発明は、この
目標を、単に、スケジューラがタイムスタンプを操作す
る方法を改良することによって達成する。その結果得ら
れる「ソフト」なスケジューリング階層は、無視できる
ほどの複雑さしか有しない。にもかかわらず、帯域保証
を、個々のフローに提供するとともに、バンドルにも提
供するのに有効である。
【００３３】図５に、階層的帯域分離のソフト強制のた
めの改良されたＷＲＲスケジューラによって利用される
キュー、状態テーブル、レジスタ、およびパラメータの
機能図である。図４および図５をあわせて参照すると、
スケジューラは、複数のバンドル４０１−１〜４０１−
Ｋにまとめられた、複数のデータパケットフローｉ１〜
ｊＮ（５０１）を処理する。フローキュー５０２は、そ
れぞれのデータパケットフロー５０１ついてデータパケ
ットを格納する。フローキュー５０２は、先入れ先出し
（ＦＩＦＯ）キューとして実装可能である。各フローキ
ュー５０２は、対応するフロー別状態テーブル５０３を
有し、これは、対応するフロー５０１に対するいくつか
の変数を格納する。
めの改良されたＷＲＲスケジューラによって利用される
キュー、状態テーブル、レジスタ、およびパラメータの
機能図である。図４および図５をあわせて参照すると、
スケジューラは、複数のバンドル４０１−１〜４０１−
Ｋにまとめられた、複数のデータパケットフローｉ１〜
ｊＮ（５０１）を処理する。フローキュー５０２は、そ
れぞれのデータパケットフロー５０１ついてデータパケ
ットを格納する。フローキュー５０２は、先入れ先出し
（ＦＩＦＯ）キューとして実装可能である。各フローキ
ュー５０２は、対応するフロー別状態テーブル５０３を
有し、これは、対応するフロー５０１に対するいくつか
の変数を格納する。
【００３４】例えば、フローｉ１の場合、フロー別状態
テーブル５０３は、タイムスタンプＦｉ１、最小保証サ
ービスレートρｉ１、フレームフラグＦＦｉ１、そのフ
ローを含むバンドルＩへのポインタ、ならびに、対応す
るフローキュー５０２の先頭および末尾のポインタ（図
示せず）を含む。バンドルの状態は、バンドル別状態テ
ーブル５０４で管理される。例えば、バンドルＩの場
合、バンドル別状態テーブル５０４は、総帯域割当てＲ
Ｉ、現在シェアφＩ、累積シェアΦＩ、および開始フラ
グσＩを格納する。フローポインタのＦＩＦＯキュー５
０５は、スケジューラがフロー５０１のパケットを送信
するために巡回する順序を決定する。レジスタ５０６
は、フローポインタのＦＩＦＯキューの先頭および末尾
のポインタを格納する。スケジューラは、テーブル５０
７でグローバル状態情報を管理する。このテーブルは、
フレームカウンタＦＲＭＣＮＴおよび基準タイムスタン
プ増分ＴＱを管理する。
テーブル５０３は、タイムスタンプＦｉ１、最小保証サ
ービスレートρｉ１、フレームフラグＦＦｉ１、そのフ
ローを含むバンドルＩへのポインタ、ならびに、対応す
るフローキュー５０２の先頭および末尾のポインタ（図
示せず）を含む。バンドルの状態は、バンドル別状態テ
ーブル５０４で管理される。例えば、バンドルＩの場
合、バンドル別状態テーブル５０４は、総帯域割当てＲ
Ｉ、現在シェアφＩ、累積シェアΦＩ、および開始フラ
グσＩを格納する。フローポインタのＦＩＦＯキュー５
０５は、スケジューラがフロー５０１のパケットを送信
するために巡回する順序を決定する。レジスタ５０６
は、フローポインタのＦＩＦＯキューの先頭および末尾
のポインタを格納する。スケジューラは、テーブル５０
７でグローバル状態情報を管理する。このテーブルは、
フレームカウンタＦＲＭＣＮＴおよび基準タイムスタン
プ増分ＴＱを管理する。
【００３５】図６は、スケジューラが利用される入力通
信リンクインタフェース２００の例示的なブロック図で
ある。通信リンクインタフェース２００は、データパケ
ット受信器６０１、スケジューラ６０２、およびパケッ
ト送信器６０９を有する。例として、スケジューラは、
コントローラ６０３、バンドル別状態ＲＡＭ６０４、お
よびレジスタ６０５を、すべて同一のチップ６０６上に
有するように示されている。パケットＲＡＭ６０７およ
びフロー別状態ＲＡＭ６０８は、別々のチップ上に位置
するように示されている。明らかに、動作容量およびそ
の他の特性に依存して、スケジューラ６０２は、他の構
成でも実装可能である。
信リンクインタフェース２００の例示的なブロック図で
ある。通信リンクインタフェース２００は、データパケ
ット受信器６０１、スケジューラ６０２、およびパケッ
ト送信器６０９を有する。例として、スケジューラは、
コントローラ６０３、バンドル別状態ＲＡＭ６０４、お
よびレジスタ６０５を、すべて同一のチップ６０６上に
有するように示されている。パケットＲＡＭ６０７およ
びフロー別状態ＲＡＭ６０８は、別々のチップ上に位置
するように示されている。明らかに、動作容量およびそ
の他の特性に依存して、スケジューラ６０２は、他の構
成でも実装可能である。
【００３６】コントローラ６０３は、本発明の方法を実
装したプログラムを格納し実行する。通信リンクインタ
フェース２００の動作を制御するプログラムの実施例を
図７〜図８にフローチャート形式で示す。図５および図
６をあわせて参照すると、フローキュー５０２内のパケ
ットはパケットＲＡＭ６０７に格納される。フロー別状
態テーブル５０３はフロー別状態ＲＡＭ６０８に格納さ
れる。フローポインタのＦＩＦＯキュー５０５の先頭お
よび末尾ポインタ５０６ならびにグローバル状態テーブ
ル５０７はレジスタ６０５に格納される。
装したプログラムを格納し実行する。通信リンクインタ
フェース２００の動作を制御するプログラムの実施例を
図７〜図８にフローチャート形式で示す。図５および図
６をあわせて参照すると、フローキュー５０２内のパケ
ットはパケットＲＡＭ６０７に格納される。フロー別状
態テーブル５０３はフロー別状態ＲＡＭ６０８に格納さ
れる。フローポインタのＦＩＦＯキュー５０５の先頭お
よび末尾ポインタ５０６ならびにグローバル状態テーブ
ル５０７はレジスタ６０５に格納される。
【００３７】スケジューラ６０２の動作の概略は以下の
通りである。パケット受信器６０１は、入力リンク２０
１−１〜２０１−ｒから、データパケットフロー５０１
のデータパケットを受信する。パケット受信器６０１
は、各パケット（図示せず）のヘッダに含まれるフロー
識別フィールドの内容を用いて、そのパケットのデータ
パケットフロー５０１を識別する。データパケットフロ
ー５０１の識別により、関連するフローキュー５０２お
よびバンドル４０１が識別される。スケジューラ６０２
は、バンドル別状態テーブル５０４のエントリを用い
て、各バンドルＩに対するサービス比を計算する。バン
ドルＩのサービス比は、公称帯域割当てＲＩと、そのバ
ンドルの累積シェアΦＩとの間の比として定義される
（累積シェアΦ Ｉは、バンドルＩのバックログフローの
帯域割当てを累積したものである）。構成により、バン
ドルＩのサービス比は決して１より小さくならない。
通りである。パケット受信器６０１は、入力リンク２０
１−１〜２０１−ｒから、データパケットフロー５０１
のデータパケットを受信する。パケット受信器６０１
は、各パケット（図示せず）のヘッダに含まれるフロー
識別フィールドの内容を用いて、そのパケットのデータ
パケットフロー５０１を識別する。データパケットフロ
ー５０１の識別により、関連するフローキュー５０２お
よびバンドル４０１が識別される。スケジューラ６０２
は、バンドル別状態テーブル５０４のエントリを用い
て、各バンドルＩに対するサービス比を計算する。バン
ドルＩのサービス比は、公称帯域割当てＲＩと、そのバ
ンドルの累積シェアΦＩとの間の比として定義される
（累積シェアΦ Ｉは、バンドルＩのバックログフローの
帯域割当てを累積したものである）。構成により、バン
ドルＩのサービス比は決して１より小さくならない。
【００３８】サービス比には、個々のフローに対するタ
イムスタンプ増分の計算が関係する。これは、バンドル
Ｉの各バックログフローが、同じバンドルの他のフロー
がフレームの最初にアイドルであると検出されたときの
そのフレームの期間中に受けるサービスの量の増大分を
決定する。サービス比により引き起こされるタイムスタ
ンプ増分の修正は、スケジューラが、バンドルの総帯域
割当てと、個々のフローの帯域割当てとの両方を依然と
して保証することができるようになされる。
イムスタンプ増分の計算が関係する。これは、バンドル
Ｉの各バックログフローが、同じバンドルの他のフロー
がフレームの最初にアイドルであると検出されたときの
そのフレームの期間中に受けるサービスの量の増大分を
決定する。サービス比により引き起こされるタイムスタ
ンプ増分の修正は、スケジューラが、バンドルの総帯域
割当てと、個々のフローの帯域割当てとの両方を依然と
して保証することができるようになされる。
【００３９】［動作の詳細］本発明の改良されたＷＲＲ
スケジューラは、従来技術のＷＲＲスケジューラ上に仮
想スケジューリング層を重ね合わせることによって、サ
ービス帯域の階層的分離を達成する。本発明のスケジュ
ーラは、複数のバンドルをサポートし、各バンドルは、
データパケットフローの集合である。基礎となるＷＲＲ
スケジューラのタイムスタンプに基づく定式化において
（説明のこの点では、ＤＲＲとＳＲＲの区別はまだ重要
ではない）、本発明の技術は、タイムスタンプ更新の簡
単な修正により、個々のフローの帯域保証を保存すると
同時に、バンドルの総要求を満たす。
スケジューラは、従来技術のＷＲＲスケジューラ上に仮
想スケジューリング層を重ね合わせることによって、サ
ービス帯域の階層的分離を達成する。本発明のスケジュ
ーラは、複数のバンドルをサポートし、各バンドルは、
データパケットフローの集合である。基礎となるＷＲＲ
スケジューラのタイムスタンプに基づく定式化において
（説明のこの点では、ＤＲＲとＳＲＲの区別はまだ重要
ではない）、本発明の技術は、タイムスタンプ更新の簡
単な修正により、個々のフローの帯域保証を保存すると
同時に、バンドルの総要求を満たす。
【００４０】それぞれの設定されるバンドルＩについ
て、スケジューラは、公称帯域割当てＲＩおよび累積シ
ェアΦＩを管理する。公称帯域割当てＲＩは、そのバン
ドル内のすべてのフローの帯域割当ての総和より小さく
なることはない。累積シェアΦ Ｉは、バンドルＩのバッ
クログフローの帯域割当ての総和を追跡し、したがっ
て、決してＲＩより大きくならない。
て、スケジューラは、公称帯域割当てＲＩおよび累積シ
ェアΦＩを管理する。公称帯域割当てＲＩは、そのバン
ドル内のすべてのフローの帯域割当ての総和より小さく
なることはない。累積シェアΦ Ｉは、バンドルＩのバッ
クログフローの帯域割当ての総和を追跡し、したがっ
て、決してＲＩより大きくならない。
【数４】 式（７）において、ＢＩは、フレームの最初に積滞して
いる、バンドルＩのフローの集合である。
いる、バンドルＩのフローの集合である。
【００４１】スケジューラは、バンドルＩの累積レート
割当てＲＩと累積シェアΦＩの間のサービス比を用い
て、そのバンドルのフローに付与される実際のサービス
帯域を修正する。具体的には、サービス比は、バンドル
のフローに対するタイムスタンプ増分の定義に寄与す
る。フローｉのパケットｐｉ ｋに関連するタイムスタン
プ更新は次式の通りである。
割当てＲＩと累積シェアΦＩの間のサービス比を用い
て、そのバンドルのフローに付与される実際のサービス
帯域を修正する。具体的には、サービス比は、バンドル
のフローに対するタイムスタンプ増分の定義に寄与す
る。フローｉのパケットｐｉ ｋに関連するタイムスタン
プ更新は次式の通りである。
【数５】
【００４２】式（８）のタイムスタンプ割当て規則が実
際にバンドルの帯域保証を強制することを確かめるに
は、バンドルＩ内の個々のフローが１フレームの期間中
に受けることが期待されるサービスの量を計算すること
が必要である。原理的には、サービス比ＲＩ／ΦＩがバ
ンドルＩについて１より大きいとき、式（８）のタイム
スタンプ割当ての結果、バンドルＩの個々のフローは、
それらの公称帯域割当てのＲＩ／ΦＩ倍のサービス帯域
を得る。
際にバンドルの帯域保証を強制することを確かめるに
は、バンドルＩ内の個々のフローが１フレームの期間中
に受けることが期待されるサービスの量を計算すること
が必要である。原理的には、サービス比ＲＩ／ΦＩがバ
ンドルＩについて１より大きいとき、式（８）のタイム
スタンプ割当ての結果、バンドルＩの個々のフローは、
それらの公称帯域割当てのＲＩ／ΦＩ倍のサービス帯域
を得る。
【００４３】この計算は、次の２つの仮定に基づく。 （１）バンドルの累積シェアΦＩは、バンドル内のフロ
ーのバックログダイナミクスとは無関係に、１フレーム
の期間中は不変である。 （２）そのフレームの期間中にサーバにアクセス可能な
フローのセットは、そのフレームの最初に積滞していた
フローのみを含む（もしバンドル内の一部のフローが、
フレームの開始後に積滞した場合、それらのフローは、
サーバにアクセス可能になる前に、新たなフレームの開
始まで待たなければならない）。
ーのバックログダイナミクスとは無関係に、１フレーム
の期間中は不変である。 （２）そのフレームの期間中にサーバにアクセス可能な
フローのセットは、そのフレームの最初に積滞していた
フローのみを含む（もしバンドル内の一部のフローが、
フレームの開始後に積滞した場合、それらのフローは、
サーバにアクセス可能になる前に、新たなフレームの開
始まで待たなければならない）。
【００４４】基準タイムスタンプ増分ＴＱは、式（８）
と組み合わせて、バンドルＩのフローｉが１フレーム期
間中に受けることが期待される基準サービス量Ｑｉを設
定する。
と組み合わせて、バンドルＩのフローｉが１フレーム期
間中に受けることが期待される基準サービス量Ｑｉを設
定する。
【数６】
【００４５】すると、バンドルＩ内のすべてのフローの
サービス量の総計は、バンドルのサービス量ＱＩとな
る。
サービス量の総計は、バンドルのサービス量ＱＩとな
る。
【数７】
【００４６】式（１０）におけるＱＩの表式は、式
（２）におけるフロー量Ｑｉの表式と同一であるため、
フレームの最初にバンドル内で積滞しているフローのセ
ットの組成とは無関係に、式（８）のタイムスタンプ更
新がバンドルＩの帯域保証を保存することが証明され
る。
（２）におけるフロー量Ｑｉの表式と同一であるため、
フレームの最初にバンドル内で積滞しているフローのセ
ットの組成とは無関係に、式（８）のタイムスタンプ更
新がバンドルＩの帯域保証を保存することが証明され
る。
【００４７】バンドルＩの累積シェアがフレーム期間中
に変化しないという仮定を保持すると、次式のように、
式（８）のタイムスタンプ更新規則は、フレーム期間中
に決してアイドルにならないバンドルＩの任意の２個の
フローｉ、ｊについて、サービス割合を保存することも
示すことができる。
に変化しないという仮定を保持すると、次式のように、
式（８）のタイムスタンプ更新規則は、フレーム期間中
に決してアイドルにならないバンドルＩの任意の２個の
フローｉ、ｊについて、サービス割合を保存することも
示すことができる。
【数８】
【００４８】帯域分離を有するＷＲＲアルゴリズムの詳
細を指定するには、式（１０）および（１１）の結果を
生成する仮定についての議論と、それら仮定のアルゴリ
ズム的な意味の評価とを必要とする。スケジューラが１
フレーム期間中に計算するすべてのタイムスタンプ増分
において一定値の累積シェアΦＩを使用することは、バ
ンドルＩのフローにサービスを一貫して分配するための
共通の基準を提供する。フレームの開始後になってはじ
めて積滞したフローをサービスフレームから排除するこ
とも、同一の目的を有する。
細を指定するには、式（１０）および（１１）の結果を
生成する仮定についての議論と、それら仮定のアルゴリ
ズム的な意味の評価とを必要とする。スケジューラが１
フレーム期間中に計算するすべてのタイムスタンプ増分
において一定値の累積シェアΦＩを使用することは、バ
ンドルＩのフローにサービスを一貫して分配するための
共通の基準を提供する。フレームの開始後になってはじ
めて積滞したフローをサービスフレームから排除するこ
とも、同一の目的を有する。
【００４９】タイムスタンプ増分は、システムがフロー
に対して、関連するパケットの送信について課す料金と
みなすことができる。送信のコストは、それが実行され
るときのバンドル内で利用可能な帯域に依存する。タイ
ムスタンプ増分を、バンドル内の帯域資源のコストと整
合させるためには、タイムスタンプ増分は、資源が使用
されるときに、すなわち、対応するパケットの送信時
に、計算されなければならない。もしスケジューラが、
増分を前もって計算するならば、バンドルの状態は、パ
ケットの送信が起こる前に急激な変化を受ける可能性が
あるため、課金メカニズムが帯域の分配と整合しなくな
る。
に対して、関連するパケットの送信について課す料金と
みなすことができる。送信のコストは、それが実行され
るときのバンドル内で利用可能な帯域に依存する。タイ
ムスタンプ増分を、バンドル内の帯域資源のコストと整
合させるためには、タイムスタンプ増分は、資源が使用
されるときに、すなわち、対応するパケットの送信時
に、計算されなければならない。もしスケジューラが、
増分を前もって計算するならば、バンドルの状態は、パ
ケットの送信が起こる前に急激な変化を受ける可能性が
あるため、課金メカニズムが帯域の分配と整合しなくな
る。
【００５０】考えている２つのＷＲＲアルゴリズムのう
ち、ＳＲＲは、送信とタイムスタンプ増分の間の整合性
に対する要求に最もよく適合するものである。その理由
は、ＳＲＲは、ちょうど送信したばかりのパケットの長
さを用いてタイムスタンプを更新し、対応するフローの
フレーム内状態を決定するからである。これに対して、
ＤＲＲでは、スケジューラは、新たなキュー先頭パケッ
トの長さを用いて、タイムスタンプ更新およびフレーム
内状態チェックを実行するが、これは、そのパケットが
実際に送信されるずっと前である可能性がある。ＤＲＲ
サーバが最終的にパケットを配信するとき、バンドルの
累積シェア、したがってそのバンドル内の帯域のコスト
は、最後のタイムスタンプ更新以来相当に変化してしま
っている可能性がある。
ち、ＳＲＲは、送信とタイムスタンプ増分の間の整合性
に対する要求に最もよく適合するものである。その理由
は、ＳＲＲは、ちょうど送信したばかりのパケットの長
さを用いてタイムスタンプを更新し、対応するフローの
フレーム内状態を決定するからである。これに対して、
ＤＲＲでは、スケジューラは、新たなキュー先頭パケッ
トの長さを用いて、タイムスタンプ更新およびフレーム
内状態チェックを実行するが、これは、そのパケットが
実際に送信されるずっと前である可能性がある。ＤＲＲ
サーバが最終的にパケットを配信するとき、バンドルの
累積シェア、したがってそのバンドル内の帯域のコスト
は、最後のタイムスタンプ更新以来相当に変化してしま
っている可能性がある。
【００５１】ＳＲＲにおける帯域分離のためのメカニズ
ムの導入は簡単である。最小帯域保証ＲＩおよび累積シ
ェアΦＩに加えて、各バンドルＩは、現在シェアφＩお
よび開始フラグσＩを管理する。現在シェアは、次式の
ように、バンドル内のバックログフローのサービスシェ
アの総和を瞬間的に追跡する。
ムの導入は簡単である。最小帯域保証ＲＩおよび累積シ
ェアΦＩに加えて、各バンドルＩは、現在シェアφＩお
よび開始フラグσＩを管理する。現在シェアは、次式の
ように、バンドル内のバックログフローのサービスシェ
アの総和を瞬間的に追跡する。
【数９】
【００５２】現在シェアは、バンドルの１つのフローが
そのバックログ状態を変えるたびに更新される。一般
に、現在シェアφＩの更新は、累積シェアΦＩの即時更
新を引き起こさない。実際、スケジューラは、開始フラ
グσＩと、スケジューラがフレーム境界ごとにトグルす
る１ビットのグローバルなフレームカウンタＦＲＭＣＮ
Ｔとにおける整合しない値を検出した場合にのみ、バン
ドルの累積シェアΦＩを更新する（スケジューラは、バ
ンドルＩの１つのフローのサービスを開始するごとに、
σＩとＦＲＭＣＮＴを比較する）。
そのバックログ状態を変えるたびに更新される。一般
に、現在シェアφＩの更新は、累積シェアΦＩの即時更
新を引き起こさない。実際、スケジューラは、開始フラ
グσＩと、スケジューラがフレーム境界ごとにトグルす
る１ビットのグローバルなフレームカウンタＦＲＭＣＮ
Ｔとにおける整合しない値を検出した場合にのみ、バン
ドルの累積シェアΦＩを更新する（スケジューラは、バ
ンドルＩの１つのフローのサービスを開始するごとに、
σＩとＦＲＭＣＮＴを比較する）。
【００５３】これらの２つのビットが相違することは、
将来のタイムスタンプ計算で用いられる累積シェアの更
新を引き起こす（ΦＩ←φＩ）とともに、バンドルの開
始フラグをトグルする（σＩ←ＦＲＭＣＮＴ）。他方、
これらの２つのビットがすでに等しい場合、ちょうど完
了したサービスは、現フレームの期間中にバンドルが受
けた最初のサービスではないことが確実であり、バンド
ルパラメータに対して何らのアクションもとられてはな
らない。バンドルの最初のフローが積滞すると、開始フ
ラグはＦＲＭＣＮＴに等しくセットされる。 σＩ←ＦＲＭＣＮＴ （１３）
将来のタイムスタンプ計算で用いられる累積シェアの更
新を引き起こす（ΦＩ←φＩ）とともに、バンドルの開
始フラグをトグルする（σＩ←ＦＲＭＣＮＴ）。他方、
これらの２つのビットがすでに等しい場合、ちょうど完
了したサービスは、現フレームの期間中にバンドルが受
けた最初のサービスではないことが確実であり、バンド
ルパラメータに対して何らのアクションもとられてはな
らない。バンドルの最初のフローが積滞すると、開始フ
ラグはＦＲＭＣＮＴに等しくセットされる。 σＩ←ＦＲＭＣＮＴ （１３）
【００５４】フレームの終わりを識別するため、各フロ
ーｉはフレームフラグＦＦｉを管理する。フローｉのフ
レームフラグは、そのフローがバックログフローのリス
ト５０５の末尾にキューイングされるときには必ず、Ｆ
ＲＭＣＮＴの補数に等しくセットされる。スケジューラ
は、フレームカウンタに一致しないフレームフラグを見
つけると、新たなフレームの開始を宣言し、フレームカ
ウンタをトグルする。１パケットの送信を完了した後に
実行される一連のオペレーションは、図９の擬似コード
にまとめられている。
ーｉはフレームフラグＦＦｉを管理する。フローｉのフ
レームフラグは、そのフローがバックログフローのリス
ト５０５の末尾にキューイングされるときには必ず、Ｆ
ＲＭＣＮＴの補数に等しくセットされる。スケジューラ
は、フレームカウンタに一致しないフレームフラグを見
つけると、新たなフレームの開始を宣言し、フレームカ
ウンタをトグルする。１パケットの送信を完了した後に
実行される一連のオペレーションは、図９の擬似コード
にまとめられている。
【００５５】図７〜図８に、本発明に従ってパケット送
信のスケジューリングを制御するために図６のスケジュ
ーリング装置を動作させる方法をフローチャート形式で
示す。図７〜図８のフローチャートおよび図９の擬似コ
ードは、ＳＲＲが、基礎となるスケジューリングアルゴ
リズムであるという仮定に基づいている。機能性に関す
る限り、ＳＲＲの代わりにＤＲＲを用いても問題はな
い。同様に、図５の装置は、バックログフローの単一の
ＦＩＦＯキューを用いてソフトスケジューリング階層を
実装している。フレーム内とフレーム外のフローの明確
な分離が可能な他の任意のキューイング構造も同様に使
用可能である。
信のスケジューリングを制御するために図６のスケジュ
ーリング装置を動作させる方法をフローチャート形式で
示す。図７〜図８のフローチャートおよび図９の擬似コ
ードは、ＳＲＲが、基礎となるスケジューリングアルゴ
リズムであるという仮定に基づいている。機能性に関す
る限り、ＳＲＲの代わりにＤＲＲを用いても問題はな
い。同様に、図５の装置は、バックログフローの単一の
ＦＩＦＯキューを用いてソフトスケジューリング階層を
実装している。フレーム内とフレーム外のフローの明確
な分離が可能な他の任意のキューイング構造も同様に使
用可能である。
【００５６】以下の記述では、図４、図５、図６、およ
び図７〜図８を参照する。図４（図５、図６）で最初に
現れる要素の参照符号は４（５、６）から始まるが、図
７〜図８のステップは、ステップ番号の前にＳを付ける
ことによって（例えば、Ｓ５１０）示される。
び図７〜図８を参照する。図４（図５、図６）で最初に
現れる要素の参照符号は４（５、６）から始まるが、図
７〜図８のステップは、ステップ番号の前にＳを付ける
ことによって（例えば、Ｓ５１０）示される。
【００５７】図７において、Ｓ５１０で、コントローラ
６０３は、新たに受信したデータパケットがあるかどう
かをチェックする。Ｓ５１０で、新たに受信したデータ
パケットがなく、Ｓ５２０で、バックログフローがある
場合、制御はＳ６８０に移る。他方、Ｓ５１０で、新た
に受信したデータパケットがなく、Ｓ５２０で、バック
ログフローがない場合、コントローラ６０３は、新たな
パケットが受信されるまで、ステップＳ５１０とＳ５２
０の間を循環する。Ｓ５１０において、新たに受信した
パケットの存在が受信器６０１で検出されると、Ｓ５５
０で、コントローラ６０３は、それらのパケットのうち
の１つを選択する。その後、Ｓ５６０で、コントローラ
６０３は、データパケットのフローを識別し、最終的に
（Ｓ５７０で）、パケットを適当なフローキュー５０２
に格納する。Ｓ５８０で、識別されたフローのキューの
長さがゼロでない場合、Ｓ９７０で、そのフローのキュ
ー長をインクリメントし、制御はＳ６８０に移る。
６０３は、新たに受信したデータパケットがあるかどう
かをチェックする。Ｓ５１０で、新たに受信したデータ
パケットがなく、Ｓ５２０で、バックログフローがある
場合、制御はＳ６８０に移る。他方、Ｓ５１０で、新た
に受信したデータパケットがなく、Ｓ５２０で、バック
ログフローがない場合、コントローラ６０３は、新たな
パケットが受信されるまで、ステップＳ５１０とＳ５２
０の間を循環する。Ｓ５１０において、新たに受信した
パケットの存在が受信器６０１で検出されると、Ｓ５５
０で、コントローラ６０３は、それらのパケットのうち
の１つを選択する。その後、Ｓ５６０で、コントローラ
６０３は、データパケットのフローを識別し、最終的に
（Ｓ５７０で）、パケットを適当なフローキュー５０２
に格納する。Ｓ５８０で、識別されたフローのキューの
長さがゼロでない場合、Ｓ９７０で、そのフローのキュ
ー長をインクリメントし、制御はＳ６８０に移る。
【００５８】他方、Ｓ５８０で、識別されたフローのキ
ューの長さがゼロである場合、Ｓ５８５で、そのフロー
のフレームフラグ（フロー別状態テーブル５０３内）が
ＦＲＭＣＮＴ（グローバル状態テーブル５０７内）の補
数に等しくセットされる。その後、コントローラは、Ｓ
５９０で、バックログフローの総数を増大させ、Ｓ６０
０で、識別されたフローのキュー長を増大させる。Ｓ６
１０で、識別されたフローのバンドルが、フロー別状態
テーブル５０３のバンドルポインタを用いて識別され
る。識別されたバンドルの現在シェアが０である場合、
Ｓ６３０で、コントローラ６０３は、バンドルの開始フ
ラグ（バンドル別状態テーブル５０４に格納される）
を、グローバルフレームカウンタＦＲＭＣＮＴの値に等
しくセットする。その後、制御はＳ６３５に移る。他
方、Ｓ６２０で、バンドルの現在シェアが０でない場
合、制御は直接Ｓ６２０からＳ６３５に移る。Ｓ６３５
で、識別されたバンドルの現在シェアが、新たに積滞し
たフローの帯域割当てだけ増大させられる。そして、Ｓ
６４０で、フローはフローポインタのＦＩＦＯキュー５
０５の末尾に付加され、その後、制御はＳ６８０に移
る。
ューの長さがゼロである場合、Ｓ５８５で、そのフロー
のフレームフラグ（フロー別状態テーブル５０３内）が
ＦＲＭＣＮＴ（グローバル状態テーブル５０７内）の補
数に等しくセットされる。その後、コントローラは、Ｓ
５９０で、バックログフローの総数を増大させ、Ｓ６０
０で、識別されたフローのキュー長を増大させる。Ｓ６
１０で、識別されたフローのバンドルが、フロー別状態
テーブル５０３のバンドルポインタを用いて識別され
る。識別されたバンドルの現在シェアが０である場合、
Ｓ６３０で、コントローラ６０３は、バンドルの開始フ
ラグ（バンドル別状態テーブル５０４に格納される）
を、グローバルフレームカウンタＦＲＭＣＮＴの値に等
しくセットする。その後、制御はＳ６３５に移る。他
方、Ｓ６２０で、バンドルの現在シェアが０でない場
合、制御は直接Ｓ６２０からＳ６３５に移る。Ｓ６３５
で、識別されたバンドルの現在シェアが、新たに積滞し
たフローの帯域割当てだけ増大させられる。そして、Ｓ
６４０で、フローはフローポインタのＦＩＦＯキュー５
０５の末尾に付加され、その後、制御はＳ６８０に移
る。
【００５９】Ｓ６８０で、送信器６０９が古いパケット
の送信でビジーであり、したがって新たなパケットの送
信のために利用可能でない場合、制御はＳ５１０に戻
る。そうでない場合、Ｓ７００で、サービス後処理のた
めに待機しているサービスされたばかりのフローの利用
可能性がチェックされる。Ｓ７００で、サービスされた
ばかりのフローが利用可能でない場合、Ｓ７１０で、バ
ックログフローがあるかどうかが判定される。バックロ
グフローが存在しない場合、制御はＳ５１０に戻り、存
在する場合、Ｓ７２０で、フローポインタのＦＩＦＯキ
ュー５０５の先頭５０６にあるフロー５０１がサービス
のために選択され、Ｓ７３０で、選択されたフローのフ
ローキュー５０２内の最初のデータパケットが送信器６
０９に送られる。Ｓ７４０で、サービスのために選択さ
れたフロー５０１のフレームフラグがグローバルフレー
ムカウンタＦＲＭＣＮＴに等しい場合、制御はＳ５１０
に戻り、そうでない場合、Ｓ７５０で、グローバルフレ
ームカウンタＦＲＭＣＮＴはトグルされ、制御はＳ５１
０に戻る。
の送信でビジーであり、したがって新たなパケットの送
信のために利用可能でない場合、制御はＳ５１０に戻
る。そうでない場合、Ｓ７００で、サービス後処理のた
めに待機しているサービスされたばかりのフローの利用
可能性がチェックされる。Ｓ７００で、サービスされた
ばかりのフローが利用可能でない場合、Ｓ７１０で、バ
ックログフローがあるかどうかが判定される。バックロ
グフローが存在しない場合、制御はＳ５１０に戻り、存
在する場合、Ｓ７２０で、フローポインタのＦＩＦＯキ
ュー５０５の先頭５０６にあるフロー５０１がサービス
のために選択され、Ｓ７３０で、選択されたフローのフ
ローキュー５０２内の最初のデータパケットが送信器６
０９に送られる。Ｓ７４０で、サービスのために選択さ
れたフロー５０１のフレームフラグがグローバルフレー
ムカウンタＦＲＭＣＮＴに等しい場合、制御はＳ５１０
に戻り、そうでない場合、Ｓ７５０で、グローバルフレ
ームカウンタＦＲＭＣＮＴはトグルされ、制御はＳ５１
０に戻る。
【００６０】Ｓ７００で、サービス後処理のために待機
しているサービスされたばかりのフロー５０１が利用可
能である場合、コントローラはＳ７６０に進み、対応す
るフローキュー５０２の長さをデクリメントする。Ｓ７
７０で、サービスされたばかりのフロー５０１のバンド
ル４０１が、フロー別状態テーブル５０３のバンドルポ
インタを用いて識別される。Ｓ７８０で、グローバルフ
レームカウンタＦＲＭＣＮＴが、サービスされたばかり
のフロー５０１のバンドル４０１の開始フラグに等しい
かどうかが判定される。開始フラグがグローバルフレー
ムカウンタに等しくない場合、コントローラは、（Ｓ７
９０で）バンドルの累積シェアをバンドルの現在シェア
に等しいとセットし、（Ｓ８００で）バンドルの開始フ
ラグをグローバルフレームカウンタに等しいとセットす
る。その後、制御は、フロータイムスタンプの更新のた
めにＳ８１０に進む。Ｓ７８０で、サービスされたばか
りのフローのバンドルの開始フラグがグローバルフレー
ムカウンタに等しい場合、サービスされたばかりのフロ
ーのタイムスタンプの更新のために、制御は直接Ｓ８１
０に移る。
しているサービスされたばかりのフロー５０１が利用可
能である場合、コントローラはＳ７６０に進み、対応す
るフローキュー５０２の長さをデクリメントする。Ｓ７
７０で、サービスされたばかりのフロー５０１のバンド
ル４０１が、フロー別状態テーブル５０３のバンドルポ
インタを用いて識別される。Ｓ７８０で、グローバルフ
レームカウンタＦＲＭＣＮＴが、サービスされたばかり
のフロー５０１のバンドル４０１の開始フラグに等しい
かどうかが判定される。開始フラグがグローバルフレー
ムカウンタに等しくない場合、コントローラは、（Ｓ７
９０で）バンドルの累積シェアをバンドルの現在シェア
に等しいとセットし、（Ｓ８００で）バンドルの開始フ
ラグをグローバルフレームカウンタに等しいとセットす
る。その後、制御は、フロータイムスタンプの更新のた
めにＳ８１０に進む。Ｓ７８０で、サービスされたばか
りのフローのバンドルの開始フラグがグローバルフレー
ムカウンタに等しい場合、サービスされたばかりのフロ
ーのタイムスタンプの更新のために、制御は直接Ｓ８１
０に移る。
【００６１】Ｓ８２０で、コントローラ６０３は、サー
ビスされたばかりのフローのキュー長がゼロに等しいか
どうかを判定する。Ｓ８２０で、サービスされたフロー
５０１のフローキュー５０２が空であると判定された場
合、Ｓ８８０で、コントローラは、サービスされたばか
りのフローのタイムスタンプがグローバル状態テーブル
５０７の基準タイムスタンプ増分以上であるかどうかを
チェックする。タイムスタンプが基準タイムスタンプ以
上である場合、制御はＳ８９０に移り、タイムスタンプ
は正当な範囲（０，ＴＱ）内にリセットされる。その
後、制御はＳ９００に移る。Ｓ８８０で、サービスされ
たばかりのフローのタイムスタンプが基準タイムスタン
プ増分より小さいと判定された場合、制御は直接Ｓ９０
０に移る。Ｓ９００で、サービスされたばかりのフロー
へのポインタが、フローポインタのＦＩＦＯキュー５０
５の先頭５０６から取り出される。その後、Ｓ９１０
で、サービスされたばかりのフローのバンドルの現在シ
ェアが、アイドルになった、サービスされたばかりのフ
ローの帯域割当てだけ減少させられる。Ｓ９２０で、コ
ントローラ６０３は、バックログフローの総数をデクリ
メントした後、Ｓ７１０に進む。
ビスされたばかりのフローのキュー長がゼロに等しいか
どうかを判定する。Ｓ８２０で、サービスされたフロー
５０１のフローキュー５０２が空であると判定された場
合、Ｓ８８０で、コントローラは、サービスされたばか
りのフローのタイムスタンプがグローバル状態テーブル
５０７の基準タイムスタンプ増分以上であるかどうかを
チェックする。タイムスタンプが基準タイムスタンプ以
上である場合、制御はＳ８９０に移り、タイムスタンプ
は正当な範囲（０，ＴＱ）内にリセットされる。その
後、制御はＳ９００に移る。Ｓ８８０で、サービスされ
たばかりのフローのタイムスタンプが基準タイムスタン
プ増分より小さいと判定された場合、制御は直接Ｓ９０
０に移る。Ｓ９００で、サービスされたばかりのフロー
へのポインタが、フローポインタのＦＩＦＯキュー５０
５の先頭５０６から取り出される。その後、Ｓ９１０
で、サービスされたばかりのフローのバンドルの現在シ
ェアが、アイドルになった、サービスされたばかりのフ
ローの帯域割当てだけ減少させられる。Ｓ９２０で、コ
ントローラ６０３は、バックログフローの総数をデクリ
メントした後、Ｓ７１０に進む。
【００６２】Ｓ８２０で、サービスされたフロー５０１
のフローキュー５０２が空でないと判定された場合、Ｓ
８３０で、コントローラは、サービスされたばかりのフ
ローのタイムスタンプがグローバル状態テーブル５０７
の基準タイムスタンプ増分以上であるかどうかをチェッ
クする。タイムスタンプが基準タイムスタンプより小さ
い場合、制御はＳ８４０に移り、サービスされたばかり
のフローのフレームフラグがトグルされる。その後、Ｓ
８５０で、サービスされたばかりのフローのタイムスタ
ンプは正当な範囲（０，ＴＱ）内にリセットされる。Ｓ
８６０で、コントローラ６０３は、サービスされたばか
りのフローへのポインタを、フローポインタのＦＩＦＯ
キュー５０５の先頭５０６から取り出す。Ｓ８７０で、
同じポインタが、ＦＩＦＯキュー５０５の末尾５０６に
再びキューイングされる。その後、制御はＳ７１０に移
る。Ｓ８３０で、サービスされたばかりのフローのタイ
ムスタンプが基準タイムスタンプ増分以上であると判定
された場合、制御は直接Ｓ７１０に移る。
のフローキュー５０２が空でないと判定された場合、Ｓ
８３０で、コントローラは、サービスされたばかりのフ
ローのタイムスタンプがグローバル状態テーブル５０７
の基準タイムスタンプ増分以上であるかどうかをチェッ
クする。タイムスタンプが基準タイムスタンプより小さ
い場合、制御はＳ８４０に移り、サービスされたばかり
のフローのフレームフラグがトグルされる。その後、Ｓ
８５０で、サービスされたばかりのフローのタイムスタ
ンプは正当な範囲（０，ＴＱ）内にリセットされる。Ｓ
８６０で、コントローラ６０３は、サービスされたばか
りのフローへのポインタを、フローポインタのＦＩＦＯ
キュー５０５の先頭５０６から取り出す。Ｓ８７０で、
同じポインタが、ＦＩＦＯキュー５０５の末尾５０６に
再びキューイングされる。その後、制御はＳ７１０に移
る。Ｓ８３０で、サービスされたばかりのフローのタイ
ムスタンプが基準タイムスタンプ増分以上であると判定
された場合、制御は直接Ｓ７１０に移る。
【００６３】図９のリストは、本発明に従ってバンドル
Ｉのフローｉを選択しサービス後処理する方法を擬似コ
ード形式で記述したものである。
Ｉのフローｉを選択しサービス後処理する方法を擬似コ
ード形式で記述したものである。
【００６４】上記の実施例は、本発明に従って、重み付
けラウンドロビン上にソフトスケジューリング階層を重
ね合わせるために使用可能な諸原理の単なる例示であ
る。当業者であれば、ここに明示的に記載していなくと
も、特許請求の範囲により規定される本発明の技術思想
および技術的範囲から離れずに、それらの原理を実現す
るさまざまな構成を考えることが可能である。
けラウンドロビン上にソフトスケジューリング階層を重
ね合わせるために使用可能な諸原理の単なる例示であ
る。当業者であれば、ここに明示的に記載していなくと
も、特許請求の範囲により規定される本発明の技術思想
および技術的範囲から離れずに、それらの原理を実現す
るさまざまな構成を考えることが可能である。
【００６５】［付録］文献 ［１］ R. Braden, D. Clark, and S. Shenker, "Integ
rated Services in theInternet Architecture: an Ove
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dology for Designing Efficient Traffic Scheduling
and Shaping Algorithms", Proceedings of IEEEINFOCO
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erarchical Fair Service Curve Algorithm for Link-S
haring, Real-Time, and Priority Services", Proceed
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n a General-Purpose ATM Switch", IEEE Journal on S
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Fair Queueing Using Deficit Round Robin", IEEE/ACM
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e, "A Reliable and Scalable Striping Protocol", Pr
oceedings of ACM SIGCOMM '96, August 1996. ［１２］ J. C. R. Bennett and H. Zhang, "Hierarchi
cal Packet Fair Queueing Algorithms", Proceedings
of ACM SIGCOMM '96, pp.143-156, August 1996.
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July 1999. ［３］ D. Stiliadis and A. Varma, "Design and Anal
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Queueing Algorithms for Packet-Switched Networks",
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p.175-185, April 1998. ［５］ J. C. R. Bennett and H. Zhang, "WF2Q: Worst
-Case-Fair Weighted Fair Queueing", Proceedings of
IEEE INFOCOM '96, pp.120-128, March 1996. ［６］ D. Stiliadis and A. Varma, "A General Metho
dology for Designing Efficient Traffic Scheduling
and Shaping Algorithms", Proceedings of IEEEINFOCO
M '97, Kobe, Japan, April 1997. ［７］ I. Stoica, H. Zhang, and T. S. E. Ng, "A Hi
erarchical Fair Service Curve Algorithm for Link-S
haring, Real-Time, and Priority Services", Proceed
ings of ACM SIGCOMM '97, September 1997. ［８］ D. C. Stephens, J. C. R. Bennett, and H. Zh
ang, "Implementing Scheduling Algorithms in High-S
peed Networks", IEEE Journal on Selected Areas in
Communications, Vol.17, No.6, June 1999, pp.1145-1
158. ［９］ M. Katevenis, S. Sidiropoulos, and C. Courc
oubetis, "Weighted Round Robin Cell Multiplexing i
n a General-Purpose ATM Switch", IEEE Journal on S
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9, October 1991. ［１０］ M. Shreedhar and G. Varghese, "Efficient
Fair Queueing Using Deficit Round Robin", IEEE/ACM
Transactions on Networking, vol.4, no.3, pp.375-3
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oceedings of ACM SIGCOMM '96, August 1996. ［１２］ J. C. R. Bennett and H. Zhang, "Hierarchi
cal Packet Fair Queueing Algorithms", Proceedings
of ACM SIGCOMM '96, pp.143-156, August 1996.
【００６６】
【発明の効果】以上述べたごとく、本発明によれば、基
本スケジューラの単純さを損なわずに階層的帯域分離が
達成される。
本スケジューラの単純さを損なわずに階層的帯域分離が
達成される。
【００６７】特許請求の範囲の発明の要件の後に括弧で
記載した番号がある場合は、本発明の一実施例の対応関
係を示すものであって、本発明の範囲を限定するものと
解釈すべきではない。
記載した番号がある場合は、本発明の一実施例の対応関
係を示すものであって、本発明の範囲を限定するものと
解釈すべきではない。
【図１】データソース、通信スイッチ、およびデータ宛
先を含む例示的なパケットネットワークを示す図であ
る。
先を含む例示的なパケットネットワークを示す図であ
る。
【図２】図１のパケットネットワークで用いられる例示
的な通信スイッチを示す図である。
的な通信スイッチを示す図である。
【図３】図３Ａは、新たなパケットがフローキューの先
頭に到着したときに不足ラウンドロビン（ＤＲＲ）アル
ゴリズムで用いられる擬似コードの例を示し、図３Ｂ
は、サーバが１パケットの送信を完了したときに余剰ラ
ウンドロビン（ＳＲＲ）アルゴリズムで用いられる擬似
コードの例を示す図である。
頭に到着したときに不足ラウンドロビン（ＤＲＲ）アル
ゴリズムで用いられる擬似コードの例を示し、図３Ｂ
は、サーバが１パケットの送信を完了したときに余剰ラ
ウンドロビン（ＳＲＲ）アルゴリズムで用いられる擬似
コードの例を示す図である。
【図４】本発明による、スケジューラの２層論理編成を
示す図である。
示す図である。
【図５】本発明のスケジューラによって利用されるキュ
ー、状態テーブル、レジスタ、およびパラメータの機能
図である。
ー、状態テーブル、レジスタ、およびパラメータの機能
図である。
【図６】図５の装置の具体的実装の例示的ブロック図で
ある。
ある。
【図７】本発明に従ってパケットの送信をスケジューリ
ングする方法を記述した例示的な流れ図である。
ングする方法を記述した例示的な流れ図である。
【図８】本発明に従ってパケットの送信をスケジューリ
ングする方法を記述した例示的な流れ図である。
ングする方法を記述した例示的な流れ図である。
【図９】１パケットの送信を完了した後にスケジューラ
によって使用される擬似コードの例を示す図である。
によって使用される擬似コードの例を示す図である。
１０１ 通信スイッチ １０２ データソース １０３ 宛先 ２００ 通信リンクインタフェース ２０１ 入力リンク ２０２ 出力リンク ２５０ スイッチファブリック ４０１ バンドル ５０１ データパケットフロー ５０２ フローキュー ５０３ フロー別状態テーブル ５０４ バンドル別状態テーブル ５０５ フローポインタのＦＩＦＯキュー ５０６ レジスタ ５０７ グローバル状態テーブル ６０１ パケット受信器 ６０２ スケジューラ ６０３ コントローラ ６０４ バンドル別状態ＲＡＭ ６０５ レジスタ ６０６ チップ ６０７ パケットＲＡＭ ６０８ フロー別状態ＲＡＭ ６０９ パケット送信器
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 596077259 600 Ｍｏｕｎｔａｉｎ Ａｖｅｎｕｅ, Ｍｕｒｒａｙ Ｈｉｌｌ， Ｎｅｗ Ｊｅ ｒｓｅｙ 07974−0636Ｕ．Ｓ．Ａ. (72)発明者 ファビオ エム チウスイ アメリカ合衆国、07740 ニュージャージ ー州、ロング ブランチ、Ａｐｔ．４Ｄ、 オーシャン アベニュー Ｎ 300 (72)発明者 ロバート ティー クランシー アメリカ合衆国、06437 コネチカット州、 ギルフォード、ホーソン ロード 113 (72)発明者 ケヴィン ディー ドラッカー アメリカ合衆国、08801 ニュージャージ ー州、アナンデール、ウェストゲート ド ライブ 18 (72)発明者 アンドレーエ フランシーン アメリカ合衆国、07701 ニュージャージ ー州、レッド バンク、ウェスト フロン ト ストリート 537 (72)発明者 ナサー イー イディ アメリカ合衆国、07724 ニュージャージ ー州、イートンタウン、ウェッジウッド サークル 65 Ｆターム(参考） 5K030 GA01 GA13 HA08 KA03 LC01
Claims (9)
- 【請求項１】 複数のデータパケットフローについてデ
ータパケットの送信をスケジューリングするスケジュー
リング装置において、 前記データパケットフローには、通信リンクの送信容量
ｒのうちの所定シェアが割り当てられ、前記データパケ
ットフローは複数のバンドルにまとめられ、 前記バンドルには、前記通信リンクの処理容量のうちの
サービスシェアが割り当てられ、 通信リンクを通じての送信はサービスフレームに分けら
れ、１サービスフレームは、あらゆるバックログデータ
パケットフローに少なくとも１つの送信機会を提供し、
バックログデータパケットフローは、複数のパケットキ
ューのうちの対応するパケットキューに格納された少な
くとも１つのデータパケットを有するデータパケットフ
ローであり、 前記スケジューリング装置は、 サービスフレームの期間を決定する手段と、 各データパケットフローが、十分な数の連続するサービ
スフレームにわたり連続して該データパケットフローに
バックログがある場合に、常に少なくとも該データパケ
ットフローに割り当てられたサービスシェアを受けると
ともに、各バンドルが、十分な数の連続するサービスフ
レームにわたり１サービスフレームの全期間中連続して
バックログのあるバンドル内に少なくとも１つのデータ
パケットフローがある場合に、少なくとも該バンドルに
割り当てられたサービスシェアを受けることを保証する
手段とを有し、 前記保証する手段は、 各バンドルＩについて、同じバンドルＩにまとめられた
前記データパケットフローのそれぞれに割り当てられる
前記サービスシェアの総和に関係する累積シェアΦＩを
管理する手段と、 各バンドルＩについて、該バンドルＩに割り当てられる
サービスシェアＲＩと、該バンドルの前記累積シェアΦ
Ｉとの間のサービス比を計算する手段と、 前記複数のバンドルのそれぞれについて計算されたサー
ビス比を用いて、前記複数のデータパケットフローのそ
れぞれに割り当てられる前記サービスシェアを修正する
手段とを有することを特徴とするスケジューリング装
置。 - 【請求項２】 重み付けラウンドロビン（ＷＲＲ）アル
ゴリズム、不足ラウンドロビン（ＤＲＲ）アルゴリズ
ム、および余剰ラウンドロビン（ＳＲＲ）アルゴリズム
を含む群から選択されるアルゴリズムが、データパケッ
トの送信をスケジューリングするために用いられること
を特徴とする請求項１記載のスケジューリング装置。 - 【請求項３】 前記サービスフレームの期間を決定する
手段は、 グローバルフレームカウンタＦＲＭＣＮＴと、 前記複数のバンドルの各バンドルＩに対する開始フラグ
σＩと、 前記複数のデータパケットフローの各データパケットフ
ローｉに対するフレームフラグＦＦｉとを有することを
特徴とする請求項１記載のスケジューリング装置。 - 【請求項４】 バンドルＩの開始フラグσＩは、該バン
ドル内の最初のデータパケットフローにバックログが生
じたときに、グローバルフレームカウンタＦＲＭＣＮＴ
に等しくセットされることを特徴とする請求項３記載の
スケジューリング装置。 - 【請求項５】 データパケットフローｉのフレームフラ
グＦＦｉは、該フローにバックログが生じるか、また
は、該フローが現サービスフレーム内で最後に処理され
たフローであるときに、グローバルフレームカウンタＦ
ＲＭＣＮＴとは異なる値に等しくセットされることを特
徴とする請求項３記載のスケジューリング装置。 - 【請求項６】 サービスフレームの終了と次のサービス
フレームの開始は、処理されるべき次のデータパケット
フローｉのフレームフラグＦＦｉがグローバルフレーム
カウンタＦＲＭＣＮＴとは異なる値を有するときに、同
時に検出されることを特徴とする請求項３記載のスケジ
ューリング装置。 - 【請求項７】 バンドルＩの累積シェアΦＩの値は、バ
ックログを生じているバンドルＩのデータパケットフロ
ーのサービスシェアの総和に等しいことを特徴とする請
求項１記載のスケジューリング装置。 - 【請求項８】 バンドルＩの累積シェアΦＩの値は、該
バンドルの最初のデータフローがサービスフレーム内で
最初にサービスされるときにセットされ、たとえバンド
ルＩの１個または複数のデータパケットフローのバック
ログ状態が該サービスフレームの期間中に変化しても、
同じサービスフレームの期間全体で不変のまま保持され
ることを特徴とする請求項１記載のスケジューリング装
置。 - 【請求項９】 複数のデータパケットフローについてデ
ータパケットの送信をスケジューリングするスケジュー
リング方法において、 前記データパケットフローには、出通信リンクの送信容
量のうちの所定シェアが割り当てられ、前記データパケ
ットフローは複数のバンドルにまとめられ、 前記バンドルには、前記出通信リンクの送信容量ｒのう
ちのサービスシェアが割り当てられ、 通信リンクを通じての送信はサービスフレームに分けら
れ、１サービスフレームは、あらゆるバックログデータ
パケットフローに少なくとも１つの送信機会を提供し、
バックログデータパケットフローは、複数のパケットキ
ューのうちの対応するパケットキューに格納された少な
くとも１つのデータパケットを有するデータパケットフ
ローであり、 前記方法は、 サービスフレームの期間を決定するステップと、 各データパケットフローが、十分な数の連続するサービ
スフレームにわたり連続して該データパケットフローに
バックログがある場合に、常に少なくとも該データパケ
ットフローに割り当てられたサービスシェアを受けると
ともに、各バンドルが、十分な数の連続するサービスフ
レームにわたり１サービスフレームの全期間中連続して
バックログのあるバンドル内に少なくとも１つのデータ
パケットフローがある場合に、少なくとも該バンドルの
サービスシェアを受けることを保証するステップと、 各バンドルＩについて、同じバンドルＩにまとめられた
前記データパケットフローのそれぞれに割り当てられる
前記サービスシェアの総和に関係する累積シェアΦＩを
管理するステップと、 各バンドルＩについて、該バンドルＩに割り当てられる
サービスシェアＲＩと、該バンドルの前記累積シェアΦ
Ｉとの間のサービス比を計算するステップと、 前記複数のバンドルのそれぞれについて計算されたサー
ビス比を用いて、前記複数のデータパケットフローのそ
れぞれに割り当てられる前記サービスシェアを修正する
ステップとを有することを特徴とするスケジューリング
方法。
Applications Claiming Priority (4)
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2002
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