JP2014160920A - Tdm network system and scheduling method for the same - Google Patents
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Abstract
Description
本発明は、TDM(時分割多重:time division multiplexing)技術に基づくネットワークシステムに関し、特に、動的にリソース割り当てを行うシステムと、動的にリソースを割り当てる方法すなわちスケジューリング方法とに関する。 The present invention relates to a network system based on TDM (time division multiplexing) technology, and more particularly to a system that dynamically allocates resources and a method for dynamically allocating resources, that is, a scheduling method.
TDMネットワークでは、複数のノードが伝送路を共有した上で、各ノードが伝送路をに対してデータを送信するタイミングを定め、各ノードは、自ノードに割り当てられた周期的なタイミングでデータを伝送路上に送出する。通常は、送信用のタイミングとして一定の時間長の期間を1タイムスロット(TS:timeslot)と定め、送信元ノードと宛先ノードとの組み合わせごとに送信に用いるタイムスロットを決定する。送信元ノードと宛先ノードとの組み合わせのことを一般に対地と呼ぶ。対地ごとにデータ送信用のタイムスロットを割り当てることをスケジューリングと呼んでいる。このとき、対地ごとに他の対地と重ならないようタイムスロットを割り当て、要求帯域の大きな対地に対しては、より多くのタイムスロットを割り当てるようにする。 In a TDM network, after a plurality of nodes share a transmission path, each node determines a timing for transmitting data to the transmission path, and each node transmits data at a periodic timing assigned to itself. Send out on the transmission line. Normally, a period of a certain time length is defined as one time slot (TS: timeslot) as a transmission timing, and a time slot used for transmission is determined for each combination of a transmission source node and a destination node. A combination of a source node and a destination node is generally called ground. Allocating a time slot for data transmission for each ground is called scheduling. At this time, time slots are assigned for each ground so that they do not overlap with other grounds, and more time slots are assigned to grounds with a large required bandwidth.
図1は、TDMネットワークの一例として、リング状伝送路からなるネットワークを示している。このネットワークでは、図示A〜Eで現れる5個のノード11がリング状の伝送路上に設けられている。ここでは、伝送路は一方向に信号を伝送する光伝送路であるとする。伝送路において、隣接する2つのノード11に挟まれた区間のことをリンク10と呼ぶ。例えばノードAとノードBを両端とするリンク10は図においてaで表され、以下、順番にb〜eのリンクが存在する。図示したネットワークでは、ノードAに、ネットワーク全体でのタイムスロットのスケジューリングを行うスケジューラ20が設けられている。
FIG. 1 shows a network composed of a ring-shaped transmission line as an example of a TDM network. In this network, five
効率的な、すなわち伝送路の帯域を無駄にしないデータ伝送を行うためには、タイムスロットを隙間なく割り当てる必要がある。ネットワーク内の各リンクに規定されたタイムスロットの空塞状況を表すテーブルをリンクスケジュールテーブルと呼ぶ。したがって、スケジューリングは、リンクスケジューリングテーブル上に示された各タイムスロットに対して通信を割り当てていく操作であるとも言える。 In order to perform data transmission efficiently, that is, without wasting the bandwidth of the transmission path, it is necessary to allocate time slots without gaps. A table representing the status of air slot blockage defined for each link in the network is called a link schedule table. Therefore, it can be said that scheduling is an operation of allocating communication to each time slot indicated on the link scheduling table.
図2は、TDMネットワークでの従来のスケジューリング方法の一例として、非特許文献1に示されるものを示している。
FIG. 2 shows one shown in Non-Patent
まず、ステップ801において、対地ごとのトラヒックを集計し、次に、ステップ802において、対地間に必要なタイムスロット数(所要タイムスロット数)に換算する。このとき、対地間のトラヒックを整数比に変換してタイムスロット数を求めるが、各リンクごとに割り当てられるトラヒックがリンク容量を上回ってはならない、という制約条件が存在する。この制約条件から、直ちに、各ノードについて、そのノードが送信元ノードとして機能するときに送信トラヒックの総和がリンク容量を上回ってはならない、という制約と、そのノードが宛先ノードとして機能するときに受信トラヒックの総和がリンク容量を上回ってはならない、という制約も導かれる。なお、送信元ノード及び宛先ノードの一方を行とし他方を列として、対地ごとのタイムスロット数を要素とするマトリクスのことをTS(タイムスロット)マトリクスと呼ぶ。
First, in
次に、ステップ803において、TDM制御の繰り返し周期を算出し、空きタイムスロットに対して、各対地をその所要タイムスロット数分だけ割り当てることにより、リンクスケジュールテーブルを作成する。例えば、非特許文献1に記載されたものでは、全てのタイムスロットを収容しうるスーパーフレーム長を算出する。この処理では、対地間の経由リンクに収容されることとなるタイムスロットをリンクごとに積算し、リンクごとの積算値のうち、全リンクを通して最大となる積算値を求め、これに基づいてスーパーフレーム長を定める。その後、スーパーフレーム長分の空きタイムスロットに対して、各対地をその所要タイムスロット数分だけ割り当てることにより、リンクスケジュールテーブルを作成する。ここではTDM制御の繰り返し周期を算出するとしたが、繰り返し周期を事前に定めておいて、その定められた周期に基づいて空きタイムスロットに対する割り当てを行うことも可能である。
Next, in
空きタイムスロットに対する割り当てを行うとき、様々な割り当てポリシーが存在する。例えば、空きを見つけたら直ちに割り当てるというFirst Fit割当や、要求するタイムスロット数が連続して確保できれば直ちに割り当てるという連続TS優先割当などがある。 There are various allocation policies when allocating to free time slots. For example, there are first fit allocation in which allocation is performed immediately when a free space is found, and continuous TS priority allocation in which allocation is performed immediately if the required number of time slots can be secured continuously.
次に、ステップ804において、リンクスケジュールテーブルから、各ノードでの実際の処理に用いられるノードスケジュールテーブルを作成する。ノードスケジュールテーブルは、ノードごとに、当該ノードでの方路切替及びデータ送信のタイミングを指示する情報を示すものであって、リンクスケジュールテーブルからの換算によって生成することができる。
Next, in
最後に、ステップ805に示すように、各ノードに対してリンクスケジュールテーブルに基いてそのノードの処理スケジュールを送信することにより、スケジューリングの処理が終了する。
Finally, as shown in
ここで、ノード数をNとすれば、フルメッシュ通信を仮定すれば、パス数P、すなわち想定しうる対地数の総数は、P=N(N−1)となる。例えば、ノード数が5であればP=20となる。一方向リング伝送路であるとすると、リンク数もNとなり、各リンクごとにP/2本のパスが通過することになる。 Here, assuming that the number of nodes is N and assuming full mesh communication, the number of paths P, that is, the total number of grounds that can be assumed is P = N (N−1). For example, if the number of nodes is 5, P = 20. If it is a unidirectional ring transmission line, the number of links is also N, and P / 2 paths pass through each link.
以上説明したスケジューリング処理は、いずれかのノード11に設けられているスケジューラ20によって行われる。図3は、従来のスケジューラの構成の一例を示すブロック図である。
The scheduling process described above is performed by the
スケジューラ20は、各ノード11から交流トラヒック量を収集し、リンクスケジュールテーブルを各ノード11に配布することで、ネットワーク全体の動的制御を実現するものである。スケジューラ20は、交流トラヒック量集計部21とパスセレクタ23とテーブル書込部24とテーブル変換部26とテーブル送信部28とタイマ29とを備え、また、テーブル類として未割当パステーブル22、リンクスケジュールテーブル25及びノードスケジュールテーブル27を保持する。
The
交流トラヒック集計部21は、ネットワーク内の各ノード11から定期的に報告されるトラヒック情報(例えば、各ノードの宛先ごとのバッファ蓄積量)を得て、このトラヒック情報から、ネットワーク内の全対地間の要求タイムスロット数を算出し、これを未割当パステーブル22に書き込む。未割当パステーブル22は、タイムスロットの割り当てを行うべきパスとその割り当てられるべきタイムスロット数を保持するものであるから、パスセレクタ23は、未割当パステーブル22に格納された所要タイムスロット数に基づいて、所定の割り当てポリシーに基づきパスを選択し、テーブル書込部24は、パスセレクタ24で選択されたパスをタイムスロットの割り当てとしてリンクスケジュールテーブル25に書き込むことにより、パスに対するタイムスロットの割り当てを行う。テーブル変換部26はリンクスケジュールテーブル25をノード11ごとのノードスケジュールテーブル27に変換し、テーブル送信部28は、ノードスケジュールテーブル27に基づいて各ノード11に対して当該ノードの処理スケジュールを送信する。タイマ29は、各ノード11との同期をとり、時間管理を行うためのものである。スケジューラ20では、パスセレクタ23及びテーブル書込部24によって、タイムスロットの割り当てを行うパスを選択してテーブル書込みを行う、という処理がシーケンシャルに実行される。
The AC
このようなタイムスロットのスケジューリングが適用されるTDMネットワークの例として、図4に示すように、ノード11ごとにそれぞれホストコンピュータ12が設けられているものがある。このTDMネットワークにおいて、ホストコンピュータ12が他ノードに接続されたホストコンピュータ(他ホスト)あてにデータを送信する場合を考える。その場合、図5に示すように、まずステップ851において、ホストコンピュータ12が他ホスト宛のデータ送信を行うと、ホスト間データ信号(ステップ852)によって、そのデータがそのホストコンピュータ12が接続しているノード11に送られる。ノード11は、ステップ853において、データを受信し、データのバッファリングとトラヒックのモニタリングを行う。その結果、ホスト間のトラヒック情報がノード11からスケジューラ20に送られ(ステップ854)、スケジューラ20は、ステップ855において、上述したようにスケジューリングを行い、スケジューリング結果の通知を行う。スケジューリング結果は処理スケジュールとして各ノード11に送られ(ステップ856)、各ノード11は、ステップ857において、スケジュールにしたがってデータ転送を行う。その結果、ノード11にバッファリングされていた他ホスト宛データが、ホスト間データ信号として、宛先のホストコンピュータ12に送られる(ステップ858)。
As an example of a TDM network to which such time slot scheduling is applied, there is one in which a
リング状伝送路からなるTDMネットワークにおけるスケジューリング方法としては、上述した後久らによる非特許文献1に記載の方法の他に、さらに、Zhangらの方法(非特許文献2)がある。これらは、与えられたトラヒックは全て収容し得るものとし、ある判断基準でソーティングや条件判定を行い、1パスずつシーケンシャルに割り当てを行うものである。ここでは、経由リンク上で連なっている(リンクスケジュールテーブルにおいて同一時刻のタイムスロットがリンクをまたがって連続している)空きスロット位置を探索して確保することを意味している。Wenらも一般網における光TDMネットワークのリソース割り当てについて検討している(非特許文献3)。
As a scheduling method in a TDM network including a ring-shaped transmission path, there is a method of Zhang et al. (Non-patent Document 2) in addition to the method described in Non-Patent
図6は、ノード数が5(ノードA〜E)であって一方向リングネットワークであるときの非特許文献1に記載された方法によるスケジューリングの例を示している。この方法は、上述した割当てポリシーによる方法のうち、First Fitと呼ばれる方法である。S1〜S9は、タイムスロット番号を表している。この方法では、図示左側の所要TSマトリクスに示すようにパスごと(対地ごと)の所要タイムスロット数が与えられたとして、1パスずつ、パス長の降順で、タイムスロット番号の昇順に、空いているタイムスロットを探索して割り当てを行う。ノード数が5であるのでパス長の最長は4であり、そのため、パス長が4であるA→EのパスやB→Aのパスから順に、スロットが割り当てられている。
FIG. 6 shows an example of scheduling by the method described in
ところで、上述したような従来のスケジューリング方法では、トラヒック変動に追従するために動的な帯域再割当やリンクスケジューリングテーブルの書き換えを行う場合、上述したように、ノード数をNとすると、対地数がノード数Nの2乗のオーダで増加するので、それに伴って計算量も増加する。このようにネットワーク規模が大きくなるとともに必要な計算量が急激に増加し、その結果、ネットワークの大規模化に対応できなくなる。 By the way, in the conventional scheduling method as described above, when dynamic bandwidth reallocation or link scheduling table rewriting is performed to follow traffic fluctuation, as described above, if the number of nodes is N, the number of grounds is Since the number of nodes increases in the order of the square of N, the amount of calculation increases accordingly. In this way, as the network scale increases, the amount of calculation required increases rapidly, and as a result, it becomes impossible to cope with an increase in the scale of the network.
例えば、図7に示すように、論理ネットワークで考えてノードA,Bあてのトラヒックが存在する場合、ネットワークが小規模であれば、要求トラヒック量の変動に対応して割当帯域を変動させることが可能であるが、ネットワークが大規模化し、計算対象となるパス数やリンク数が増大すると、トラヒックの変動周期に対して計算時間が追い付かなくなり、トラヒック変動に追従することが不可能になる。 For example, as shown in FIG. 7, when there is traffic destined for nodes A and B in the case of a logical network, if the network is small, the allocated bandwidth may be changed in response to the change in the requested traffic amount. Although it is possible, if the network becomes large and the number of paths and links to be calculated increases, the calculation time cannot catch up with the traffic fluctuation period, and it becomes impossible to follow the traffic fluctuation.
TDMネットワークにおいて、トラヒック変動に追従するために動的な帯域再割当やリンクスケジュールテーブルの書き換えを行う場合、従来は、ネットワーク全体のノードに関して帯域再割当や書き換えを行っているので、ネットワークの規模が大きくなってノード数が増えるほど加速度的に再割当のための計算時間が長くなって、トラヒック変動に追従し難くなる、という問題点がある。 In a TDM network, when dynamic bandwidth reallocation or link schedule table rewriting is performed in order to follow traffic fluctuations, conventionally, bandwidth reassignment or rewriting is performed for the nodes of the entire network. As the number of nodes increases and the number of nodes increases, the calculation time for reassignment becomes longer at an accelerated rate, which makes it difficult to follow traffic fluctuations.
本発明の目的は、動的な帯域再割当やリンクスケジュールテーブルの書き換えなどの動的なリソース割り当てを高速に行うことができ、ノード数を増加させて大規模ネットワークとすることができるTDMネットワークシステムを提供することになる。 An object of the present invention is a TDM network system capable of performing dynamic resource allocation such as dynamic bandwidth reallocation and rewriting of a link schedule table at high speed and increasing the number of nodes to form a large-scale network. Will be offered.
本発明の別の目的は、TDMネットワークにおけるスケジューリング方法であって、動的な帯域再割当やリンクスケジュールテーブルの書き換えなどの動的なリソース割り当てを高速に行うことができ、ノード数を増加させた大規模ネットワークにも対応できるスケジューリング方法を提供することにある。 Another object of the present invention is a scheduling method in a TDM network, which can perform dynamic resource allocation such as dynamic bandwidth reallocation and link schedule table rewriting at high speed, and increases the number of nodes. The object is to provide a scheduling method that can be applied to a large-scale network.
本発明のTDMネットワークシステムは、複数のノードとノード間を接続するリンクとを備えるTDMネットワークシステムにおいて、通信元ノードと宛先ノードとの組み合わせである対地ごとに、当該対地におけるトラヒック量に応じて当該対地にタイムスロットを割り当てるスケジューラを有し、スケジューラは、リンクごとかつタイムスロット位置ごとにタイムスロットの割当状況を示すリンクスケジュールテーブルと、対地ごとに、前回のスケジューリング実行時と今回のスケジューリング実行時との間でのトラヒック量の差分を検出する差分検出手段と、対地ごとに当該対地のトラヒック量が減少したことに応じて、リンクスケジュールテーブルから当該対地に割り当てられているタイムスロットを削除する剥ぎ取り処理を行う剥ぎ取り計算手段と、対地ごとに当該対地のトラヒック量が増加したことに応じて、リンクスケジュールテーブルにおいて空きとなっている位置で当該対地のためのタイムスロットを追加する貼り付け処理を行う貼り付け計算手段と、を有することを特徴とする。 The TDM network system according to the present invention is a TDM network system including a plurality of nodes and links connecting the nodes. For each ground, which is a combination of a communication source node and a destination node, the TDM network system corresponds to the traffic volume on the ground. A scheduler for allocating time slots to the ground, and the scheduler includes a link schedule table indicating a time slot allocation status for each link and for each time slot position, and for each ground, the previous scheduling execution time and the current scheduling execution time Difference detection means for detecting the difference in traffic volume between the two, and stripping to delete the time slot assigned to the ground from the link schedule table in response to a decrease in the traffic volume of the ground for each ground Peeling off A paste calculation for performing a paste calculation process and adding a time slot for the ground at an empty position in the link schedule table in response to an increase in the traffic volume of the ground for each ground. And means.
本発明のスケジューリング方法は、複数のノードとノード間を接続するリンクとを備え、通信元ノードと宛先ノードとの組み合わせである対地ごとに、当該対地におけるトラヒック量に応じて当該対地にタイムスロットを割り当てられるTDMネットワークシステムにおけるスケジューリング方法において、対地ごとに、前回のスケジューリング実行時と今回のスケジューリング実行時との間でのトラヒック量の差分を検出する段階と、対地ごとに当該対地のトラヒック量が減少したことに応じて、リンクごとかつタイムスロット位置ごとにタイムスロットの割当状況を示すリンクスケジュールテーブルから当該対地に割り当てられているタイムスロットを削除する剥ぎ取り処理を行う段階と、対地ごとに当該対地のトラヒック量が増加したことに応じて、リンクスケジュールテーブルにおいて空きとなっている位置で当該対地のためのタイムスロットを追加する貼り付け処理を行う段階と、を有することを特徴とする。 The scheduling method of the present invention includes a plurality of nodes and links connecting the nodes, and for each ground that is a combination of a communication source node and a destination node, sets a time slot in the ground according to the traffic amount in the ground. In the scheduling method in the assigned TDM network system, a step of detecting a difference in traffic volume between the previous scheduling execution time and the current scheduling execution time for each ground, and a decrease in the traffic volume of the ground for each ground In response to this, a step of performing a stripping process for deleting the time slot assigned to the ground from the link schedule table indicating the allocation status of the time slot for each link and for each time slot position, and for each ground Increased traffic volume Depending on the bets, and having a the steps of performing a paste operations to add a time slot for the ground in a position that is vacant in the link schedule table.
本発明では、対地ごとに、前回のスケジューリング実行時と今回のスケジューリング実行時との間でのトラヒック量の差分すなわちトラヒックの変動量を検出し、トラヒック変動が生じた対地のみを対象としてタイムスロット割り当ての再計算を行っている。その結果、全対地に対して再計算を行う場合に比べて計算時間が大幅に減少し、高速で動的なリソース割り当てを行うことが可能になる。したがって本発明によれば、大規模なTDMネットワークでの動的なリソース割り当てが可能になる。 In the present invention, for each ground, a difference in traffic volume between the previous scheduling execution time and the current scheduling execution time, that is, a traffic fluctuation amount is detected, and time slot allocation is performed only for the ground where the traffic fluctuation has occurred. Recalculation. As a result, the calculation time is significantly reduced as compared with the case of performing recalculation for all the grounds, and it becomes possible to perform dynamic resource allocation at high speed. Therefore, according to the present invention, dynamic resource allocation in a large-scale TDM network becomes possible.
次に、本発明の好ましい実施形態について、図面を参照して説明する。 Next, a preferred embodiment of the present invention will be described with reference to the drawings.
まず、本発明の一実施形態のスケジューリング方法の概念について説明する。このスケジューリング方法は本発明に基づくものであって、このスケジューリング方法では、TDMネットワークにおいて動的なリソース割り当てを行う際に、トラヒック変動周期などの再計算周期ごとに全てのリソース割り当てについての再計算を行うのではなく、この間のトラヒック変動分のみを考慮した再計算を行うことで、計算量を減らし、かつ、タイムスロット割り当ての最適解に高速に漸近するようにしている。この方法では、所要TSマトリクスの計算を行った上で、前回計算された所要TSマトリクスとの比較の上で変化があった部分についてのみ、リンクスケジュールテーブルにおけるタイムスロット割り当ての変更を行う。タイムスロット割り当ての変更は、例えば、トラヒック量が減少して所要タイムスロット数が減少した対地(パス)について、割り当てられているタイムスロット数を減少させ(これをタイムスロットの剥ぎ取り(Rip-up)処理と呼ぶ)、トラヒック量が増加した対地について、追加のタイムスロットを割り当てる(これをタイムスロットの貼り付け(Re-allocation)処理と呼ぶ)ことによって行われる。 First, the concept of the scheduling method according to an embodiment of the present invention will be described. This scheduling method is based on the present invention. In this scheduling method, when dynamic resource allocation is performed in a TDM network, recalculation is performed for all resource allocations every recalculation period such as a traffic fluctuation period. Instead of performing the calculation, recalculation considering only the traffic fluctuation during this period reduces the amount of calculation, and asymptotically approaches the optimal solution for time slot allocation at high speed. In this method, after calculating the required TS matrix, only the portion that has changed in comparison with the previously calculated required TS matrix is changed in the time slot allocation in the link schedule table. For example, the time slot allocation is changed by reducing the number of assigned time slots for the ground (path) in which the traffic volume has decreased and the required number of time slots has been reduced. This is performed by assigning an additional time slot to the ground where the traffic volume has increased (this is called a time slot pasting (Re-allocation) process).
図8は、リンクスケジュールテーブルにおける変化を示すことによって、本実施形態のスケジューリング方法の概念を示している。図1に示すものと同様の5個のノードA〜Eを有する一方向リングネットワークにおいて、ある時点でのリンクスケジュールテーブルの内容が図8の左側に示すもののようであったとする。ここで、トラヒック変動があり、C→A、A→D及びD→Aの各対地のトラヒック量が減少し、A→B及びB→Eの各対地のトラヒックが増加したとすると、本発明に基づくスケジューリング方法では、図8の右側に示すように、C→A、A→D及びD→Aの各対地について割当タイムスロットを剥ぎ取り、剥ぎ取った分をA→B及びB→Eの各対地に貼り付ける。これにより複数パス間で帯域を融通し合う。このとき、所要トラヒック量に変化があった対地についてのみ計算を行うことにより、計算量を大幅に減少させて計算速度を向上させ、トラヒック変動に追従し動的に帯域(すなわちタイムスロット)を再割当可能なネットワークシステムの大規模化を実現させる。 FIG. 8 shows the concept of the scheduling method of the present embodiment by showing changes in the link schedule table. In a unidirectional ring network having five nodes A to E similar to those shown in FIG. 1, it is assumed that the contents of the link schedule table at a certain point in time are as shown on the left side of FIG. Here, if there is a traffic fluctuation, the traffic volume of each ground of C → A, A → D and D → A is decreased, and the traffic of each ground of A → B and B → E is increased. In the scheduling method based on FIG. 8, as shown on the right side of FIG. 8, the allocated time slots are stripped for the respective grounds of C → A, A → D, and D → A, and the stripped portions are respectively A → B and B → E. Paste to the ground. As a result, bandwidth is interchanged among a plurality of paths. At this time, by calculating only for the ground where the required traffic volume has changed, the calculation volume is greatly reduced and the calculation speed is improved, and the bandwidth (ie, time slot) is dynamically retracked following the traffic fluctuation. A large scale network system that can be allocated is realized.
図9は、本実施形態のスケジューリング方法をより模式的に示した図である。本実施形態では、前回と今回との間で要求トラヒック量の変動が大きい対地(パス)に注目し、大きく要求量が減少した対地で使われていた帯域を、要求量が大きく増加した対地に割り当てる。例えば、図9の(a)に示すように、ネットワーク上のノードA,Bのうち、ノードA向けのトラヒック量が多く、ノードA向けにより大きな帯域が割り当てられているものとする。この状態で、図9の(b)に示すように、ノードA向けのトラヒック量がノードB向けのトラヒック量が増加した場合には、A向けの帯域が余り、B向けの帯域が不足することになる。そこで本実施形態の方法では、余っている方のA向けの帯域を削って(すなわち剥ぎ取り処理)、不足している方のB向けの帯域に割り当てる(すなわち貼り付け処理)という操作を、全対地を対象として実行する。図9の(c)に示すように、剥ぎ取り及び貼り付けの実行回数(対象とするパスの本数)にしたがって、剥ぎ取りあるいは貼り付けのための計算時間は増加するが、タイムスロット割り当てにおける非効率さは改善され、ネットワークにおける実際の帯域利用率を向上させることができる。したがって、少ない回数の剥ぎ取り及び貼り付け処理によって非効率さが大幅に改善されればよく、そのために、後述するように、どの順番で剥ぎ取り処理や貼り付け処理を行うパスを決定し、リンクスケジュールテーブル上のどの位置から剥ぎ取り処理や貼り付け処理を行うかのアルゴリズムが重要となる。 FIG. 9 is a diagram schematically showing the scheduling method of the present embodiment. In the present embodiment, attention is paid to the ground (path) where the fluctuation of the requested traffic amount is large between the previous time and the current time, and the bandwidth used in the ground where the requested amount is greatly reduced is changed to the ground where the requested amount is greatly increased. assign. For example, as shown in FIG. 9A, it is assumed that, among the nodes A and B on the network, the amount of traffic for the node A is large and a larger band is allocated for the node A. In this state, as shown in FIG. 9B, when the traffic volume for node A increases, the traffic volume for node B increases, and the bandwidth for B is insufficient. become. Therefore, in the method of the present embodiment, the operation of cutting the remaining band for A (that is, the stripping process) and allocating the band for the remaining band for B (that is, the pasting process) is performed entirely. Execute for the ground. As shown in FIG. 9C, the calculation time for stripping or pasting increases according to the number of stripping and pasting executions (number of target paths), but the time slot allocation Efficiency is improved and the actual bandwidth utilization in the network can be improved. Therefore, it is sufficient that the inefficiency is significantly improved by a small number of stripping and pasting processes. For this purpose, as will be described later, a path for performing stripping and pasting processes is determined in any order, and a link is made. The algorithm on which position on the schedule table is to be stripped or pasted is important.
以下、本実施形態のスケジューリング方法についてさらに詳しく説明する。以下の説明では、図1に示したような5個のノードA〜Eを有する一方向リングネットワークを考え、リンク当たりで同一タイムスロットに同時に接続可能なチャネルは1つである(すなわちファイバ多重や波長多重を行わない)ものとする。例えばこのようなネットワークは、単一の波長を用いる光ネットワークであって、タイムスロット長を100μs、フレーム長を5msとするものである。しかしながら、本発明は、双方向リングをはじめとした任意のトポロジーのネットワークに対して適用可能であり、また、波長多重を行うネットワークにも適用可能である。波長多重を行った場合には、各ファイバの各波長上でリンクスケジュールテーブルが作成される。 Hereinafter, the scheduling method of this embodiment will be described in more detail. In the following description, a one-way ring network having five nodes A to E as shown in FIG. 1 is considered, and one channel can be connected to the same time slot at the same time per link (ie, fiber multiplexing or Wavelength multiplexing is not performed). For example, such a network is an optical network using a single wavelength, and has a time slot length of 100 μs and a frame length of 5 ms. However, the present invention can be applied to a network having an arbitrary topology including a bidirectional ring, and can also be applied to a network that performs wavelength multiplexing. When wavelength multiplexing is performed, a link schedule table is created on each wavelength of each fiber.
図10は、本実施形態におけるリンクスケジュールテーブルの部分的な書き換えの一例を示している。 FIG. 10 shows an example of partial rewriting of the link schedule table in the present embodiment.
ある時点でのリンクスケジュールテーブル25の内容が、図10の(a)に示したものであったとする。ここで、次のスケジュール契機までにトラヒック変動が生じ、そのとき、対地C→Aについて要求タイムスロット(TS)数が1減少し、B→Eについて2減少し、A→Dについて1減少し、C→Dについて1増加し、E→Aについて1増加し、C→Eについて1増加し、A→Eについて1増加したものとする。まず、図10の(b)に示すように剥ぎ取り処理を行い、その結果、図示破線で示されるタイムスロットが減少することになる。次に、図10の(c)に示すように、減少させた分の帯域を増加分に割り当てる貼り付け処理を行う。貼り付け処理によって増加した(貼り付けられた)タイムスロットは、図においてハッチングが付されている。ここでは、貼り付け処理に先行して剥ぎ取り処理を行うものとしたが、後述するように、剥ぎ取り処理と貼り付け処理の順番を逆にすることも可能である。 Assume that the contents of the link schedule table 25 at a certain point in time are as shown in FIG. Here, traffic fluctuation occurs until the next schedule trigger, at which time the number of requested time slots (TS) decreases by 1 for the ground C → A, decreases by 2 for B → E, decreases by 1 for A → D, It is assumed that C → D increases by 1, E → A increases by 1, C → E increases by 1, and A → E increases by 1. First, a stripping process is performed as shown in FIG. 10B, and as a result, the time slots indicated by the broken lines in the figure are reduced. Next, as shown in FIG. 10C, a pasting process for assigning the reduced bandwidth to the increased bandwidth is performed. The time slots increased (pasted) by the pasting process are hatched in the figure. Here, the stripping process is performed prior to the pasting process. However, as will be described later, the order of the stripping process and the pasting process may be reversed.
次に、剥ぎ取り処理について説明する。剥ぎ取り処理では、トラヒック変動により所要タイムスロットが減少したパスについてタイムスロットを削除するが、このとき、リンクスケジュールテーブル上で連続した空き領域をできるだけ大きく作り出すことを目的とする。連続した空き領域を大きく作り出すことによって、以後の貼り付け処理において、長いパス(より多くのリンクを経由するパス)、太いパス(複数のタイムスロットを束ねて帯域を大きくしたパス)を設定しやすくなる。 Next, the stripping process will be described. In the stripping process, a time slot is deleted for a path whose required time slot has decreased due to traffic fluctuation. At this time, an object is to create a continuous free area as large as possible on the link schedule table. By creating a large continuous free area, it is easy to set long paths (paths that pass through more links) and thick paths (paths that combine multiple time slots to increase the bandwidth) in the pasting process. Become.
連続した空き領域をできるだけ大きく作り出すためには、どのパスから優先して剥ぎ取るかの剥ぎ取りの順序や、あるパスについてどのタイムスロット位置から優先して剥ぎ取るかの剥ぎ取り位置の決定が重要である。図11は、剥ぎ取りを行う順序の決定について説明している。図においてハッチングが付されたタイムスロットは、トラヒック量に変化がないパスに割り当てられているタイムスロットであり、剥ぎ取り処理の対象とはならないものである。図示上側に示すように、パスB→Dに5タイムスロットが割り当てられている状態で3タイムスロット(TS)を減少させることが可能であり、A→Eに2タイムスロットが割り当てられている状態で1タイムスロットが減少可能であり、パスD→Eに2タイムスロットが割り当てられている状態で1タイムスロットが減少可能であるとする。このとき、リンクスケジュールテーブル上で大きく面積を占有しているパスは邪魔であるので、長いパス及び変動タイムスロット数が大きいパスから優先して剥ぎ取ることとする。その結果、図11の下側で[1]〜[3]の数字で示すように、A→D、B→D、D→Eの順でパスに割り当てられているスロットを減少させればよいことになる。 In order to create a continuous free space as much as possible, it is important to determine the order of stripping which path is to be stripped first, and the position to strip which path slot is prioritized for a certain path. It is. FIG. 11 illustrates the determination of the order of stripping. In the figure, hatched time slots are time slots assigned to paths with no change in traffic volume, and are not subject to stripping processing. As shown in the upper side of the figure, it is possible to reduce 3 time slots (TS) in a state where 5 time slots are assigned to paths B → D, and 2 time slots are assigned to A → E. It is assumed that 1 time slot can be reduced and 1 time slot can be reduced in a state where 2 time slots are assigned to the paths D → E. At this time, since a path that occupies a large area on the link schedule table is a hindrance, it is preferentially stripped from a long path and a path with a large number of variable time slots. As a result, as indicated by the numbers [1] to [3] on the lower side of FIG. 11, the slots assigned to the paths may be reduced in the order of A → D, B → D, and D → E. It will be.
図12は、複数のタイムスロットが同一パスに割り当てられているときに、そのパスに割り当てられているタイムスロットのうちどの位置から優先して剥ぎ取るかを決定することについて説明している。ここでは、4タイムスロットが割り当てられたパスB→Dからどの順序でタイムスロットを剥ぎ取るのか、2タイムスロットが割り当てられたパスC→Eからとの順序でタイムスロットを剥ぎ取るのかを示している。リンクスケジュールテーブル上で大きな空き領域を作り出したいので、周囲(リンクスケジュールテーブル上で隣接したタイムスロット、すなわち、隣接するリンクにおける同じタイムスロット位置および同一リンクにおける前後のタイムスロット位置)に空きタイムスロットが多いタイムスロットから優先して剥ぎ取ることとする。その結果、図12の下側において[1]〜[4]の数字で示されるように、例えばパスB→Dについては、タイムスロット位置S3、S2、S4、S1の順でタイムスロットを削除すればよいことになる。 FIG. 12 illustrates that when a plurality of time slots are assigned to the same path, a position to be preferentially stripped from among the time slots assigned to the path is described. Here, it is shown in which order the time slots are stripped from the path B → D to which the four time slots are assigned, and whether the time slots are stripped in the order from the path C → E to which the two time slots are assigned. Yes. Since we want to create a large empty area on the link schedule table, there are empty time slots in the surroundings (adjacent time slots on the link schedule table, that is, the same time slot position on the adjacent link and the previous and subsequent time slot positions on the same link). Priority is given to stripping from many time slots. As a result, as indicated by the numbers [1] to [4] on the lower side of FIG. 12, for example, for the path B → D, the time slots are deleted in the order of the time slot positions S3, S2, S4, and S1. It will be good.
次に、貼り付け処理について説明する。貼り付け処理では、トラヒック変動により所要タイムスロットが増加したパスについてタイムスロットを追加するが、このとき、リンクスケジュールテーブル上での連続した空き領域をできるだけ小さくせず、隙間を埋めることを目的とする。連続した空き領域をできるだけ小さくしないようにすることによって、次回以降の貼り付け処理において、長いパス、太いパスを設定しやすくなる。 Next, the pasting process will be described. In the pasting process, a time slot is added for a path whose required time slot has increased due to traffic fluctuation. At this time, the purpose is to fill a gap without minimizing a continuous free area on the link schedule table as much as possible. . By making the continuous empty area as small as possible, it becomes easy to set a long path and a thick path in the subsequent pasting process.
連続した空き領域をできるだけ小さくしないようにするためには、どのパスから優先して貼り付けるかの貼り付けの順序や、あるパスについてどのタイムスロット位置から優先して貼り付けるかの貼り付け位置の決定が重要である。図13は、貼り付けを行う順序の決定について説明している。図においてハッチングが付されたタイムスロットは、既に割り当て済みのタイムスロットを示している。ここでパスA→Bに1タイムスロット、A→Eに1タイムスロット、B→Dに2タイムスロットを貼り付ける場合を考える。このとき、大幅なトラヒック増加はバッファあふれやロスなどを招く恐れがあり、また、長いパスは設定しにくいことを考慮すると、所要タイムスロット数の変動が大きいパスや長いパスから優先して貼り付けを行うようにする。その結果、図13の下側で[1]〜[3]の数字で示すように、B→D、A→E、A→Bの順でパスの貼り付けを行えばよいことになる。 In order not to make the continuous free space as small as possible, the order of pasting which path is pasted first and the pasting position of which time slot position is pasted for a certain path Decision is important. FIG. 13 illustrates the determination of the order of pasting. In the figure, hatched time slots are already assigned time slots. Consider a case in which one time slot is pasted on path A → B, one time slot is pasted on A → E, and two time slots are pasted on B → D. At this time, a significant increase in traffic may lead to buffer overflow or loss, and considering that it is difficult to set a long path, it is pasted in preference to a path with a large fluctuation in the number of required time slots or a long path. To do. As a result, as shown by the numbers [1] to [3] on the lower side of FIG. 13, the paths need only be pasted in the order of B → D, A → E, and A → B.
図14は、同一パスにつき複数のタイムスロットを貼り付けるときに、どのスロット位置から優先して貼り付けを行えばよいかを説明している。ここでは既にパスB→Dに関し、分割された2タイムスロットが既に割り当て済みであり、パスB→Dにさらにタイムスロットを割り当てるものとする。リンクスケジュールテーブル上でできるだけ隙間を埋めたいので、周囲(リンクスケジュールテーブル上で隣接したタイムスロット、すなわち、隣接するリンクにおける同じタイムスロット位置および同一リンクにおける前後のタイムスロット位置)に空きタイムスロットが少ないタイムスロットから優先して貼り付けを行うこととする。その結果、図において[1]〜[4]の数字で示されるように、タイムスロット位置S4、S6、S2、S8、S1の順で優先してタイムスロットを加えればよいことになる。 FIG. 14 illustrates which slot position should be preferentially pasted when a plurality of time slots are pasted for the same path. Here, regarding the path B → D, two divided time slots have already been assigned, and further time slots are assigned to the path B → D. Because we want to fill in the gap as much as possible on the link schedule table, there are few free time slots in the surroundings (adjacent time slots on the link schedule table, that is, the same time slot position on the adjacent link and the time slot positions before and after the same link) Pasting is performed with priority from the time slot. As a result, as indicated by the numbers [1] to [4] in the figure, time slots may be added with priority in the order of time slot positions S4, S6, S2, S8, and S1.
本実施形態では、リンクスケジュールテーブルにおける空き情報を特に管理することによって、トラヒックが増加したパス、新規登録されたパスの収容に要する処理を簡易化している。この管理は、後述するように、スケジューラ20内のテーブル空管理部34によって行われる。図15は、空き情報を管理することによる新規パス収容の処理を示している。
In the present embodiment, the empty space information in the link schedule table is particularly managed to simplify the processing required to accommodate paths with increased traffic and newly registered paths. This management is performed by the table
図15の左側において破線の枠で示すタイムスロットは、剥ぎ取りによって減少した割り当てが解除され、空きとなったタイムスロットである。実線の枠で示すタイムスロットは、現に使用されているタイムスロットである。本実施形態では、リンクスケジュールテーブルでの空き情報を管理し、また、増加すべきパスの情報を増加パスリストの形で保持しておいて、空き情報に基づいて、リンクスケジュールテーブルにおいて未割り当てとなっている空きタイムスロットに、増加分のパスを割り当てていく。 A time slot indicated by a broken-line frame on the left side of FIG. 15 is a time slot that has become free due to the deallocation being reduced by stripping. A time slot indicated by a solid frame is a time slot that is currently used. In this embodiment, the free information in the link schedule table is managed, and the information on the path to be increased is held in the form of an increased path list, and the unassigned in the link schedule table based on the free information. The increased paths are allocated to the empty time slots.
上述した本実施形態でのスケジューリング方法は、図1あるいは図4に示すTDMネットワークシステムにおいて、いずれかのノード11に設けられたスケジューラ20によって実行される。このときスケジューラ20では、以下に説明するように、前回と今回との間でのトラヒック情報の差分を検出する機能、剥ぎ取り処理を行う機能、及び貼り付け処理を行う機能が重要である。スケジューラ20は、専用ハードウェアとして構成することもできるが、マイクロプロセッサやメモリ、通信インタフェースなどを備える汎用のコンピュータを利用し、スケジューラ20の機能を実行するコンピュータプログラムをこのコンピュータ上で実行させることによっても実現できる。コンピュータ上でプログラムを実行することによってスケジューラ20を実現する場合、リンクスケジュールテーブルは、そのコンピュータを構成するメモリ内に記憶され格納される。
The scheduling method in the present embodiment described above is executed by the
ノード11に接続されるホストコンピュータ12としては公知の構成のものを使用できる。ノード11としては、公知の構成のものに、パスのトラヒック量を動的に収集してスケジューラ20に通知する機能を追加した構成のものであることが必要である。
A
図16は、光TDMネットワークに用いられるノードの一般的な構成例を示している。ノードは、リンクを転送されてくるデータのタイムスロット単位での方路切替を行うスイッチ91と、ホストコンピュータ12との間でデータをやり取りするためのインタフェース(I/O)92と、ホストコンピュータ12側から送信されてきたデータを一時的に貯えるバッファ93と、バッファ93から送信データを受け取ってリンクに送り出される光信号を生成しスイッチ91に送出する送信部(Tx)94と、スイッチ91から光信号を受信し受信データとしてI/O92を介してホストコンピュータ12に送る受信部(Rx)95と、ノード11全体を制御するコントローラ96とを備えている。特にコントローラ96は、スケジューラ20から送信されたノードスケジュールテーブル(処理スケジュール)に基づいて、スイッチ91と送信部94を制御する。パスのトラヒック量を動的に収集してスケジューラ20に通知する機能は、ノード11を構成する各ブロックのうち、例えば、スイッチ91、インタフェース92、バッファ93、送信部94及び受信部95のいずれかに設けることができる。
FIG. 16 shows a typical configuration example of a node used in the optical TDM network. The node includes a
本実施形態のスケジューリング方法では、剥ぎ取り処理及び貼り付け処理を行う順序によって、種々の実施方法が存在する。それらのうちの代表的なものを方法1〜方法3とする。
In the scheduling method of the present embodiment, there are various implementation methods depending on the order of performing the stripping process and the pasting process. A representative one of them is referred to as
方法1では、トラヒックが減少したパスについて剥ぎ取り処理を行い、その後、トラヒックが増えたパスの貼り付け処理を行う。方法1は、トラヒック流量にしたがって帯域割り当てを行うものである。
In the
方法2では、貼り付け処理を優先して行い、必要に応じて(割り当てる空き容量がない場合に)剥ぎ取り処理を行う。この方法では、余っている帯域も有効に活用することができる。
In
方法3は、上記の方法1と方法2とを組み合わせたものであり、ネットワーク内でトラヒックが減少したパスが多いか、増えたパスが多いかに応じて、方法1と方法2とを使い分ける。
さらに、上記の方法1〜方法3に共通した変更の例として、剥ぎ取り処理及び貼り付け処理の実行回数の制限を行うものがある。この変更例は、タイムスロット割り当てについての最適解に速く収束するようにして途中で計算を打ち切ることで、決められた時間内で良好な解を得ようとするものである。
Further, as an example of a change common to the above-described
以下、方法1〜方法3やそれらに変更を加えたものなどを実施するための構成について説明する。
Hereinafter, the structure for implementing the
まず、方法1について説明する。図17は、方法1に基づいてスケジューリングを行うTDMネットワークシステムにおいて用いられるスケジューラ20の構成を示している。
First,
スケジューラ20は、周期的に交流トラヒック量を集計し、各対地間のトラヒック変動差分を検出し、リンクスケジュールテーブル25の部分変更を行う処理を実行する。また、リンクスケジュールテーブル25における空き領域を管理することにより、リンクスケジュールテーブル全体に対する探索を不要として、計算コストの低減を図っている。このような方法1に基づくスケジューラ20は、交流トラヒック量集計部21、トラヒック変動差分算出部31、変動差分テーブル32、減少分剥ぎ取り計算部33、テーブル空管理部34、増加分貼り付け計算部35、割当履歴管理部36、リンクスケジュールテーブル25、テーブル変換部26、ノードスケジュールテーブル27、テーブル送信部28、及びタイマ29を備えている。このうち交流トラヒック量集計部21、リンクスケジュールテーブル25、テーブル変換部26、ノードスケジュールテーブル27、テーブル送信部28、及びタイマ29は、図3に示した従来のスケジューラ20に設けられるものと同様のものである。
The
交流トラヒック量集計部21は、ネットワーク内の各ノード11から定期的に報告されるトラヒック情報を得てネットワーク内の全対地間の要求タイムスロット数を算出し、これをトラヒック変動差分算出部31に渡す。トラヒック変動差分算出部31は、交流トラヒック量集計部21から得た要求タイムスロット数と、1つ前の制御タイミングで得ていた要求タイムスロット数を比較することで、該当タイミングまでのトラヒック変動の差分を算出し、変動差分情報として変動差分テーブル32に格納するものである。変動差分テーブル32に書き込まれた変動差分情報は、後述するように、変動量に基づいた分類やソーティングの対象となり、必要に応じて、減少分剥ぎ取り計算部33及び増加分貼り付け計算部35に渡される。
The AC traffic
減少分剥ぎ取り計算部33は、変動差分テーブル32に格納された変動差分情報とテーブル空管理部34から得られたテーブルの空き情報と割当履歴管理部36から得られた過去の割当履歴とに基づいて剥ぎ取り処理を実行し、その結果に応じてテーブル空管理部34内のテーブル空き情報とリンクスケジュールテーブル25とを書き換え、また、今回の剥ぎ取り処理による割当帯域を割当履歴管理部36に通知する。同様に増加分貼り付け計算部35は、変動差分テーブル32に格納された変動差分情報とテーブル空管理部34から得られたテーブルの空き情報と割当履歴管理部36から得られた過去の割当履歴とに基づいて貼り付け処理を実行し、その結果に応じてテーブル空管理部34内のテーブル空き情報とリンクスケジュールテーブル25とを書き換え、また、今回の貼り付け処理による割当帯域を割当履歴管理部36に通知する。
The decrease stripping
テーブル空管理部34は、リンクスケジュールテーブル25における空きスロットの情報を保持し管理するものであって、減少分剥ぎ取り計算部33及び増加分貼り付け計算部35から書き換え通知を受けるとともに、リンクスケジュールテーブル25からテーブルにおける空き情報を通知され、剥ぎ取り処理や貼り付け処理の実行に先立って、空き情報を減少分剥ぎ取り計算部33及び増加分貼り付け計算部35に提供する。割当履歴管理部36は、割当履歴を保持し管理するものであって、減少分剥ぎ取り計算部33及び増加分貼り付け計算部35から割当帯域の通知を受けて割当履歴に追加し、減少分剥ぎ取り計算部33及び増加分貼り付け計算部35に対して割当履歴情報を提供する。
The table
リンクスケジュールテーブル25は、ネットワーク内の各リンクに規定されたタイムスロットの空塞状況を表すテーブルであって、減少分剥ぎ取り計算部33及び増加分貼り付け計算部35による剥ぎ取り処理及び貼り付け処理によって書き換えられる。リンクスケジュールテーブル25は、その空き情報をテーブル空管理部34に提供するように構成されている。
The link schedule table 25 is a table representing the vacancy status of the time slots defined for each link in the network, and is a stripping process and pasting by the decrease stripping
テーブル変換部26はリンクスケジュールテーブル25をノード11ごとのノードスケジュールテーブル27に変換するものであり、テーブル送信部28は、ノードスケジュールテーブル27に基づいて各ノード11に対して当該ノードの処理スケジュールを定期的に送信する。処理スケジュールの代わりにノードスケジュールテーブル27をそのものを各ノード11に送信してもよい。タイマ29は、各ノード11との同期をとり、時間管理を行うためのものであるが、特に、変動差分テーブル32や割当履歴管理部36に対してトリガを出力することにより、定期的に、変動差分テーブル32や割当履歴管理部36の初期化(クリア動作)を実行することもできる。
The
次に、このスケジューラ20の動作について、図18及び図19に示すシーケンス図を用いて説明する。
Next, the operation of the
まず図18に示すように、各ノードからトラヒック量に関する情報が交流トラヒック量集計部21に送られ(ステップ101)、ステップ102において交流トラヒック量集計部21は各ノード間すなわち各対地の所要タイムスロット(TS)数を算出し、TSマトリクスとしてトラヒック変動算出部31に送る(ステップ103)。トラヒック変動差分算出部31は、ステップ104において、交流トラヒック量集計部21から送られてきたTSマトリクスと前回取得したTSマトリクスとを比較し、要求タイムスロット数の差分(変動差分情報)を変動差分テーブル32に送り(ステップ105)、ステップ106において変動差分情報が変動差分テーブル32に書き込まれる。変動差分テーブル32から、所要タイムスロット数が減少したパスとその減少量とに関する情報が減少分剥ぎ取り計算部33に送られ(ステップ107)、所要タイムスロット数が増加したパスとその増加量とに関する情報が増加分貼り付け計算部35に送られる(ステップ108)。また、割当履歴管理部36から、各パスの帯域割当履歴が減少分剥ぎ取り計算部33及び増加分貼り付け計算部35に送られる(ステップ109,110)。
First, as shown in FIG. 18, information on the traffic volume is sent from each node to the AC traffic volume totaling unit 21 (step 101). In
ステップ111において減少分剥ぎ取り計算部33は剥ぎ取り処理の計算を行い、その計算結果に基づき、割当履歴を割当履歴管理部36に送るとともに、テーブルの空き情報の更新のために空の更新トリガをテーブル空管理部34に送り(ステップ112)、リンクスケジュールテーブル25の更新のためにテーブルの更新トリガをリンクスケジュールテーブル25に送る(ステップ113)。これらにより、テーブル空管理部34では、ステップ114において、テーブルの空き情報の更新が行われ、ステップ115においてリンクスケジュールテーブル25の更新が行われる。
In step 111, the reduction stripping
次に、変動差分テーブル32から、所要タイムスロット数が増加したパスとその増加量とに関する情報が増加分貼り付け計算部35に送られ(ステップ116)、割当履歴管理部36から各パスの帯域割当履歴が増加分貼り付け計算部35に送られる(ステップ117)。これらを受けて増加分貼り付け計算部35は、ステップ118において貼り付け処理の計算を行い、その計算結果に基づき、割当履歴を割当履歴管理部36に送るとともに、テーブルの空き情報の更新のために空の更新トリガをテーブル空管理部34に送り(ステップ119)、リンクスケジュールテーブル25の更新のためにテーブルの更新トリガをリンクスケジュールテーブル25に送る(ステップ120)。これらにより、テーブル空管理部34では、ステップ121において、テーブルの空き情報の更新が行われ、ステップ122においてリンクスケジュールテーブル25の更新が行われる。
Next, from the fluctuation difference table 32, information on the path with the increased number of required time slots and the amount of the increase are sent to the increment pasting calculation unit 35 (step 116), and the bandwidth of each path from the allocation
その後、図19に示すように、リンクスケジュールテーブル25におけるテーブル更新がステップ131において完了すると、リンクスケジュールテーブル25の内容がテーブル変換部26に送られ(ステップ132)、テーブル変換部26は、ステップ133において、各ノードごとの処理スケジュールが導出されて導出結果がノードスケジュールテーブル27に送られ(ステップ134)、ステップ135において、ノードスケジュールテーブルとしてそれらの導出結果が格納される。その後、ノードスケジュールテーブル27の内容はテーブル送信部28に送られ(ステップ136)、テーブル送信部28は、ステップ137において、各ノード11に対する配信処理を実行する。これによって、ノードごとの処理スケジュールあるいはノードスケジュールテーブルが、それぞれのノードに送られる(ステップ138)。
After that, as shown in FIG. 19, when the table update in the link schedule table 25 is completed in
以上によって、方法1によるスケジューリングが完了したことになる。なお、上記の処理のうち、ステップ101,102の処理と、ステップ131以降の処理(図19に示される処理)は、図3に示した従来のスケジューラにおけるものと同じである。
Thus, the scheduling by the
次に、具体例を挙げて、方法1を実行するためのスケジューラ20についてさらに詳しく説明する。
Next, the
交流トラヒック量集計部21は、各ノードから定期的に全対地間のトラヒック情報を収集して必要タイムスロット数をマトリクスの形態で管理するものであるが、ノードAからノードB〜Eの各々に対するトラヒック帯域が図20の(a)に示すものであったとする。すると交流トラヒック量集計部21は、これらのトラヒック帯域を例えば10Mbps当たり1タイムスロットの割合で換算し(図20の(b)を参照)、図20の(c)に示すように、その結果を所要TSマトリクスとしてメモリに格納する。この所要TSマトリクスはトラヒック変動差分算出部31に送られる。
The AC traffic
トラヒック変動差分算出部31は、そのメモリ内に交流トラヒック量集計部21から前回送られてきた所要TSマトリクスを保持しており、図21に示すように、今回送られてきた所要TSマトリクスから前回送られてきた所要TSマトリクスをマトリクス要素ごとに比較し減算する演算を行って、変動した差分を表す2次元配列を算出し、この2次元配列を変動差分テーブル32に格納する。変動差分テーブル32は例えばスケジューラ20のメモリ内で管理される。
The traffic fluctuation
次に、方法1における剥ぎ取り(Rip-up)処理及び貼り付け(Re-allocation)処理について説明する。方法1では、トラヒック量が減少した対地に関して剥ぎ取り処理を行った後に、トラヒック量が増加した対地に関して貼り付け処理を行う。それぞれの処理は、上述したように、変動差分テーブル32、テーブル空管理部34及び割当履歴管理部36からタイムスロット割当に必要な情報を取得した上で、リンクスケジュールテーブル25及びテーブル空管理部34の状態を変更する処理である。したがって、スケジューラ20を構成する各機能ブロックのうち、変動差分テーブル32、減少分剥ぎ取り計算部33、テーブル空管理部34、割当履歴管理部36及びリンクスケジュールテーブル25が剥ぎ取り処理に直接関連し、変動差分テーブル32、増加分貼り付け計算部35、テーブル空管理部34、割当履歴管理部36及びリンクスケジュールテーブル25が貼り付け処理に直接関連することになる。
Next, the stripping (Rip-up) processing and pasting (Re-allocation) processing in
まず、方法1での剥ぎ取り処理について詳しく説明する。剥ぎ取り処理において減少分剥ぎ取り計算部33は、変動差分テーブル32においてトラヒック量が減少したことが示されている対地に関して、リンクスケジュールテーブル25における空き情報をテーブル空管理部34を参照して取得し、割当履歴管理部36から過去の帯域割当情報を取得して、既に割り当てられているタイムスロットを減らすことによるリンクスケジュールテーブルを部分変更する処理を行う。この処理は、タイムスロットを減らす対地の選択順序を決定する段階と、タイムスロットの減少数を決定する段階と、タイムスロットを削減する位置を決定する段階と、によって構成される。
First, the stripping process in
タイムスロットを減らす対地の選択順序を決定する段階では、減少分剥ぎ取り計算部33は、変動差分テーブル32及び割当履歴管理部36からの情報に基づいて、剥ぎ取りを行う対地の選択順序を決定する。剥ぎ取り処理を行う時には、リンクスケジュールテーブル25上でできるだけ大きく連続した空き領域が形成されるようにすることが好ましいから、長いパス、変動量が大きいパスが優先して削減されるようにする。図22に示した例では、タイムスロット数の変動差分から対地ごとのコスト値を計算し、コスト値の降順でソートを行うことにより、剥ぎ取りの実行順序を定めている。図22において変動量aは、タイムスロット数の変動差分の絶対値であり、パス長bはパスが経由するリンク数を示し、乱数cは1から99の間でランダムに発生させた整数であり、コスト値として、
コスト値=10000×a+100×b+c
を用いている。
In the step of determining the ground selection order for reducing time slots, the stripping-
Cost value = 10000 × a + 100 × b + c
Is used.
タイムスロットの減少数を決定する段階では、減少量剥ぎ取り計算部33は、各対地から剥ぎ取るタイムスロットの数を決定する。例えば、単純に変動量分に応じたタイムスロット数を剥ぎ取ることとする。その後、タイムスロットを削減する位置を決定する段階において減少量剥ぎ取り計算部33は、テーブル空管理部34からの情報に基づいて、剥ぎ取りを行う対地ごとに、剥ぎ取りを行うタイムスロット位置を決定する。図23は、剥ぎ取りを行うタイムスロット位置の決定の仕方を示すものであり、図示左側のリンクスケジュールテーブル部分において、ハッチングが付されているタイムスロットが使用中のタイムスロットである。剥ぎ取りを行うタイムスロット位置の決定に際しては、リンクスケジュールテーブル25での空き状況からコスト値を算出し、コスト値の降順に位置を選択する。剥ぎ取り処理を行う時には、リンクスケジュールテーブル25上でできるだけ大きく連続した空き領域が形成されるようにすることが好ましいから、同一タイムスロット位置で隣接するリンクが空きとなっているものや、同一リンクで隣接するタイムスロットが空きとなっているものが優先してタイムスロット削減の対象となるようにする。図示したものでは、同一TS隣接空αは、同一タイムスロット位置で隣接するリンクのうち空きとなっているリンクの数を示し、同一リンク隣接空βは、同一リンク内で隣接するタイムスロットのうち空きとなっているタイムスロットの数を示している。タイムスロット位置γには、1から付与されたタイムスロット番号をそのまま用いている。ここでは、コスト値として、
コスト値=10000×α+100×β+γ
を用いている。
In the stage of determining the number of time slots to be reduced, the reduction
Cost value = 10000 × α + 100 × β + γ
Is used.
図23に示した例では、対地B→Cに割り当てられた3つのタイムスロット(S3、S4及びS5)からタイムスロットを1つ減少させる場合に、連続した空き領域ができるだけ大きくなるように、S5で示されるタイムスロットが削減される。 In the example shown in FIG. 23, when one time slot is reduced from the three time slots (S3, S4, and S5) assigned to the ground B → C, S5 is set so that the continuous free space becomes as large as possible. The time slot indicated by is reduced.
以上のようにして、削減すべきタイムスロットが決定されると、次に、減少分剥ぎ取り計算部33は、削減すべきものとして決定されたタイムスロットをリンクスケジュールテーブル25から削減し、テーブル空管理部34内に保持されている空き情報を更新し、割当帯域を割当履歴管理部36に通知して割当履歴管理部36を更新する。図24の上側は、リンクスケジュールテーブル25におけるタイムスロットの削除を示しており、削除されたタイムスロットは空きとしてテーブル空管理部34にも登録される。なお、タイムスロットが削減されたことにより、周囲のタイムスロットのコスト値、具体的には上記の同一TS隣接空α及び同一リンク隣接空βも変動する。図24の下側は、割当履歴管理部36に保持される割当履歴情報の例を示している。割当履歴情報は、各対地(パス)について、スケジューリングを行うたびに、どれだけのタイムスロット数が要求され実際にどれだけの数のタイムスロットを割り当てたかを記録したものであり、過去の複数回分の情報をメモリに格納したものである。
When the time slot to be reduced is determined as described above, the decrease stripping
タイムスロットを減らす対地の選択順序を決定する段階で決定された順序にしたがって、タイムスロットの削除数や削除位置の決定と、リンクスケジュールテーブル25の変更と、テーブル空管理部34及び割当履歴管理部26の更新とを繰り返すことにより、剥ぎ取り処理が完了する。
In accordance with the order determined in the step of determining the ground selection order to reduce the time slots, the number of timeslots to be deleted and the position to be deleted are determined, the link schedule table 25 is changed, the table
次に、方法1での貼り付け処理について詳しく説明する。貼り付け処理において増加分貼り付け計算部35は、変動差分テーブル32においてトラヒック量が増加したことが示されている対地に関して、リンクスケジュールテーブル25における空き情報をテーブル空管理部34を参照して取得し、割当履歴管理部36から過去の帯域割当情報を取得して、割り当てられるタイムスロットを増やすことによるリンクスケジュールテーブルを部分変更する処理を行う。この処理は、タイムスロットを増やす対地の選択順序を決定する段階と、タイムスロットの増加数を決定する段階と、タイムスロットを貼り付ける位置を決定する段階と、によって構成される。
Next, the pasting process in
タイムスロットを増やす対地の選択順序を決定する段階では、増加分貼り付け計算部35は、変動差分テーブル32及び割当履歴管理部36からの情報に基づいて、貼り付けを行う対地の選択順序を決定する。貼り付け処理を行う時には、上述したように、長いパス、変動量が大きいパスに対応したタイムスロットが優先して貼り付けられるようにする。図25に示した例では、タイムスロット数の変動差分から対地ごとのコスト値を計算し、コスト値の降順でソートを行うことにより、剥ぎ取りの実行順序を定めている。変動量a、パス長b及び乱数cは図22に示した場合と同様のものである。コスト値として、
コスト値=10000×a+100×b+c
を用いている。
At the stage of determining the selection order of the ground to increase the time slot, the increase
Cost value = 10000 × a + 100 × b + c
Is used.
タイムスロットの増加数を決定する段階では、増加量貼り付け計算部35は、各対地に貼り付けるタイムスロットの数を決定する。例えば、単純に変動量分に応じたタイムスロット数を貼り付けることとする。その後、タイムスロットを貼り付ける位置を決定する段階において増加量貼り付け計算部35は、テーブル空管理部34からの情報に基づいて、貼り付けを行う対地ごとに、貼り付けを行うタイムスロット位置を決定する。図26は、貼り付けを行うタイムスロット位置の決定の仕方を示すものであり、図示左側のリンクスケジュールテーブル部分において、ハッチングが付されているタイムスロットが使用中のタイムスロットである。貼り付けを行うタイムスロット位置の決定に際しては、リンクスケジュールテーブル25での空き状況からコスト値を算出し、コスト値の昇順に位置を選択する。貼り付け処理を行う時には、リンクスケジュールテーブル25上でできるだけ隙間を埋めるようにすることが好ましいから、同一タイムスロット位置で隣接するリンクが使用中となっているものや、同一リンクで隣接するタイムスロットが使用中となっているものが優先してタイムスロット追加の対象となるようにする。図26において、同一TS隣接空α、同一リンク隣接空β及びタイムスロット位置γは、図23におけるものと同様である。ここでは、コスト値として、
コスト値=10000×(α+β)+γ
を用いている。
In the stage of determining the increase number of time slots, the increase amount
Cost value = 10000 × (α + β) + γ
Is used.
図26に示した例では、対地D→Eに対してさらに1このタイムスロットを追加するときに、追加する位置の候補として、S1、S2、S16、S18,S19及びS20などがあるとして、コスト値が最小であるS16が選択され、この位置にタイムスロットが割り当てられる。 In the example shown in FIG. 26, when one more time slot is added to the ground D → E, there are S1, S2, S16, S18, S19, and S20 as candidate positions to be added. S16 having the smallest value is selected, and a time slot is assigned to this position.
以上のようにして、どごにタイムスロットを割り当てるかが決定されると、次に、増加分貼り付け計算部35は、貼り付けが決定されたタイムスロットをリンクスケジュールテーブル25において割り当て追加し、テーブル空管理部34内に保持されている空き情報を更新し、割当帯域を割当履歴管理部36に通知して割当履歴管理部36を更新する。図27の上側は、リンクスケジュールテーブル25におけるタイムスロットの割り当て追加を示しており、追加されたタイムスロットは空きでなくなったものとしてテーブル空管理部34から削除される。なお、タイムスロットが追加されたことにより、周囲のタイムスロットのコスト値、具体的には上記の同一TS隣接空α及び同一リンク隣接空βも変動する。図27の下側は、図24に示すものと同様に、割当履歴管理部36に保持される割当履歴情報の例を示している。
When it is determined which time slot to allocate as described above, the increment
タイムスロットを増やす対地の選択順序を決定する段階で決定された順序にしたがって、タイムスロットの追加数や追加位置の決定と、リンクスケジュールテーブル25の変更と、テーブル空管理部34及び割当履歴管理部26の更新とを繰り返すことにより、貼り付け処理が完了する。
In accordance with the order determined in the step of determining the ground selection order for increasing the time slots, determination of the number and position of addition of time slots, change of the link schedule table 25, table
剥ぎ取り処理及び貼り付け処理の一例について、式によって説明する。 An example of the stripping process and the pasting process will be described using equations.
ノード数をNとし、1フレーム内のタイムスロット数をCapとする。タイムスロットの繰り返し周期tが5ms、タイムスロット長TSが100μsであれば、cap=50となる。送信元ノードiと宛先ノードjのペア(すなわち対地)を(i,j)で表す。もちろん、i≠jである。 The number of nodes is N, and the number of time slots in one frame is Cap. When the time slot repetition period t is 5 ms and the time slot length TS is 100 μs, cap = 50. A pair (i.e., ground) of the transmission source node i and the destination node j is represented by (i, j). Of course, i ≠ j.
(i,j)を結ぶパスにおけるホップ数をHop(i,j)と表す。ノード数がNのリング状ネットワークの場合、最小のホップ数は1であり、最大のホップ数はN−1であり、平均のホップ数はN/2である。(i,j)間を結ぶパスがhホップ目に通過するリンクをLi,j(h)で表し、(i,j)間を結ぶパスがk番目に通過するノードをni,j(k)とする、
スケジューリング契機Tにおける対地(i,j)の要求タイムスロット数をReqi,j(T)とおき、Tにおいて対地(i,j)に割り当てるタイムスロット数をAsi,j(T)とおく。半固定スケジューリングを行う場合には、スケジューラは、契機Tで得られている情報(Reqi,j(T)など)を用いて、次のスケジューリング契機(T+1)における割り当てを決定してもよい。
The number of hops in the path connecting (i, j) is expressed as Hop (i, j). For a ring network with N nodes, the minimum hop count is 1, the maximum hop count is N-1, and the average hop count is N / 2. A link connecting the paths between (i, j) is denoted by L i, j (h), and a link connecting (i, j) is denoted by k i, j ( k),
The requested time slot number of the ground (i, j) at the scheduling opportunity T is set as Req i, j (T), and the number of time slots assigned to the ground (i, j) at T is set as As i, j (T). When performing semi-fixed scheduling, the scheduler may determine allocation at the next scheduling opportunity (T + 1) using information (Req i, j (T), etc.) obtained at the opportunity T.
過去M回分にわたる割当履歴での要求タイムスロット数と割り当てタイムスロット数との差をHisti,j(T)とする。 Let Hist i, j (T) be the difference between the requested time slot number and the assigned time slot number in the allocation history over the past M times.
である。以下に示すように、公平帯域Cfair(T)との差分を用いる方法もある。 It is. As shown below, there is also a method using a difference from the fair band C fair (T).
契機Tにおけるリンクスケジュールテーブルの内容をτ(T,Li,j(h),w,s) (h=1,…,Hop(i,j))
タイムスロット番号をsとし、契機TにおいてリンクスケジュールテーブルでリンクL、タイムスロット位置sでタイムスロットが空いていることをV(T,L,s)=1で表すこととする。
The content of the link schedule table at opportunity T is expressed as τ (T, L i, j (h), w, s) (h = 1,..., Hop (i, j))
The time slot number is s, and at time T, the link schedule table indicates that the link is L, and that the time slot is vacant at the time slot position s is represented by V (T, L, s) = 1.
剥ぎ取りを行うかどうかの判定条件の一例では、
[1] Reqi,j(T)<Reqi,j(T−1)を満たす(i,j)から、Reqi,j(T−1)−Reqi,j(T)だけタイムスロットを剥ぎ取る、あるいは、
[2] Reqi,j(T)≦Asi,j(T−1)<Reqi,j(T−1)を満たす(i,j)から、Asi,j(T−1)−Reqi,j(T)だけタイムスロットを剥ぎ取る。
In an example of the criteria for determining whether to perform stripping,
[1] From (i, j) that satisfies Req i, j (T) <Req i, j (T−1), time slots are set by Req i, j (T−1) −Req i, j (T). Strip or
[2] Req i, j (T) ≦ As i, j (T−1) <Req i, j From ( i, j ) that satisfies (T−1), As i, j (T−1) −Req Strip time slots by i, j (T).
剥ぎ取りを行う順序を決定する方法の一例では、コスト関数Rip-up-priorityを
Rip-up-priority=μ{Asi,j(T−1)−Reqi,j(T)}+ν/Hop(i,j)
で定め、Rip-up-priorityの値の降順に剥ぎ取りを行う。このときμ>νの場合には、トラヒック変動が大きなパスが優先されて選択され、μ<νの場合には、長いパスの優先度が大きくなる。
An example of how to determine the order of stripping is to use the cost function Rip-up-priority
Rip-up-priority = μ {As i, j (T−1) −Req i, j (T)} + ν / Hop (i, j)
And strip off in descending order of the Rip-up-priority value. At this time, when μ> ν, a path with a large traffic fluctuation is selected with priority, and when μ <ν, a long path has a higher priority.
剥ぎ取りを行うタイムスロット位置の決定方法の一例では、対地(i,j)から剥ぎ取りを行うとして、周囲に空きが多いタイムスロットを優先するためのコスト関数Rip-up-gainを In an example of a method for determining a time slot position to be stripped, a cost function Rip-up-gain for giving priority to a time slot having a lot of surroundings is assumed as stripping from the ground (i, j).
と定める。これは、Rip-up-gainを
Rig-up-gain=α×[同一TS隣接空]+β×[同一スロット隣接空]
と定めていることと等価である。そして、Rip-up-gainが最大となるタイムスロット位置sを選択する。複数のタイムスロット位置が同一値を取った場合には、その中から老番のタイムスロット位置を選択する。ここで、α>βであれば、長いパスを設定しやすくする効果が強くなり、α<βであれば、太いパスを設定しやすくする効果が強くなる。
It is determined. This is Rip-up-gain
Rig-up-gain = α x [same TS adjacent sky] + β x [same slot adjacent sky]
Is equivalent to Then, the time slot position s that maximizes Rip-up-gain is selected. When a plurality of time slot positions have the same value, an old time slot position is selected from among them. Here, if α> β, the effect of easily setting a long path is strong, and if α <β, the effect of easily setting a thick path is strong.
貼り付けを行うかどうかの判定条件の一例では、
[1] Reqi,j(T)>Reqi,j(T−1)を満たす(i,j)に、Reqi,j(T)−Reqi,j(T−1)だけタイムスロットを貼り付ける、あるいは、
[2] Reqi,j(T)>Asi,j(T−1)を満たす(i,j)に、Reqi,j(T)−Asi,j(T−1)だけタイムスロットを貼り付ける。
In an example of criteria for determining whether or not to paste,
[1] Req i, j (T)> Req i, j (T−1) satisfying (i, j), time slots are set by Req i, j (T) −Req i, j (T−1). Paste or
[2] Req i, j (T)> As i, j (T−1) satisfying (i, j), the time slot is req i, j (T) −As i, j (T−1). paste.
貼り付けを行う順序を決定する方法の一例では、コスト関数Alloc-priorityを
Alloc-priority=δ{Reqi,j(T)−Reqi,j(T−1)}+ε・Hop(i,j)
で定め、Alloc-priorityの値の降順に貼り付けを行う。このときδ>εの場合には、トラヒック変動が大きなパスが優先されて選択され、δ<εの場合には、長いパスの優先度が大きくなる。
An example of how to determine the order of pasting is to use the cost function Alloc-priority
Alloc-priority = δ {Req i, j (T) −Req i, j (T−1)} + ε · Hop (i, j)
And paste in descending order of Alloc-priority values. At this time, when δ> ε, a path with a large traffic fluctuation is selected with priority, and when δ <ε, a long path has a higher priority.
貼り付けを行うタイムスロット位置の決定方法の一例では、対地(i,j)にタイムスロットを貼り付けるとして、まず、貼り付けを行うことができる帯域が存在するか否かを判定する。これはh=1,…,Hop(i,j)として、全てのhに対し、
V(T,Li,j(h),s)=1
が満たされるかどうかで判定する。次に、なるべく隙間を埋めるようにするためのコスト関数Alloc-costを
In an example of a method for determining the time slot position to be pasted, assuming that a time slot is pasted to the ground (i, j), it is first determined whether or not there is a band that can be pasted. This is h = 1,..., Hop (i, j), and for all h,
V (T, L i, j (h), s) = 1
Is determined by whether or not Next, the cost function Alloc-cost to fill the gap as much as possible is
と定める。そして、Alloc-costが最小となるタイムスロット位置sを選択する。複数のタイムスロット位置が同一値を取った場合には、その中から若番のタイムスロット位置を選択する。ここで、γ>ωであれば、長いパスを設定しやすくする効果が強くなり、γ<ωであれば、太いパスを設定しやすくする効果が強くなる。 It is determined. Then, the time slot position s that minimizes Alloc-cost is selected. When a plurality of time slot positions have the same value, a young time slot position is selected from among them. Here, if γ> ω, the effect of easily setting a long path is strong, and if γ <ω, the effect of easily setting a thick path is strong.
ところで、本発明に基づくスケジューリング方法では、剥ぎ取り処理を行うためのアルゴリズム、貼り付け処理を行うためのアルゴリズムとして様々なバリエーションが存在し、しかも、どのようにコスト関数を設定するかによって、異なる効果が得られる。以下、これらのバリエーションを説明する。 By the way, in the scheduling method based on the present invention, there are various variations as an algorithm for performing the stripping process and an algorithm for performing the pasting process, and different effects depend on how the cost function is set. Is obtained. Hereinafter, these variations will be described.
剥ぎ取りを行うパスの選択順序を決定するアルゴリズムのバリエーションとしては、表1に示すようなものがある。 Table 1 shows variations of algorithms for determining the selection order of paths to be stripped.
上記のうちアルゴリズム[2]〜[4]は、これらを組み合わせて前述した例で用いている。アルゴリズム[1]〜[9]を組み合わせて使用することも可能である。また、ソーティングを行うものについては、ソーティングの代わりに閾値による分類を用いてもよい。閾値による分類では、1つの閾値を用いる場合(例としてパス長がその平均値より長いか短いかを用いる場合)には、パス長が閾値を超える場合には例えばRandam Fitアルゴリズムを使用し、そうでなければ例えばFirst Fitアルゴリズムを用いることが考えられる。複数の閾値を用い、閾値で分類された各クラスごとにそれぞれ異なるアルゴリズムを用いるようにしてもよい。閾値を用いる方法は、計算時間を短くしつつソーティングによるものと同等の効果を得ようとするものである。 Among the above, algorithms [2] to [4] are used in the above-described example in combination. It is also possible to use a combination of algorithms [1] to [9]. In addition, for sorting, classification based on threshold values may be used instead of sorting. In the classification based on the threshold, when one threshold is used (for example, when the path length is longer or shorter than the average value), when the path length exceeds the threshold, for example, the Randam Fit algorithm is used. Otherwise, for example, it may be possible to use the First Fit algorithm. A plurality of threshold values may be used, and different algorithms may be used for each class classified by the threshold values. The method using the threshold is intended to obtain the same effect as that by sorting while shortening the calculation time.
剥ぎ取りを行うタイムスロット位置を決定する方法のバリエーションとしては、表2に示すようなものがある。 Table 2 shows variations of the method for determining the time slot position to be stripped.
アルゴリズム[3](周囲の空き状況を考慮して決定する)は前述した例でも用いているものであるが、周囲の空き状況を考慮するためにコスト関数を使用する。コスト関数をどのように構築するかの考え方として、長いパスを設定しやすくするために「長い空きを作り出す」、太いパスを設定しやすくするために「太い空きを作り出す」、及び、長く太いパスを設定しやすくするために「長く太いパスを作り出す」がある。これらの考え方を組み合わせることもできる。以下に説明するものでは、カウント値(周囲の空きタイムス
ロットの数)が大きいほどタイムスロットが剥ぎ取られやすくなるように、カウント値をコスト関数に反映させる。
Algorithm [3] (determined in consideration of surrounding free space) is also used in the above-described example, but uses a cost function in order to consider the free space in the surroundings. The idea of how to build a cost function is to “create a long space” to make it easier to set a long path, “create a thick space” to make it easier to set a thick path, and a long and thick path. To make it easier to set, there is a "create long and thick path". These ideas can also be combined. In the following description, the count value is reflected in the cost function so that the time slot is more easily peeled off as the count value (the number of surrounding empty time slots) is larger.
「長い空きを作り出す」ためには、同一タイムスロット位置での周囲の空きの数をカウントすればよい。図28に示すリンクスケジュールテーブルにおいて、対地B→Dに割り当てられている3つのタイムスロットに対して剥ぎ取りを行う場合を考えると、B→Dのパスに隣接する箇所における空きの箇所(図において同一タイムスロット位置であって◎で示す箇所)をカウントすればよい。このとき、B→Dのパスのタイムスロット位置S2〜S4のうち、S2に対するカウント値は1となり、S3に対するカウント値は2となり、S4に対するカウント値は1となる。さらに、より長い空きが生じるように、図示◎で示す箇所にさらに連続する空きの箇所(図示○で示す箇所)も含めてカウントを行ってもよい。そうすると、B→Dのパスのタイムスロットのうち、S2のカウント値が2となり、S3のカウント値が3となる。 In order to “create a long space”, the number of surrounding spaces at the same time slot position may be counted. In the link schedule table shown in FIG. 28, considering the case where stripping is performed for three time slots assigned to the ground B → D, empty locations (in the figure, adjacent to the B → D path). It suffices to count the same time slot positions (indicated by ◎). At this time, among the time slot positions S2 to S4 of the B → D path, the count value for S2 is 1, the count value for S3 is 2, and the count value for S4 is 1. Further, the counting may be performed including a continuous empty portion (a portion indicated by ○ in the drawing) in addition to a portion indicated by “◎” so that a longer space is generated. Then, in the time slot of the B → D path, the count value of S2 becomes 2, and the count value of S3 becomes 3.
「太い空きを作り出す」ためには、同一リンクでの周囲の空きタイムスロットの数をカウントする。図28に示す例において、対地C→Eに割り当てられている2つのタイムスロットから剥ぎ取りを行う場合を考えると、タイムスロット位置S7では同一リンク内での空き位置が存在しないのに対し、タイムスロット位置S8では、図示◎で示すように隣接するタイムスロット位置S9がCからEまでの2リンクで空きとなっており、カウント値が2となる。さらに、上述する場合と同様に、より太い空きが生じるように、タイムスロット位置S9に隣接する箇所における空きの箇所(図示〇で示すタイムスロット位置S10)を含めてカウントを行ってもよい。その場合は、タイムスロット位置S8のカウント値は4となる。 In order to “create a thick space”, the number of surrounding free time slots on the same link is counted. In the example shown in FIG. 28, considering the case where stripping is performed from two time slots assigned to the ground C → E, there is no empty position in the same link at the time slot position S7. At slot position S8, as shown by ◎ in the figure, adjacent time slot position S9 is vacant in two links C to E, and the count value is 2. Further, as in the case described above, counting may be performed including a vacant place (time slot position S10 shown in FIG. 6) adjacent to the time slot position S9 so that a thicker vacant space is generated. In that case, the count value of the time slot position S8 is 4.
「長く太い空きを作り出す」ためには、周囲の連続した空きをカウントする。同一タイムスロット位置や同一リンクで隣接する空きの箇所(図28での図示◎の箇所)だけでなく、これらの◎の箇所の2つに隣接する箇所(図示△の箇所)もカウントする。図28で示す例では、パスC→Eに関し、タイムスロット位置S8に対するカウント値が4となる。 In order to “create a long and thick space”, the surrounding space is counted. Not only empty positions adjacent to the same time slot position and the same link (indicated by ◎ in FIG. 28), but also locations adjacent to two of these ◎ (indicated by Δ in the figure) are counted. In the example shown in FIG. 28, the count value for the time slot position S8 is 4 for the path C → E.
貼り付けを行うパスの選択順序を決定するアルゴリズムのバリエーションとしては、表3に示すようなものがある。 Table 3 shows variations of algorithms for determining the selection order of paths to be pasted.
上記のうちアルゴリズム[2]〜[4]は、これらを組み合わせて前述した例で用いている。アルゴリズム[1]〜[9]を組み合わせて使用することも可能である。また、剥ぎ取り処理の場合と同様に、ソーティングを用いる代わりに閾値による分類を用いてもよい。 Among the above, algorithms [2] to [4] are used in the above-described example in combination. It is also possible to use a combination of algorithms [1] to [9]. Further, as in the case of the stripping process, classification based on threshold values may be used instead of sorting.
貼り付けを行うタイムスロット位置を決定する方法のバリエーションとしては、表4に示すようなものがある。 Table 4 shows variations of the method for determining the time slot position to be pasted.
アルゴリズム[3](周囲の空き状況を考慮して決定する)は前述した例でも用いているものであるが、周囲の空き状況を考慮するためにコスト関数を使用する。コスト関数をどのように構築するかの考え方として、長いパスを設定しやすくするために「短い空きを埋める」、太いパスを設定しやすくするために「細い空きを埋める」、及び、長く太いパスを設定しやすくするために「短く細いパスを埋める」がある。これらの考え方を組み合わせることもできる。以下に説明するものでは、カウント値が大きいほどタイムスロットが貼り付けられやすくなるように、カウント値をコスト関数に反映させる。 Algorithm [3] (determined in consideration of surrounding free space) is also used in the above-described example, but uses a cost function in order to consider the free space in the surroundings. The idea of how to build a cost function is to “fill a short space” to make it easier to set a long path, “fill a thin space” to make it easier to set a thick path, and a long and thick path. To make it easier to set, there is a “fill short and narrow path”. These ideas can also be combined. In the following description, the count value is reflected in the cost function so that the time slot is more easily pasted as the count value is larger.
「短い空きを埋める」ためには、同一タイムスロット位置での割り当て済みタイムスロットの数をカウントすればよい。図29に示すリンクスケジュールテーブルにおいて、ハッチングが付されている部分は既に割り当て済みのタイムスロットを示している。ここで対地B→Dのタイムスロットを新たに割り当てることを考えると、候補となるタイムスロット位置は、例えば、S2、S3及びS4である。この場合は、B→Dのパスに隣接する箇所における割り当て済みの箇所(図において同一タイムスロット位置であって◎で示す箇所)をカウントすればよい。このとき、B→Dのパスのタイムスロット位置S2〜S4のうち、S2に対するカウント値は1となり、S3に対するカウント値は0となり、S4に対するカウント値は1となる。さらに、同一タイムスロット位置で隣接するリンクに対して連続している割り当て済みの箇所(図示○で示す箇所)も含めてカウントを行ってもよい。そうすると、B→Dのパスのタイムスロットのうち、S4のカウント値が2となる。 In order to “fill a short space”, the number of assigned time slots at the same time slot position may be counted. In the link schedule table shown in FIG. 29, hatched portions indicate already assigned time slots. Here, considering that a time slot of ground B → D is newly allocated, the candidate time slot positions are, for example, S2, S3, and S4. In this case, it is only necessary to count the assigned locations (locations indicated by に お い て in the figure at the same time slot position) adjacent to the B → D path. At this time, among the time slot positions S2 to S4 of the B → D path, the count value for S2 is 1, the count value for S3 is 0, and the count value for S4 is 1. Furthermore, the counting may be performed including the allocated locations (locations indicated by ○ in the figure) that are continuous to the adjacent links at the same time slot position. Then, the count value of S4 becomes 2 in the time slot of the path of B → D.
「細い空きを埋める」ためには、同一リンクでの周囲の割り当て済みタイムスロットの数をカウントする。図29に示されるパスB→Dに貼り付け処理を行う例において、タイムスロット位置S3では同一リンク内で隣接する割り当て済みのタイムスロット位置が存在しないのに対し、タイムスロット位置S2では、図示◎で示すように隣接するタイムスロット位置S1がBからDまでの2リンクで割り当て済みとなっており、カウント値が2となる。同様に、タイムスロット位置S4のカウント値は1となる。さらに、上述した場合と同様に、同一リンク内で隣接する位置にさらに連続している割り当て済みの箇所(図示○で示すタイムスロット位置S6の箇所)を含めてカウントを行ってもよい。その場合は、タイムスロット位置S4のカウント値は2となる。 In order to “fill a narrow space”, the number of assigned time slots around the same link is counted. In the example in which the pasting process is performed in the path B → D shown in FIG. 29, there is no allocated time slot position adjacent in the same link at the time slot position S3, whereas the time slot position S2 shows As shown in FIG. 2, the adjacent time slot positions S1 have already been assigned in two links B to D, and the count value is 2. Similarly, the count value at the time slot position S4 is 1. Further, similarly to the case described above, the counting may be performed including the already assigned locations (location of the time slot position S6 indicated by ○ in the figure) that are further continuous in adjacent positions in the same link. In that case, the count value of the time slot position S4 is 2.
「短く細い空きを埋める」ためには、周囲の割り当て済みタイムスロットをカウントする。同一タイムスロット位置や同一リンクで隣接する割り当て済みの箇所(図29での図示◎の箇所)だけでなく、これらの◎の箇所の2つに隣接する箇所(図示△の箇所)もカウントする。図29で示す例では、パスB→Dに関し、タイムスロット位置S2に対するカウント値が4、タイムスロット位置S4に対するカウント値が3となる。 In order to “fill a short and narrow space”, surrounding assigned time slots are counted. Not only assigned locations adjacent to the same time slot position or the same link (locations indicated by ◎ in FIG. 29) but also locations adjacent to two of these ◎ locations (locations indicated by Δ) are counted. In the example shown in FIG. 29, regarding the path B → D, the count value for the time slot position S2 is 4, and the count value for the time slot position S4 is 3.
次に、方法2について説明する。方法2では、前回と今回の所要TSマトリクスを比較してトラヒック量の変動差分を求めるのではなく、前回実際に帯域割当を行った状態と今回の所要TSマトリクスからの乖離を「割当差分」と定義し、剥ぎ取り処理と貼り付け処理との計算に用いている。また、乖離(割当差分)における不足分に基づく貼り付け処理を優先して行い、必要なときにのみ、割当差分における超過分に基づいて剥ぎ取り処理を行うようにする。図30は、方法2に基づいてスケジューリングを行うTDMネットワークシステムにおいて用いられるスケジューラ20の構成を示している。
Next,
方法2で用いられ図30に示されるスケジューラ20は、図17に示した方法1用のスケジューラ20と同様のものであるが、トラヒック変動差分算出部、変動差分テーブル、減少分剥ぎ取り計算部及び増加分貼り付け計算部が設けられておらず、その代わりに割当差分算出部41、割当差分テーブル42、超過分剥ぎ取り計算部43及び不足分貼り付け計算部44が設けられている点で、図17に示したものと異なっている。以下、この相違点を中心にして方法2について説明する。
The
割当差分算出部41は、1つ前の制御タイミング(すなわち前回)で実際に割り当てたタイムスロット数と交流トラヒック量集計部21から得た要求タイムスロット数とを比較することで割当差分を算出し、割当差分情報として割当差分テーブル42に格納するものである。前回実際に割り当てたライムスロット数の情報は、割当履歴管理部36から供給される。割当差分テーブル42に書き込まれた割当差分情報は、前述と同様に分類やソーティングの対象となり、必要に応じて、超過分剥ぎ取り計算部43及び不足分貼り付け計算部44に渡される。
The allocation
超過分剥ぎ取り計算部43は、減少分剥ぎ取り計算部と等価なものであって、割当差分テーブル42に格納された割当差分情報とテーブル空管理部34から得られたテーブルの空き情報と割当履歴管理部36から得られた過去の割当履歴とに基づいて剥ぎ取り処理を実行し、その結果に応じてテーブル空管理部34内のテーブル空き情報とリンクスケジュールテーブル25とを書き換え、また、今回の剥ぎ取り処理による割当帯域を割当履歴管理部36に通知する。同様に不足分貼り付け計算部46は、増加分貼り付け計算部と等価なものであって、割当差分テーブル42に格納された割当差分情報とテーブル空管理部34から得られたテーブルの空き情報と割当履歴管理部36から得られた過去の割当履歴とに基づいて貼り付け処理を実行し、その結果に応じてテーブル空管理部34内のテーブル空き情報とリンクスケジュールテーブル25とを書き換え、また、今回の貼り付け処理による割当帯域を割当履歴管理部36に通知する。
The excess stripping
割当履歴管理部36は、割当履歴を保持し管理するものであって、超過分剥ぎ取り計算部43及び不足分貼り付け計算部44から割当帯域の通知を受けて割当履歴に追加し、超過分剥ぎ取り計算部43、不足分貼り付け計算部44及び割当差分算出部41に対して割当履歴情報を提供する。
The allocation
次に、このスケジューラ20の動作について、図31及び図32に示すシーケンス図を用いて説明する。
Next, the operation of the
まず、各ノードからトラヒック量に関する情報が交流トラヒック量集計部21に送られ(ステップ201)、ステップ202において交流トラヒック量集計部21は各ノード間すなわち各対地の所要タイムスロット(TS)数を算出し、TSマトリクスとして割当差分算出部41に送る(ステップ204)。これに先立って、割当履歴管理部36は、前回割り当てたTSマトリクスの情報を割当差分算出部41に送る(ステップ203)。
First, information on the traffic volume is sent from each node to the AC traffic volume totaling unit 21 (step 201). In
割当差分算出部41は、ステップ205において、交流トラヒック量集計部21から送られてきたTSマトリクスと前回割り当てのTSマトリクスとを比較し、それらの差分(割当差分情報)を割当差分テーブル42に送り(ステップ206)、ステップ207において割当差分情報が割当差分テーブル42に書き込まれる。割当差分テーブル42から、割り当て済みのタイムスロット数が所要タイムスロット数を超過しているパスとその超過量とに関する情報が超過分剥ぎ取り計算部43に送られ(ステップ208)、割り当て済みのタイムスロット数が所要タイムスロット数に比べて不足しているパスとその不足量とに関する情報が不足分貼り付け計算部44に送られる(ステップ209)。また、割当履歴管理部36から、各パスの帯域割当履歴が超過分剥ぎ取り計算部43及び不足分貼り付け計算部44に送られる(ステップ210,211)。
In
ステップ212において、不足部貼り付け計算部44は、貼り付け処理の計算を行い、次にステップ217において、ステップ212における計算において貼り付けが不可能であったかを判断し、貼り付けが不可能であった場合には剥ぎ取り命令を超過分剥ぎ取り計算部43に送る(ステップ218)。超過分剥ぎ取り計算部43は、ステップ219において、剥ぎ取り命令を受け取り済みかどうかを判断する。受け取り済みであれば、超過分剥ぎ取り計算部43は、ステップ220において剥ぎ取り処理の計算を行い、その計算結果に基づき、割当履歴を割当履歴管理部36に送るとともに、テーブルの空き情報の更新のために空の更新トリガをテーブル空管理部34に送り(ステップ221)、リンクスケジュールテーブル25の更新のためにテーブルの更新トリガをリンクスケジュールテーブル25に送る(ステップ222)。これらにより、テーブル空管理部34では、ステップ223において、テーブルの空き情報の更新が行われ、ステップ224においてリンクスケジュールテーブル25の更新が行われる。さらに超過分剥ぎ取り計算部43は、剥ぎ取り完了通知を不足分貼り付け計算部44に送る(ステップ225)。
In
不足分貼り付け計算部44は、ステップ226において、剥ぎ取り完了通知を受け取ったかどうかを判断し、受け取った場合には、ステップ227において、貼り付け処理の計算を行い、その計算結果に基づき、割当履歴を割当履歴管理部36に送るとともに、テーブルの空き情報の更新のために空の更新トリガをテーブル空管理部34に送り(ステップ228)、リンクスケジュールテーブル25の更新のためにテーブルの更新トリガをリンクスケジュールテーブル25に送る(ステップ229)。これらにより、テーブル空管理部34では、ステップ230において、テーブルの空き情報の更新が行われ、ステップ231においてリンクスケジュールテーブル25の更新が行われる。
In
これ以降は、方法1でのステップ131からの処理(図19参照)が実行される。
Thereafter, the processing from
次に、方法3について説明する。方法3では、方法1と方法2とを組み合わせ、トラヒックが増加した対地が少ない場合には方法2を適用して貼り付け処理を優先させ、トラヒックが増加した対地が多い場合には、方法1を適用して剥ぎ取り処理を優先させるものである。図33は、方法3に基づいてスケジューリングを行うTDMネットワークシステムにおいて用いられるスケジューラ20の構成を示している。
Next,
方法3で用いられ図33に示されるスケジューラ20は、図17に示した方法1用のスケジューラ20に、さらに、方法2の実施のために割当差分算出部41及び割当差分テーブル42を設け、方法1と方法2のどちらの処理を優先させるかを判断するためのコンパレータ51を設けたものである。また、減少分剥ぎ取り計算部の代わりに、減少分剥ぎ取り計算部と方法2での超過分剥ぎ取り計算部との機能を合わせ備える剥ぎ取り計算部52が設けられ、増加分貼り付け計算部の代わりに、増加分貼り付け計算部と方法2での不足分貼り付け計算部との機能を合わせ備える貼り付け計算部53が設けられている。コンパレータ51は、変動差分テーブル31から変動差分情報を供給され、トラヒックが増加した対地数とトラヒックが減少した対地数とを比較し、いずれが多いかに応じて、剥ぎ取り計算部52及び貼り付け計算部53に対し、方法1と方法2のいずれによって剥ぎ取り処理及び貼り付け処理を行うべきかを指示する。
The
次に、このスケジューラ20の動作について、図34及び図35に示すシーケンス図を用いて説明する。
Next, the operation of the
まず、各ノードからトラヒック量に関する情報が交流トラヒック量集計部21に送られ(ステップ301)、ステップ302において交流トラヒック量集計部21は各ノード間すなわち各対地の所要タイムスロット(TS)数を算出し、TSマトリクスとしてトラヒック変動差分算出部31及び割当差分算出部41に送る(ステップ304,305)。これらに先立って、割当履歴管理部36は、前回割り当てたTSマトリクスの情報を割当差分算出部41に送る(ステップ303)。
First, information on the traffic volume is sent from each node to the AC traffic volume totaling unit 21 (step 301). In
トラヒック変動差分算出部31は、ステップ306において、前回と今回との間での所要TSマトリクスを比較し、変動差分情報を変動差分テーブル32に送り(ステップ308)、ステップ310において変動差分情報が変動差分テーブル32に書き込まれる。これと並行して、割当差分算出部41は、ステップ307において、今回の所要TSマトリクスと前回割り当てのTSマトリクスとを比較し、それらの差分(割当差分情報)を割当差分テーブル42に送り(ステップ309)、ステップ311において割当差分情報が割当差分テーブル42に書き込まれる。割当履歴管理部36から、各パスの帯域割当履歴が剥ぎ取り計算部52及び貼り付け計算部53に送られる(ステップ312,313)。
In
次に、変動差分テーブル32から、所要タイムスロット数が減少したパスとその減少量とに関する情報が剥ぎ取り計算部52に送られ(ステップ314)、所要タイムスロット数が増加したパスとその増加量とに関する情報が増加分貼り付け計算部53に送られる(ステップ315)。割当差分テーブル42からは、割り当て済みのタイムスロット数が所要タイムスロット数を超過しているパスとその超過量とに関する情報が超過分剥ぎ取り計算部43に送られ(ステップ316)、割り当て済みのタイムスロット数が所要タイムスロット数に比べて不足しているパスとその不足量とに関する情報が不足分貼り付け計算部44に送られる(ステップ317)。さらに変動差分テーブル32から、トラヒックが減少した対地数とトラヒックが増加した対地数に関する情報が、コンパレータ51に送られる(ステップ318)。 Next, from the fluctuation difference table 32, information on the path with the reduced number of required time slots and the amount of decrease is sent to the stripping calculation unit 52 (step 314), and the path with the increased number of required time slots and the amount of increase thereof. Is sent to the increment paste calculation unit 53 (step 315). From the allocation difference table 42, information on the path in which the number of allocated time slots exceeds the required number of time slots and the excess amount is sent to the excess stripping calculation unit 43 (step 316). Information regarding the path whose number of time slots is insufficient compared to the required number of time slots and the amount of the shortage is sent to the shortage pasting calculation unit 44 (step 317). Further, information on the number of grounds where the traffic has decreased and the number of grounds where the traffic has increased is sent from the fluctuation difference table 32 to the comparator 51 (step 318).
コンパレータ51は、ステップ319において、トラヒックが減少した対地数とトラヒックが増加した対地数とを比較し、ステップ320において、どちらの対地数が多いかを判断する。ここで、増加した対地数≧減少した対地数であれば、コンパレータ51は、剥ぎ取り計算部52及び貼り付け計算部53に対して方法1の実行を指示し(ステップ321,322)、増加した対地数<減少した対地数であれば、剥ぎ取り計算部52及び貼り付け計算部53に対して方法2の実行を指示する(ステップ323,324)。これを受けて、剥ぎ取り計算部52及び貼り付け計算部53は、ステップ325において、指示された方法(方法1または方法2)によってスケジューリングの計算を行い、それらの計算結果に基づき、割当履歴を割当履歴管理部36に送るとともに、テーブルの空き情報の更新のために空の更新トリガをテーブル空管理部34に送り(ステップ326,327)、リンクスケジュールテーブル25の更新のためにテーブルの更新トリガをリンクスケジュールテーブル25に送る(ステップ328,329)。これらにより、テーブル空管理部34では、ステップ330において、テーブルの空き情報の更新が行われ、ステップ331においてリンクスケジュールテーブル25の更新が行われる。
In
これ以降は、方法1でのステップ131からの処理(図19参照)が実行される。
Thereafter, the processing from
次に、方法1〜方法3にさらなる変更を加えた例を説明する。
Next, an example in which the
上述したように、スケジューリングに際し、剥ぎ取り処理及び貼り付け処理の実行回数の制限を行うことができる。ここでは、方法1の実施の際に剥ぎ取り処理及び貼り付け処理の実行回数の制限を行う場合を説明するが、方法2、方法3においても同様に実行回数の制限を行うことができる。
As described above, the number of executions of the stripping process and the pasting process can be limited during scheduling. Here, the case where the number of executions of the stripping process and the pasting process is limited when the
図36は、方法1によるスケジューラであって、剥ぎ取り処理及び貼り付け処理の実行回数の制限を行うことができるようにしたスケジューラの構成を示している。図36に示されるスケジューラ20は、図17に示した方法1用のスケジューラに、さらに、剥ぎ取り処理及び貼り付け処理の実行回数の制限を行うために、帯域変更を行った回数を管理する帯域変更カウンタ37を設けたものである。帯域変更カウンタ36には、剥ぎ取り処理を行った回数を数えるカウンタと、貼り付け処理を行った回数を数えるカウンタとが設けられ、剥ぎ取り処理の実行回数の上限値Ruと、貼り付け処理の実行回数の上限値Raとが設定される。上限値Ru,Raは、それぞれ事前に独立して定めることができる。
FIG. 36 shows a configuration of the scheduler according to the
図37は、図36に示すスケジューラ20を用いたスケジューリングの処理を示すシーケンス図である。ここでは、トラヒック変動差分算出部31から要求タイムスロット数の差分が変動差分テーブル32に送られる処理以降の処理について説明する。これより前の処理は、方法1に関して図18に示したものと同一である。
FIG. 37 is a sequence diagram showing a scheduling process using the
トラヒック変動差分算出部31が要求タイムスロット数の差分(変動差分情報)を変動差分テーブル32に送ると(ステップ105)、ステップ106において変動差分情報が変動差分テーブル32に書き込まれる。変動差分テーブル32から、所要タイムスロット数が減少したパスとその減少量とに関する情報が減少分剥ぎ取り計算部33に送られ(ステップ107)、所要タイムスロット数が増加したパスとその増加量とに関する情報が増加分貼り付け計算部35に送られる(ステップ108)。割当履歴管理部36から、各パスの帯域割当履歴が減少分剥ぎ取り計算部33及び増加分貼り付け計算部35に送られる(ステップ108,109)。
When the traffic fluctuation
すると、ステップ151において、減少分剥ぎ取り計算部33は、1つのパス(対地)について剥ぎ取り処理の計算を行い、その計算結果に基づき、割当履歴を割当履歴管理部36に送るとともに、空の更新トリガをテーブル空管理部34に送り(ステップ152)、剥ぎ取り処理を実施したことの通知(剥ぎ取り処理通知)を帯域変更カウンタ37に送り(ステップ153)、テーブルの更新トリガをリンクスケジュールテーブル25に送る(ステップ154)。これらにより、テーブル空管理部34では、ステップ155において、テーブルの空き情報の更新が行われ、ステップ156においてリンクスケジュールテーブル25の更新が行われる。帯域変更カウンタ37では、ステップ157において、剥ぎ取り回数カウンタがインクリメントされ、ステップ158において、このカウンタ値が上限値Ruに達したかどうかが判定される。帯域変更カウンタ37は、上限値Ruに達していなければ、次の剥ぎ取り処理通知を待ち受ける状態に戻り、上限値Ruに達していれば、打切り指示を減少分剥ぎ取り計算部33に送る(ステップ159)。減少分剥ぎ取り計算部33は、ステップ160において、打切り指示があったかどうかを判断し、打切り指示がない場合にはステップ151に戻って、次の1つパスの剥ぎ取り処理のための計算を実行する。
Then, in
一方、増加分貼り付け計算部35は、ステップ161において、1つのパスについて貼り付け処理の計算を行い、その計算結果に基づき、割当履歴を割当履歴管理部36に送るとともに、空の更新トリガをテーブル空管理部34に送り(ステップ162)、貼り付け処理を実施したことの通知(貼り付け処理通知)を帯域変更カウンタ37に送り(ステップ163)、テーブルの更新トリガをリンクスケジュールテーブル25に送る(ステップ164)。これらにより、テーブル空管理部34では、ステップ165において、テーブルの空き情報の更新が行われ、ステップ166においてリンクスケジュールテーブル25の更新が行われる。帯域変更カウンタ37では、ステップ167において、貼り付け回数カウンタがインクリメントされ、ステップ168において、このカウンタ値が上限値Raに達したかどうかが判定される。帯域変更カウンタ37は、上限値Raに達していなければ、次の貼り付け処理通知を待ち受ける状態に戻り、上限値Raに達していれば、打切り指示を増加分貼り付け計算部35に送る(ステップ169)。増加分貼り付け計算部35は、ステップ170において、打切り指示があったかどうかを判断し、打切り指示がない場合にはステップ161に戻り、次の1つパスの貼り付け処理のための計算を実行する。
On the other hand, the increment
これらの処理の後は、図19に示されるステップ131の処理が実行され、スケジューリングの処理が完了することになる。
After these processes, the process of
次に、制御反映までの時間を短縮するための構成について説明する。 Next, a configuration for reducing the time until control reflection will be described.
光TDMネットワークでは、その正常な動作のために、各ノードがデータ送信スケジュールやスイッチの方路切替スケジュールなどの処理スケジュールを認識している必要があり、そのために、ノードスケジュールテーブル(あるいは処理スケジュール)を各ノードに事前に配布する必要がある。方法1〜方法3で説明したスケジューラでは、リンクスケジュールテーブル25自体は部分的にしか変更されないものの、リンクスケジュールテーブル25の全体が完成してからテーブル全体を最初からノードスケジュールテーブル27に変換しているので、スケジュールが確定してからそれがノードスケジュールテーブル27に反映され、各ノードに反映されるまでの所要時間が長くなる、という潜在的な課題がある。そこで、ノードスケジュールテーブル27の導出を低負荷で実施し、スケジュールの確定からそれが各ノードでの実際の制御に反映するまでの時間を短縮することが考えられる。
In an optical TDM network, each node needs to recognize a processing schedule such as a data transmission schedule and a switch route switching schedule for its normal operation. For this reason, a node schedule table (or processing schedule) is required. Must be distributed to each node in advance. In the scheduler described in
図38に示すスケジューラは、図17に示した方法1用のスケジューラと同様の構成のものであるが、テーブル変換部の代わりにテーブル書換部38を設け、リンクスケジュールテーブル25において減少分剥ぎ取り処理部33あるいは増加分貼り付け処理部35による部分変更があるたびに、その部分変更をテーブル書換部38によって直ちにノードスケジュールテーブル27にも反映させるようにしたものである。テーブル書換部38は、減少分剥ぎ取り処理部33及び増加分貼り付け処理部35からそれぞれ剥ぎ取り処理及び貼り付け処理の結果を受け取り、それらの結果に基づいて、剥ぎ取り処理あるいは貼り付け処理によって変更されることとなる箇所についてノードスケジュールテーブル27を部分変更する。このようなテーブル書換部38を設けることにより、リンクスケジュールテーブル25の完成後に最初から変換を行ってノードスケジュールテーブル27を生成する必要がなくなって、スケジュール確定からそれが各ノードでの制御に反映するまでの時間を短縮することができる。
The scheduler shown in FIG. 38 has the same configuration as that of the scheduler for
ここでは、方法1に用いられるスケジューラについて制御反映までの時間を短縮することを説明したが、方法2あるいは方法3に用いられるスケジューラについても、テーブル変換部の代わりに上述したテーブル書換部を設けることによって、制御反映までの時間を短縮することができる。
Here, it has been explained that the time until the control reflection is shortened for the scheduler used in
上述した各スケジューリング方法は、前回と今回との間でのトラヒック量の差分に基づいてスケジューリングを行う方法であるが、差分だけを考慮したスケジューリングを続けていると、スケジューリングの最適解から乖離していく事象が発生する可能性がある。特に、所要タイムスロット数の差分だけに依拠する方法1では、最適解からの乖離が起こりやすいと考えられる。そこで、最適解からの乖離に対処するために、定期的に、最適解への補正を行うことが考えられる。
Each of the scheduling methods described above is a method of scheduling based on the difference in traffic volume between the previous time and the current time. However, if scheduling that considers only the difference is continued, there is a deviation from the optimal scheduling solution. Events may occur. In particular, in
図39は、スケジューリング最適解からの乖離を抑制するようにしたスケジューラの構成を示している。図示されるスケジューラ60は、2種類のスケジューラ62,63をセレクタ64で切り替えるようにしたものであり、セレクタ64によって選択されたスケジューラでの処理結果によって、リンクスケジュールテーブル25の変更がなされるようになっている。スケジューラ60には、上述した方法1〜方法3のスケジューラと同様に、交流トラヒック量集計部21、テーブル変換部26、ノードスケジュールテーブル27、テーブル送信部28、タイマ29及び割当履歴管理部36を備えており、さらに、トラヒック傾向算出部61及び補正トリガ部65も備えている。
FIG. 39 shows the configuration of the scheduler that suppresses the deviation from the optimal scheduling solution. In the illustrated
トラヒック傾向算出部61は、交流トラヒック量集計部21から所要タイムスロット数の情報を取得し、過去の所要タイムスロット数情報と比較することにより、対地(パス)ごとのトラヒックの増減やそれらの変化量の傾向を算出する。
The traffic
スケジューラ62は、トラヒック傾向算出部62からトラヒックの増減やそれらの変化量の傾向についての算出結果を受け取り、割当履歴管理部36から過去の割当履歴情報を受け取って、従来から公知の一般的なスケジューリングアルゴリズムにしたがって、スケジューリング最適解の導出を行うものである。このスケジューラ62は、最適解を導出した時点でその旨を通知するトリガ信号を補正トリガ部65に出力する。
The
一方、スケジューラ63は、本発明にしたがって差分に基づく剥ぎ取り処理及び貼り付け処理を行うスケジューラである。具体的にはスケジューラ63は、例えば、図17に示した方法1用のスケジューラにおけるトラヒック変動算出部31、変動差分テーブル32、減少分剥ぎ取り計算部33、テーブル空管理部34及び増加分貼り付け計算部35からなる部分、あるいは、図30に示した方法2用のスケジューラにおける割当差分算出部41、割当差分テーブル42、超過分剥ぎ取り計算部43、テーブル空管理部34及び不足分貼り付け計算部44からなる部分によって構成される。さらに、スケジューラ63は、方法3に基づいて動作するものであってもよい。
On the other hand, the
補正トリガ部65は、スケジューラ62からトリガ信号が出されたときのみ、スケジューラ62から出力されるスケジューリング最適解によってリンクスケジュールテーブル25の全体が更新され、それ以外のときはスケジューラ63で実行される剥ぎ取り処理及び貼り付け処理によってリンクスケジュールテーブル25が部分変更されるように、セレクタ54を切り替える。
The
スケジューリング最適解導出のための計算の所要時間は、差分に基づく剥ぎ取り処理及び貼り付け処理を行うための計算の所要時間よりもかなり長い。そこで図39に示したスケジューラ60では、スケジューリング最適解導出を行うスケジューラ62は、剥ぎ取り処理及び貼り付け処理によるスケジューリングの周期よりも長い周期でスケジューリング計算を行い、剥ぎ取り処理及び貼り付け処理によるスケジューリングに対する補正を行っている。このスケジューラ60を用いることにより、差分に基づく剥ぎ取り処理及び貼り付け処理によるスケジューリングを行うことでスケジューリングの所要時間を短縮してリソース割り当てを高速で実行できるようになるとともに、スケジューリング最適解からの乖離を最小限に抑えることができる。
The time required for the calculation for deriving the optimal scheduling solution is considerably longer than the time required for the calculation for performing the stripping process and the pasting process based on the difference. Therefore, in the
10 リンク
11 ノード
12 ホストコンピュータ
20,60,61,62 スケジューラ
21 交流トラヒック量集計部
22 未割当パステーブル
23 パスセレクタ
24 テーブル書込部
25 リンクスケジュールテーブル
26 テーブル変換部
27 ノードスケジュールテーブル
28 テーブル送信部
29 タイマ
31 トラヒック変動差分算出部
32 変動差分テーブル
33 減少分剥ぎ取り計算部
34 テーブル空管理部
35 増加分貼り付け計算部
36 割当履歴管理部
37 帯域変更カウンタ
38 テーブル書換部
41 割当差分算出部
42 割当差分テーブル
43 超過分剥ぎ取り計算部
44 不足分貼り付け計算部
51 コンパレータ
52 剥ぎ取り計算部
53 貼り付け計算部
10
Claims (7)
通信元ノードと宛先ノードとの組み合わせである対地ごとに、当該対地におけるトラヒック量に応じて当該対地にタイムスロットを割り当てるスケジューラを有し、
前記スケジューラは、
リンクごとかつタイムスロット位置ごとにタイムスロットの割当状況を示すリンクスケジュールテーブルと、
対地ごとに、前回のスケジューリング実行時と今回のスケジューリング実行時との間でのトラヒック量の差分を検出する差分検出手段と、
前記対地ごとに当該対地のトラヒック量が減少したことに応じて、前記リンクスケジュールテーブルから当該対地に割り当てられているタイムスロットを削除する剥ぎ取り処理を行う剥ぎ取り計算手段と、
前記対地ごとに当該対地のトラヒック量が増加したことに応じて、前記リンクスケジュールテーブルにおいて空きとなっている位置で当該対地のためのタイムスロットを追加する貼り付け処理を行う貼り付け計算手段と、
を有することを特徴とする、TDMネットワークシステム。 In a TDM network system comprising a plurality of nodes and a link connecting the nodes,
For each ground that is a combination of a communication source node and a destination node, a scheduler that assigns a time slot to the ground according to the amount of traffic in the ground,
The scheduler
A link schedule table showing the allocation status of time slots for each link and for each time slot position;
For each ground, a difference detection means for detecting a traffic amount difference between the previous scheduling execution and the current scheduling execution;
A stripping calculation means for performing stripping processing for deleting a time slot assigned to the ground from the link schedule table in response to a decrease in traffic volume of the ground for each ground,
In accordance with an increase in the traffic volume of the ground for each ground, a paste calculation means for performing a paste process for adding a time slot for the ground at an empty position in the link schedule table;
A TDM network system comprising:
前記剥ぎ取り計算手段及び前記貼り付け計算手段は、それぞれ、前記変動差分テーブルを参照して前記剥ぎ取り処理及び前記貼り付け処理を行い、
前記貼り付け処理よりも前記剥ぎ取り処理が優先して実行される、請求項1に記載のTDMネットワークシステム。 The difference detection means compares the required traffic slot total for generating the required time slot matrix by converting the required traffic volume of each ground into the number of time slots, and the current required time slot matrix and the previous required time slot matrix. And a traffic fluctuation difference calculation unit that stores it in the fluctuation difference table as fluctuation difference information,
The stripping calculation unit and the pasting calculation unit respectively perform the stripping process and the pasting process with reference to the variation difference table,
The TDM network system according to claim 1, wherein the stripping process is performed with priority over the pasting process.
前記剥ぎ取り計算手段及び前記貼り付け計算手段は、それぞれ、前記割当差分テーブルを参照して前記剥ぎ取り処理及び前記貼り付け処理を行い、
前記剥ぎ取り処理よりも前記貼り付け処理を優先して実行して前記貼り付け処理の完了が不可能なときに前記剥ぎ取り処理を実行する、請求項1に記載のTDMネットワークシステム。 The difference detection means includes an AC traffic amount totaling unit that generates a required time slot matrix by converting the required traffic amount of each ground into the number of time slots, and an assigned time slot that indicates the number of time slots currently assigned to each ground. An allocation difference calculation unit that compares the matrix with the current required time slot matrix and stores it in the allocation difference table as allocation difference information,
The stripping calculation unit and the pasting calculation unit respectively perform the stripping process and the pasting process with reference to the allocation difference table,
2. The TDM network system according to claim 1, wherein the affixing process is prioritized over the ablation process, and the ablation process is executed when the affixing process cannot be completed. 3.
前記差分検出手段は、各対地の要求トラヒック量をタイムスロット数に換算して所要タイムスロットマトリクスを生成する交流トラヒック量集計部と、今回の所要タイムスロットマトリクスと前回の所要タイムスロットマトリクスとを比較して変動差分情報として変動差分テーブルに格納するトラヒック変動差分算出部と、対地ごとに現在割り当てられているタイムスロット数を示す割当タイムスロットマトリックスと前記今回の所要タイムスロットマトリクスとを比較して割当差分情報として割当差分テーブルに格納する割当差分算出部と、を有し、
前記コンパレータは、前記大小関係に応じ、前記剥ぎ取り計算手段及び前記貼り付け計算手段に対し、前記変動差分テーブル及び前記割当差分テーブルのいずれかを選択して前記剥ぎ取り処理及び前記貼り付け処理を行わせ、
前記変動差分テーブルを参照して前記剥ぎ取り処理及び前記貼り付け処理を行っているときは前記貼り付け処理よりも前記剥ぎ取り処理が優先して実行され、
前記割当差分テーブルを参照して前記剥ぎ取り処理及び前記貼り付け処理を行っているときは、前記剥ぎ取り処理よりも前記貼り付け処理が優先し、前記貼り付け処理の完了が不可能なときに前記剥ぎ取り処理が実行される、請求項1に記載のTDMネットワークシステム。 The scheduler further comprises a comparator for determining a magnitude relationship between the number of grounds with increased traffic and the number of grounds with decreased traffic,
The difference detection means compares the required traffic slot total for generating the required time slot matrix by converting the required traffic volume of each ground into the number of time slots, and the current required time slot matrix and the previous required time slot matrix. Then, the traffic fluctuation difference calculation unit that stores the fluctuation difference information in the fluctuation difference table, the assigned time slot matrix indicating the number of time slots currently assigned to each ground, and the current required time slot matrix are compared and assigned. An allocation difference calculation unit that stores it in the allocation difference table as difference information,
The comparator selects either the variation difference table or the allocation difference table for the stripping calculation unit and the pasting calculation unit according to the magnitude relationship, and performs the stripping process and the pasting process. Let
When the stripping process and the pasting process are performed with reference to the variation difference table, the stripping process is executed in preference to the pasting process,
When the stripping process and the pasting process are performed with reference to the allocation difference table, the pasting process has priority over the stripping process, and the pasting process cannot be completed. The TDM network system according to claim 1, wherein the stripping process is executed.
前記剥ぎ取り処理の実行回数が第1の上限値に達したときに前記剥ぎ取り処理の実行が打ち切られ、前記貼り付け処理の実行回数が第2の上限値に達したときに前記貼り付け処理の実行が打ち切られる、請求項1乃至4のいずれか1項に記載のTDMネットワークシステム。 The scheduler further includes a bandwidth change counter that counts and manages the number of executions of the stripping process and the number of executions of the pasting process,
When the number of executions of the stripping process reaches a first upper limit, the execution of the stripping process is aborted, and when the number of executions of the pasting process reaches a second upper limit, the pasting process The TDM network system according to any one of claims 1 to 4, wherein execution of is terminated.
対地ごとに、前回のスケジューリング実行時と今回のスケジューリング実行時との間でのトラヒック量の差分を検出する段階と、
前記対地ごとに当該対地のトラヒック量が減少したことに応じて、リンクごとかつタイムスロット位置ごとにタイムスロットの割当状況を示すリンクスケジュールテーブルから当該対地に割り当てられているタイムスロットを削除する剥ぎ取り処理を行う段階と、
前記対地ごとに当該対地のトラヒック量が増加したことに応じて、前記リンクスケジュールテーブルにおいて空きとなっている位置で当該対地のためのタイムスロットを追加する貼り付け処理を行う段階と、
を有することを特徴とするスケジューリング方法。 In a TDM network system including a plurality of nodes and a link connecting the nodes, and assigning a time slot to the ground according to the amount of traffic in the ground for each ground that is a combination of a communication source node and a destination node In the scheduling method,
For each ground, detecting a difference in traffic between the previous scheduling execution and the current scheduling execution;
Stripping to delete the time slot assigned to the ground from the link schedule table indicating the allocation status of the time slot for each link and for each time slot position in response to a decrease in the traffic volume of the ground for each ground. The stage of processing,
Performing a pasting process of adding a time slot for the ground at an empty position in the link schedule table in response to an increase in traffic volume of the ground for each ground;
A scheduling method characterized by comprising:
対地ごとに、前回のスケジューリング実行時と今回のスケジューリング実行時との間でのトラヒック量の差分を検出する差分検出手段、
前記対地ごとに当該対地のトラヒック量が減少したことに応じて、リンクごとかつタイムスロット位置ごとにタイムスロットの割当状況を示すリンクスケジュールテーブルから当該対地に割り当てられているタイムスロットを削除する剥ぎ取り処理を実行する剥ぎ取り計算手段、及び
前記対地ごとに当該対地のトラヒック量が増加したことに応じて、前記リンクスケジュールテーブルにおいて空きとなっている位置で当該対地のためのタイムスロットを追加する貼り付け処理を実行する貼り付け計算手段、
として機能させるプログラム。 Provided in a TDM network system having a plurality of nodes and links connecting the nodes, a time slot is set for each ground according to the amount of traffic in the ground for each ground that is a combination of a communication source node and a destination node. Assign computers
For each ground, a difference detection means for detecting a traffic amount difference between the previous scheduling execution and the current scheduling execution,
Stripping to delete the time slot assigned to the ground from the link schedule table indicating the allocation status of the time slot for each link and for each time slot position in response to a decrease in the traffic volume of the ground for each ground. A stripping calculation means for executing processing, and a paste for adding a time slot for the ground at an empty position in the link schedule table in response to an increase in the traffic volume of the ground for each ground. Paste calculation means for executing the pasting process,
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