JP2024504520A - イーサネットフレームの送信をスケジューリングするようにパケット交換ネットワークにおいて実施される方法 - Google Patents

Abstract

本発明は、イーサネットフレームの送信をスケジューリングするようにパケット交換ネットワークにおいて実施される方法であって、送信すべきいくつかのタイムクリティカルなトラフィックフレームの中で、将来のタイムクリティカルなトラフィックフレーム（エクスプレスフレーム）の次の送信の時間を、タイムクリティカルなトラフィックフレームのそれぞれの優先度レベルに基づいて決定する、方法に関する。この次の送信時間の決定によって、種々のストリームに属し得るこのようなタイムクリティカルなトラフィックフレームの送信の公正なタイミングが可能になる。前述した次の送信時間の前に、非タイムクリティカルなトラフィックのプリエンプタブルフレームを送信することも可能になる。

Description

本発明は、イーサネットフレームの通信の管理に関する。

パケット交換ネットワークは、レイテンシー及び転送遅延変動を受ける可能性がない制御データの転送を可能にするレイヤー２特徴の導入により、産業制御応用のためにますます使用されてきている。

例えば、低レイテンシーサンプリングデータ、（閉ループ）制御及び画像ストリーミング（例えば、プロセス制御）は、非常に厳格なレイテンシー要件を有する。制御ループの一部としての画像ストリーミング及び関連付けられた処理は、収束ネットワークにおいてベストエフォートトランスポートがもたらし得るよりも多大な要件を有する。

同時に、ベストエフォートストリームはタイムクリティカルではなく、むしろタイムクリティカルストリームに対する干渉の一定の発生源を提供する。

特に産業フィールドバス（例えば、ＥｔｈｅｒＣＡＴ、Ｅｔｈｅｒｎｅｔ Ｐｏｗｅｒｌｉｎｋ、ＴＣｎｅｔ、ＰＲＯＦＩＮＥＴ等）の要件に対する交換Ｅｔｈｅｒｎｅｔの適合のために、解決策が漸進的に開発されている。

これらの解決策は全て、送信には制御されたスケジューリングが必要なタイムクリティカルなストリームに対するサポートを提供する標準的なイーサネットプロトコルへの特定の独自開発を加えることに依拠している。

これらの適合によって用いられる共通のスキームは、時間ウィンドウにおける送信多重化の編成に基づいており、各ウィンドウは、特定のストリームタイプのために予約されている。時間ウィンドウの数及び反復周波数は、応用の要件に従って決定される。

スケジューリングされたストリームを生成する（産業制御）応用には周期的アクティビティがあることを考えると、送信多重化は最終的には周期的なサイクルで編成され、各サイクルには、スケジューリングされた（低レイテンシーの）ストリームに対して予約された一連の時間ウィンドウが含まれ、送信機会の残りは、スケジューリングされていないストリームに充てられる。図１にこの通信スキームが示され、送信多重化の周期的な編成を例示する。

しかし、いくつかの環境では、他の制御応用の中にはレイテンシー又はジッター要件がそれほど厳しくないものもある。埋め込み自動車制御ネットワークは、これらの応用の１つである。これらの環境では、選択したトラフィック管理方法により、重要な制御ストリームに対するジッターの制限、レイテンシーの制限、及びゼロパケット損失が保証されるならば、スケジュールの計算及びトラフィックソースのネットワークとの同期によって要求される余分なネットワークエンジニアリングを回避することができる。

ネットワーク全体にわたって予約され、ソースによってネットワークと交渉される所定のデータレートに従ったトラフィックシェーピングは、これらの性能目標を実現することに十分に適応された手法である。それにより、スケジューリングされたストリーム間の送信遅延限界及び公正性を保証する手段が得られる。

スケジューリングされたストリームとスケジューリングされていないストリームとの間の干渉による潜在的なレイテンシーの原因を更に減らすために、プリエンプションメカニズムが導入される。図２に示されるように、プリエンプションは、スケジューリングされていないストリームの送信機会とスケジューリングされたストリームの送信機会との間の移行時に起こる。図２では、スケジューリングされていないフレームのフラグメンテーションによって保証されるスケジューリングされたフレーム送信を例示している。詳細には、このような移行時には、スケジューリングされたストリームの送信機会の開始が、スケジューリングされていないストリームの送信機会の終了と重なる可能性がある。そのような場合、スケジューリングされていないストリームのフレームの現在の送信が終了するまで、スケジューリングされたストリームのフレームは送信することができない。

スケジューリングされていないフレームの残りの部分の送信機会をプリエンプトすることによって、スケジューリングされたストリームが更なる遅延を被ることを回避することが可能である。プリエンプション動作を促進するために、スケジューリングされていないストリームのフレームをフラグメンテーションして、スケジューリングされたストリームの送信機会が完了するまで、残りのフラグメント（複数の場合もある）の送信を遅延させることができる。

スケジューリングされたストリームとスケジューリングされていないストリームとの間の効率的な相互動作を得る試みの中で、２つの規格が開発されている。
８０２．１Ｑｂｖ：種々のトラフィッククラスに対する時間ウィンドウの予約に依拠してスケジューリングスキームを規定する。
８０２．３ｂｒ（ＭＡＣ部分用）及び８０２．１Ｑｂｕ（ブリッジ管理部分用）：通常は、スケジューリングされたストリームに属するいわゆる「エクスプレス」フレームの同時送信時に、いわゆる「プリエンプタブル」フレームに適用されるフラグメンテーションメカニズムを指定するプリエンプションスキームを規定する。

８０２．１Ｑｂｖは、周期的なカレンダーテーブルに基づいている。周期的なカレンダーテーブルでは、エントリによって、種々のトラフィッククラスのストリームの送信用に予約された時間ウィンドウの開閉時間を規定する。スケジューリングされたストリームとスケジューリングされていないストリームとは、これらのトラフィッククラスに属する。８０２．１Ｑｂｖによって使用されるカレンダーテーブルの周期性によって、これらの規格は、周期的なスケジューリングされたストリームを最小のレイテンシーで転送するための適応されたフレームワークを提供する。これは、前述で引用した産業規格によって提供されるものと同様のサービスである。

プリエンプション動作に関して、２つのＭＡＣサービスインターフェース、すなわち、プリエンプタブルＭＡＣ（ｐＭＡＣ）サービスインターフェースとエクスプレスＭＡＣ（ｅＭＡＣ）サービスインターフェースとは、プリエンプションプロトコルスタックを示す図３に例示されるように、ブリッジの送信ポート又はエンドステーションの送信ポートにおいて１レベルのフレームプリエンプションを実施するように指定される。エクスプレストラフィックをプリエンプタブルトラフィックによって分散させることは、エクスプレスメディアアクセス制御（ｅＭＡＣ）及びプリエンプタブルＭＡＣ（ｐＭＡＣ）を共通の調整下位層（ＲＳ）サービスにリンクするＭＡＣマージ下位層によって実現される。

プリエンプタブルとして特定されるトラフィッククラスの場合、送信に選択されるフレームは、ｐＭＡＣサービスインスタンスを使用して送信され、エクスプレスとして特定されるトラフィッククラスの場合、送信に選択されるフレームは、ｅＭＡＣサービスインスタンスを使用して送信される。

プリエンプションは、プリエンプタブルフレームよりも高い優先度を有するエクスプレスフレームを使用して、エクスプレスフレームとプリエンプタブルフレームとの間でのみ行うことができる。プリエンプションが行われると、プリエンプトされたフレームの送信は、エクスプレスフレームが完全に送信されたときにのみ再開される。プリエンプタブルフレームは複数回プリエンプトすることができる。エクスプレスフレームを何らかの他のフレームによってプリエンプトすることはできないが、プリエンプタブルフレームは任意のエクスプレスフレームによってプリエンプトすることができる。

ＭＡＣマージ下位層は、エクスプレスフレームの送信がないときにプリエンプションプロセスを強制する１つのコマンドであるＭＭ＿ＣＴＬ．ｒｅｑｕｅｓｔプリミティブを提供する。これは、プリエンプタブルトラフィックの送信を保持（hold）又は解放（release）するＭＡＣクライアントからＭＡＣマージ下位層への要求を規定する。「保持」コマンドを設定することで、条件がプリエンプションを許可したときにプリエンプションが起こり、コマンドが「解放」に設定されるまでｐＭＡＣフレームの送信の開始が防がれる。後者の場合、送信するパケットがｅＭＡＣにないときには、ＭＡＣマージ下位層はｐＭＡＣからパケットを送信する。

プリエンプトされると、フレームはフラグメントに分割され、ＭＡＣマージ下位層によって再フォーマットされて、完全なフレームとしてイーサネットの物理層に送られる。これらの完全なフレームは、分割されたペイロードを送信し、プリエンプトされたフレームの最初、中間、及び最後のフラグメントが特定できるように種々のフォーマットを有する。フレームプリエンプションをサポートするポートは、次のいずれかによって置換される開始フレームデリミタ（ＳＦＤ）バイトによってフレームを送信する。
エクスプレスフレームに対するＳＭＤ－Ｅ、
プリエンプタブルフレームの開始フラグメントに対するＳＭＤ－Ｓｘ、又は
プリエンプタブルフレームの継続フラグメントに対するＳＭＤ－Ｃｘ。

図４に、対応するフレーム及びフラグメントのフォーマットを例示する。

継続フラグメントは、１バイト短いプリアンブルを有し、フラグメントカウンターであるＦＣｎｔバイトに場所を与える。中間及び最後のフラグメントは、部分的な４バイトＣＲＣチェックサム（ｍＣＲＣ）で終了する。最後のフラグメントは、エクスプレスフレームの場合と同様に全体フレームのＦＣＳによって終了する。

最小の最終以外フラグメントのサイズ（ＦＣＳを除く）は、構成によって固定することができ、６４バイトのイーサネット最小フレームサイズ要件との互換性を維持する。それは、値６４×（１＋ｎ）－４（０≦ｎ≦３）を取ることができる。フラグメンテーションによって、最小の最終以外フラグメントのサイズよりも小さいフラグメントが生成される場合には、フラグメンテーションを行うことはできない。この結果、６４×２×（１＋ｎ）－４バイトよりも短いフレームは、フラグメンテーションすることができない。

プリエンプションをサポートしない交換では、高優先度のフレームは、１００Ｍｂｐｓポート上で最大１２３．３６μｓ、すなわち１００Ｍｂｐｓでの最大サイズのフレームの継続時間だけ、遅延する可能性がある。フレームプリエンプションが実施されると、プリエンプタブルフレーム干渉に起因する最大のエクスプレスフレームレイテンシーが１０．１６μｓに低減される。

この残存する遅延は、エクスプレスストリームタイミングの要件に応じて、性能に対する悪影響を潜在的に有する可能性がある。

低優先度側のフレームによる高優先度側のフレームへの送信干渉の影響を緩和するために、高優先度側のフレームの送信が開始する前に、いわゆるガードバンドを提供することができる。

プリエンプションが実施されると、最小の最終以外フラグメントのサイズが６０バイトであるときに、このようなガードバンドの継続時間を、フラグメンテーション不可能なフレーム又はフラグメントの最大サイズ、例えば、１２３バイトに対応する最小値まで低減することができる。この場合、プリエンプション制御コマンドは、エクスプレスフレーム送信がスケジューリングされる前に、そのガードバンドに対応する時間を「保持する」ように設定しなければならない。

図５に、ＨＯＬＤコマンドを使用したプリエンプション制御によるこのようなガードバンド提供を例示する。プリエンプタブルフレームが２つのフラグメントに分割される一方で、エクスプレスフレームの送信は時間どおりにスケジューリングされる。

ＩＥＥＥ ＴＳＮ規格のフレームワークでは、プリエンプションとガードバンドの提供とのこの組み合わせは、エクスプレストラフィック送信が、これらのトラフィックの送信に対して予約される時間ウィンドウを明示的に規定する８０２．１Ｑｂｖ規格に従って取り扱われる場合にのみ使用される。ガードバンドを個々のフレームの送信前に挿入することはできない。

高優先度側のフレームのオンタイム送信を保証するガードバンドの実施態様を可能にする唯一のＩＥＥＥ ＴＳＮ規格は、８０２．１Ｑｂｖである。なぜならば、その送信選択メカニズムが基づく時間ウィンドウが、ガードバンドのインタイム挿入を可能にする時間基準に従って規定されるからである。そのような構成では、ガードバンドは、共通クロックに同期され、サイクルが共通の基本サイクルの倍数である周期的なトラフィックを保護するためにのみ、提供することができる。

しかし、厳しい遅延制約はあるが、個々の独立したサイクルを伴う通信、又はより一般的には、共通のサイクルと同期していない種々のトラフィック形状を伴う通信を組み合わせる必要がある場合には、ＩＥＥＥ規格スイートでは何らの解決策も得られない。

したがって、パケット交換ネットワークにおいてイーサネットフレームの送信をスケジューリングする状況において、タイムクリティカルなトラフィックフレームの公正な次の送信時間を、とりわけ、種々のタイムクリティカルなトラフィックストリームの優先度レベルを考慮して、解決すべき一般的問題として、決定することが求められ、任意選択で、可能な非タイムクリティカルなトラフィックフレームを送信すべき実施形態において、非タイムクリティカルなトラフィックフレーム（又は少なくともフレームフラグメント）のこのような送信が可能であるか否かを、タイムクリティカルなトラフィックフレームの次の送信時間を考慮して判定することが求められている。

本発明は、上記状況を改善することを目的とする。そのために、
ａ）送信すべきイーサネットフレームの中で、タイムクリティカルなトラフィックフレームと、上記タイムクリティカルなトラフィックフレームのそれぞれの優先度レベルとを特定することと、
ｂ）各タイムクリティカルなトラフィックフレームの送信時間（添付の図面においてはＴＣｉＮｅｘｔＴｘで表される）のデータと、各タイムクリティカルなトラフィックフレームの送信継続時間（ＦｒａｍｅＤｕｒ（ｉ）で表される）のデータとを取得することと、
ｃ）それぞれのタイムクリティカルなトラフィックフレームの送信時間を比較して、昇順による上記送信時間のリストを決定することと、
ｄ）リストの最上部における第１の送信時間を有する第１のフレームに対して、上記第１のフレームの上記第１の送信時間と送信継続時間との加算結果を決定することと、
ｅ）上記リストにおける少なくとも１つの第２の送信時間が上記加算結果よりも小さいか否かを判定して、
小さくない場合は、タイムクリティカルなトラフィックフレームの次の送信時間を第１の送信時間として決定し、
小さい場合には、リストにおける上記第２の送信時間を有する第２のフレームの優先度が、第１のフレームの優先度よりも高いか否かを判定し、
高くない場合は、タイムクリティカルなトラフィックフレームの次の送信時間を第１の送信時間として決定し、
高い場合には、第１の送信時間をリストから取り除いて、リストにおける第１の送信時間に続く新しい送信時間を用いてｄ）及びｅ）を繰り返すことであって、上記新しい送信時間は、ｄ）及びｅ）の繰返しの実施に対する第１の送信時間になることと、
ｆ）リストの第１の送信時間のままである送信時間を有するタイムクリティカルなトラフィックフレームの次の送信時間をスケジューリングすることと、
を含む方法が提案される。

一実施の形態において、各タイムクリティカルなトラフィックフレームの上記の送信継続時間データを、上記タイムクリティカルなトラフィックフレームのデータ構造内に与えられるフレーム記述子フィールドから取得する。

実際には、フレームの長さはそのフィールドから分かっており、したがって、その送信継続時間は、その長さ及びリンク速度（通常、送信機デバイスの任意の出口ポートにおいて分かっている）に基づいて決定することができる。

一実施の形態において、各タイムクリティカルなトラフィックフレームの上記の優先度レベルを、上記タイムクリティカルなトラフィックフレームが属するトラフィッククラス（ＴＣｉＮｅｘｔＴｘで表したもののうちの「ＴＣｉ」）に従って規定する。

例えば、クラスＴＣｉを規定するストリームコンテキストは、通常は、イーサネットフレームのＶＬＡＮタグにおける優先度コードポイントから得ることができる。このトラフィッククラスパラメーターＴＣｉは、そのクラスパラメーターＴＣｉに関係するフレームを送信すべき「契約上の」時間を規定する。そのトラフィッククラスＴＣｉのこのようなフレームの次の送信時間は、以後及び添付図面においてＴＣｉＮｅｘｔＴｘで表す。

例えば、いくつかの実施の形態において、連続的なタイムクリティカルなトラフィックフレームを、同じ時間枠によって分離されたそれぞれの連続的な送信時間において送信すべきである（周期的なカレンダーテーブルに基づく規格８０２．１Ｑｂｖに関連して前述したように）。しかし、他のタイムクリティカルなトラフィックフレーム（例えば、いくつかのシグナリングフレーム）は、周期的にスケジューリングされていないストリームに関係する場合があるため、必ずしもサイクルに関係しない特定の時間に送信しなければならない。

したがって、フレームが属するトラフィッククラスＴＣｉ、ＴＣｊ等に基づいて、それらのそれぞれの優先度レベルを決定し、また、前述した方法により、タイムクリティカルなトラフィックフレームを送信する最も公正な次の送信時間を決定することが重要である。

一実施の形態において、タイムクリティカルなトラフィックフレームを、それらの送信前に、タイムクリティカルなトラフィックフレームが属するトラフィッククラスにそれぞれ応じてＦＩＦＯキューに積み重ねることができ、各キューは１つのトラフィッククラスに対応する。

以下で更に述べる図６に示されるように、更にいくつかのＦＩＦＯキューを１つの同じトラフィッククラスに割り当てることができる。

一実施の形態において、タイムクリティカルなトラフィックフレームの送信時間（ＴＣｉＮｅｘｔＴｘ）を、パケット交換ネットワークの共通クロックによって与えられる現在時刻に対して相対的に規定することができる。

実際には、トラフィッククラス期間は分かっており、共通のネットワーク時間は分かっているため、タイムクリティカルなトラフィックフレームのそれぞれの送信時間を最終的に決定することができる。

タイムクリティカルなトラフィックフレームを、送信すべきタイムクリティカルなトラフィックフレームがないときはいつでも送信されるプリエンプタブルトラフィックフレームとして特定される非タイムクリティカルなトラフィックフレームと区別する一実施形態において、ｆ）において決定したタイムクリティカルなトラフィックフレームの上記の次の送信時間は、現在時刻に対して相対的に、非タイムクリティカルなトラフィックフレームの少なくとも１つの最小サイズのフラグメントを送信できるか否かを規定する。

この実施の形態において、ｆ）までの方法の実施を、タイムクリティカルなトラフィックフレームを送信する度に始めて、新しいタイムクリティカルなトラフィックフレームの次の送信時間を規定する。

この実施の形態によって、タイムクリティカルなトラフィックフレームの次の送信時間までの残りの時間に応じて、非タイムクリティカルなトラフィックフレームの少なくともフラグメントを送信できるか否かを十分早く判定することが可能になる。

非タイムクリティカルなトラフィックフレームの上記の１つの最小サイズのフラグメントは、ガードバンド間隔（図５を参照して上述）の継続時間に対応し、
次の送信時間が、ｆ）において、上記ガードバンド間隔の開始の後に起こると決定された場合には、非タイムクリティカルなトラフィックのいかなる送信も延期し、
そうでない場合には、非タイムクリティカルなトラフィックフレームの少なくとも１つのフラグメントを送信する。

この実施の形態において、例えば、コマンドレイテンシーに起因するオフセットを、非タイムクリティカルなトラフィックフレームの１つの最小サイズのフラグメントの送信の継続時間に加えて、ガードバンド間隔の適切な継続時間を決定することができる。

このような実施の形態において、上記ガードバンド間隔（図５に示す）の開始前に「保持」状態に設定される送信コマンドを規定して、タイムクリティカルなトラフィックフレームの上記次の送信時間が起きたときに非タイムクリティカルなトラフィックフレームのいかなる送信も防ぐことができる。

ここで、表現「ガードバンド間隔の開始前」は、ガードバンド間隔の開始「直前」又はガードバンド間隔の開始時を意味する。

また、この送信コマンドは、上記タイムクリティカルなトラフィックフレームの送信の開始（直）後（又は開始時）に「解放」状態に設定することができる。

本発明はまた、命令を含むコンピュータープログラムであって、命令は、プログラムが処理回路によって実行されたときに、上記方法を処理回路に行わせる、コンピュータープログラムを目的とする。本発明はまた、命令を含むコンピューター可読記憶媒体であって、命令は、処理回路によって実行されたときに、上記方法を処理回路に行わせる、コンピューター可読記憶媒体を目的とする。

本発明はまた、装置であって、
上記方法を実施するように構成された処理回路と、
パケット交換ネットワークに接続され、イーサネットフレームの送信が処理回路によってスケジューリングされたときに上記イーサネットフレームを送信するように処理回路によって操縦されるように構成された通信インターフェースと、
を備える、装置を目的とする。

本発明の更なる詳細及び利点は、詳細な可能なかつ任意選択の実施形態から、及び添付の図面からも明らかとなろう。

送信多重化の周期的な編成を例示する図である。 スケジューリングされていないフレームのフラグメンテーションにより保証されたスケジューリングされたフレーム送信を例示する図である。 プリエンプションプロトコルスタックの例を例示する図である。 フレーム及びフラグメントのフォーマットを示す図である。 ＨＯＬＤコマンドによるプリエンプション制御によって提供されるガードバンドを例示する図である。 次のタイムクリティカルな送信時間を決定するための状況、特にその目的のための入力の例を例示する図である。 タイムクリティカルなトラフィックフレームの次の送信時間の決定を考慮した、前述した方法のステップのいくつかを示すフローチャートである。 本方法を行うためのデバイスの例を示す図である。

以後に提示される実施形態において、本来は個々のフレーム又はフレームのバーストの送信選択に対して実施されるＭＡＣマージ下位層プリエンプション制御コマンドの管理を、一般的なスケジューリングスキームに統合することが提案される。

提案されるメカニズムは、各トラフィックの優先度レベルと、フレーム／バーストスケジューリングスキームに共通の時間基準への同期とに基づいている。

以後、「タイムクリティカルなトラフィック」とは、厳しい送信遅延及びジッター制約を有するトラフィックのことである。それらのフレームの送信時間は、アプリケーションの全ての参加者間の密な同期を保証するためにネットワークの全てのノード（エンドステーション及びブリッジ）間で共有される共通の時間基準を基準とする。タイムクリティカルなトラフィックの遅延及びジッター要件を強制するために、非タイムクリティカルなトラフィックとの送信干渉を回避しなければならない。

したがって、タイムクリティカルなトラフィックは、優先度レベルによりエクスプレストラフィックとみなされるトラフィッククラスに属する。

タイムクリティカルなトラフィックに関連付けられるいくつかのトラフィッククラスが存在する場合、或る優先度レベルのトラフィッククラスのフレームの送信が、より高い優先度レベルのトラフィッククラスの何らかのフレームの送信と干渉することはできない。

したがって、タイムクリティカルなトラフィックフレームをエクスプレスフレームとして扱う。

タイムクリティカルなトラフィックの各フレームは、ネットワーク時間と同じ時間基準で表される送信時間と関連付けられる。そして、タイムクリティカルなトラフィックのフレームは、その送信時間が満了したときに送信されると考えられる。

以後、「非タイムクリティカルなトラフィック」は、反対に、優先度レベルによりプリエンプタブルトラフィックとみなされるトラフィッククラスに属し、それらのフレームの送信時間は必ずしも共通のネットワーク時間に関係しない。それらは、ここで詳述する必要はない送信選択メカニズムに従ってタイムクリティカルなトラフィックの送信がないときはいつでも送信される。

また、保持コマンドスケジューリングを行い、その目標は、タイムクリティカルなフレームの送信前に十分な送信ガードバンドが提供されることが保証される時間に、ＭＡＣマージ制御（ＭＭ＿ＣＴＬ．ｒｅｑｕｅｓｔプリミティブ）コマンドを状態ＨＯＬＤに設定することである。

このいわゆる「保持コマンド」の設定時間は、ネットワーク時間を基準とし、次のタイムクリティカルなフレームの送信時間に基づいて固定される。

この次のタイムクリティカルなフレームの送信時間の決定について以下に示す。

第１のスケジューリング段階では、次のタイムクリティカルなフレームの送信時間を各トラフィッククラスに対して決定する：ＴＣｉＮｅｘｔＴｘ。ここで、ｉはトラフィッククラスの識別子である。このパラメーター表現ＴＣｉＮｅｘｔＴｘでは、インデックスｉによってトラフィッククラスの優先度レベルｐ（ｉ）も決定される。

各フレームの送信継続時間は、フレームに関連付けられるデータ構造（フレーム記述子）において入手可能である。送信に対するトラフィッククラスＴＣｉ候補（すなわち、送信時間がＴＣｉＮｅｘｔＴｘである）のフレームのフレーム継続時間は、ＦｒａｍｅＤｕｒ（ｉ）で表される。

フレームはその送信前にキュー内に記憶される。これらのキューが編成される方法については、ここで詳述する必要はない。

ＴＣｉＮｅｘｔＴｘを、
ＴＣｉのフレームが送信される（すなわち、ＭＡＣサービス層に渡される）度に、又は
ＴＣｉのフレームを上位層から受け取る度に、
評価する。

ＴＣｉＮｅｘｔＴｘ自体の評価については、ここで詳述する必要はない。

送信に利用できるトラフィッククラスｉのフレームがない場合、すなわち、トラフィッククラスｉのフレームを記憶する全てのキューが空である場合、ＴＣｉＮｅｘｔＴｘに「ヌル」値を割り当てる。

図６に示されるように、非「ヌル」値を有する任意の優先度レベルの全てのタイムクリティカルなＴＣのＴＣｉＮｅｘｔＴｘを、互いに比較して、それらの値の昇順によって順序付きリスト内に入れる。すなわち、このリスト内の各要素はインデックスｏによって、ＴｃｉＮｅｘｔＴｘ［ｏ］≦ＴｃｊＮｅｘｔＴｘ［ｏ＋１］となるようにインデックス付けされる。

このリスト内の各要素に対して、トラフィッククラスに対する送信のフレーム候補の送信継続時間が関連付けられる。すなわち、ＦｒａｍｅＤｕｒ（ｉ）がＴＣｉＮｅｘｔＴｘに関連付けられる。

そして、次のタイムクリティカルなフレームの送信時間の決定が、図７にも例示される以下のアルゴリズムを行うことによって得られる。

すなわち、順序付きリストにおける第１の（すなわち最小の）ＴＣｘＮｅｘｔＴｘから始めて、トラフィッククラスｘの送信に対するフレーム候補の送信時間の終わり（すなわち、ＴＣｘＮｅｘｔＴｘ及びＦｒａｍｅＤｕｒ（ｘ）の合計）を計算する：ＴｃｘＮｅｘｔＴｘＥｎｄ。ＴＣｙＮｅｘｔＴｘがＴＣｘＮｅｘｔＴｘＥｎｄ以下であり、その優先度レベルｐ（ｙ）がｐ（ｘ）よりも高いトラフィッククラスの場合、トラフィッククラスＴＣｘの送信に対するフレーム候補の送信は、より高い優先度レベルのトラフィッククラスに属するフレームの送信と干渉するであろう。

その場合は、次のタイムクリティカルなフレームの送信時間を、順序付きリストにおける次の要素によって繰り返す。そうでない場合は、ＴＣｘＮｅｘｔＴｘを、次のタイムクリティカルなフレームの送信時間として選択する。順序付きリストの最後の要素に達するまで、この選択プロセスを繰り返す。

ここで、ＭＡＣマージ下位層制御動作に関して、パラメーターＨＯＬＤＴｉｍｅは、満了したときに（すなわち、現在時刻がＨＯＬＤＴｉｍｅ以上であるときに）、ＭＭ＿ＣＴＬ．ｒｅｑｕｅｓｔプリミティブのＨＯＬＤへの設定を引き起こす日付である。

ＨＯＬＤＴｉｍｅは、減算ＴＣｘＮｅｘｔＴｘ－ＨＯＬＤＯｆｆｓｅｔの結果として計算される。ここで、
ＴＣｘＮｅｘｔＴｘは、送信すべき次のタイムクリティカルなフレームとして選択されたフレームの送信時間であり、前述のように決定される。
ＨＯＬＤＯｆｆｓｅｔは、フラグメンテーション不可能なプリエンプタブルフレーム又は少なくともフラグメンテーション不可能な最後のフラグメントの送信が完了できるようにＭＭ＿ＣＴＬ．ｒｅｑｕｅｓｔプリミティブが十分に長いＨＯＬＤに予め設定されるように選択される継続時間である。

そうすることによって、エクスプレスフレームの送信前に予約された送信ガードバンドが実施される。ＨＯＬＤＯｆｆｓｅｔは、フラグメンテーション不可能なフレーム又は最後のフラグメントの構成可能な長さと伝送リンクのビットレートとから計算される。

また、エクスプレスフレームの送信の開始時に、ＭＭ＿ＣＴＬ．ｒｅｑｕｅｓｔプリミティブをＲＥＬＥＡＳＥに設定する。

図８に示されるように、エンドステーション等のデバイスＤＥＶは、前述の方法を行うために、プロセッサＰＲＯＣと、本発明によるコンピュータープログラムの命令データを少なくとも記憶するメモリＭＥＭとを含む処理回路ＣＩＲを含むことができる。メモリＭＥＭは、入ってくるフレームを一時的に記憶するＦＩＦＯキューとして配置されたメモリユニットを更に含むことができる。プロセッサＰＲＯＣはメモリＭＥＭにアクセスして、メモリ内に記憶された命令を読み出して実行することができる。また、エンドステーションＤＥＶは、少なくとも、出口ポートＥＧＰを有する通信インターフェースＣＯＭと、インターフェースＣＯＭが接続されたネットワークＮＴＷのクロックと同期してプロセッサＰＲＯＣが動作できるようにするクロックＣＬＫとを更に含む。クロックＣＬＫによって通常は、前述した時刻同期プロトコルの使用を保証することができる。

したがって、本発明を、産業オートメーションネットワークにおいて生じる可能性があるタイムクリティカルなトラフィックと非タイムクリティカルなトラフィックとの組み合わせをサポートするパケット交換ネットワークにおいて使用することができる。

本発明により、産業オートメーションエンドステーション（デバイス）におけるイーサネットＴＳＮネットワークインターフェースの設計、及びネットワークの送信リソースの使用が最適化される。

通常は、本発明は、タイムクリティカルなトラフィックと非タイムクリティカルなトラフィックとの組み合わせがサポートされる産業ネットワーク、自動車ネットワーク、及び航空宇宙ネットワーク等の埋め込み制御ネットワークにおいて適用することができる

Claims (14)

1. イーサネットフレームの送信をスケジューリングするようにパケット交換ネットワークにおいて実施される方法であって、
   ａ）送信すべき前記イーサネットフレームの中で、タイムクリティカルなトラフィックフレームと、前記タイムクリティカルなトラフィックフレームのそれぞれの優先度レベル（ｐ（ｘ）、ｐ（ｙ））とを特定することと、
   ｂ）各タイムクリティカルなトラフィックフレームの送信時間（ＴＣｉＮｅｘｔＴｘ）のデータと、各タイムクリティカルなトラフィックフレームの送信継続時間（ＦｒａｍｅＤｕｒ（ｉ））のデータとを取得することと、
   ｃ）前記それぞれのタイムクリティカルなトラフィックフレームの前記送信時間を比較して、昇順による前記送信時間のリストを決定することと、
   ｄ）前記リストの最上部における第１の送信時間を有する第１のフレームに対して、前記第１のフレームの前記第１の送信時間と送信継続時間との加算結果を決定することと、
   ｅ）前記リストにおける少なくとも１つの第２の送信時間が前記加算結果よりも小さいか否かを判定して、
   小さくない場合は、タイムクリティカルなトラフィックフレームの次の送信時間を前記第１の送信時間として決定し、
   小さい場合には、前記リストにおける前記第２の送信時間を有する第２のフレームの優先度が、前記第１のフレームの優先度よりも高いか否かを判定し、
   高くない場合は、タイムクリティカルなトラフィックフレームの次の送信時間を前記第１の送信時間として決定し、
   高い場合には、前記第１の送信時間を前記リストから取り除いて、前記リストにおける前記第１の送信時間に続く新しい送信時間を用いてｄ）及びｅ）を繰り返すことであって、前記新しい送信時間は、ｄ）及びｅ）の前記繰返しの実施に対する前記第１の送信時間になることと、
   ｆ）前記リストの前記第１の送信時間のままである送信時間を有する前記タイムクリティカルなトラフィックフレームの前記次の送信時間をスケジューリングすることと、
   を含む、方法。
2. 各タイムクリティカルなトラフィックフレームの前記送信継続時間データを、前記タイムクリティカルなトラフィックフレームのデータ構造内に与えられるフレーム記述子フィールドから取得する、請求項１に記載の方法。
3. 各タイムクリティカルなトラフィックフレームの前記優先度レベルを、前記タイムクリティカルなトラフィックフレームが属するトラフィッククラスに従って規定する、請求項１又は２に記載の方法。
4. 前記タイムクリティカルなトラフィックフレームを、それらの送信前に、前記タイムクリティカルなトラフィックフレームが属する前記トラフィッククラスにそれぞれ応じてＦＩＦＯキューに積み重ね、各キューは１つのトラフィッククラスに対応する、請求項３に記載の方法。
5. 前記タイムクリティカルなトラフィックフレームの前記送信時間（ＴＣｉＮｅｘｔＴｘ）を、前記パケット交換ネットワークの共通クロックによって与えられる現在時刻に対して相対的に規定する、請求項１～４のいずれか１項に記載の方法。
6. 前記タイムクリティカルなトラフィックフレームを非タイムクリティカルなトラフィックフレームと区別し、前記非タイムクリティカルなトラフィックフレームを、送信すべきタイムクリティカルなトラフィックフレームがないときはいつでも送信されるプリエンプタブルトラフィックフレームとして特定し、ｆ）において決定したタイムクリティカルなトラフィックフレームの前記次の送信時間は、現在時刻に対して相対的に、非タイムクリティカルなトラフィックフレームの少なくとも１つの最小サイズのフラグメントを送信できるか否かを規定する、請求項１～５のいずれか１項に記載の方法。
7. ｆ）までの前記方法の実施を、少なくとも、タイムクリティカルなトラフィックフレームを送信する度に始めて、新しいタイムクリティカルなトラフィックフレームの前記次の送信時間を規定する、請求項６に記載の方法。
8. 非タイムクリティカルなトラフィックフレームの前記１つの最小サイズのフラグメントは、ガードバンド間隔の継続時間に対応し、
   前記次の送信時間が、ｆ）において、前記ガードバンド間隔の開始の後に起こると決定された場合には、非タイムクリティカルなトラフィックのいかなる送信も延期し、
   そうでない場合には、非タイムクリティカルなトラフィックフレームの少なくとも１つのフラグメントを送信する、請求項６又は７に記載の方法。
9. コマンドレイテンシーに起因するオフセットを、非タイムクリティカルなトラフィックフレームの１つの最小サイズのフラグメントの送信の継続時間に加えて、前記ガードバンド間隔の前記継続時間を決定する、請求項８に記載の方法。
10. 前記ガードバンド間隔の前記開始前に送信コマンドを「保持」状態に設定して、タイムクリティカルなトラフィックフレームの前記次の送信時間が起きたときに非タイムクリティカルなトラフィックフレームのいかなる送信も防ぐ、請求項８又は９に記載の方法。
11. 前記タイムクリティカルなトラフィックフレームの送信の開始後に前記送信コマンドを「解放」状態に設定する、請求項１０に記載の方法。
12. 命令を含むコンピュータープログラムであって、前記命令は、前記プログラムが処理回路によって実行されたときに、請求項１～１１のいずれか１項に記載の方法を前記処理回路に行わせる、コンピュータープログラム。
13. 命令を含むコンピューター可読記憶媒体であって、前記命令は、処理回路によって実行されたときに、請求項１～１１のいずれか１項に記載の方法を前記処理回路に行わせる、コンピューター可読記憶媒体。
14. 装置であって、
    請求項１～１１のいずれか１項に記載の方法を実施するように構成された処理回路（ＰＲＯＣ、ＭＥＭ）と、
    前記パケット交換ネットワークに接続され、イーサネットフレームの送信が前記処理回路によってスケジューリングされたときに前記イーサネットフレームを送信するように前記処理回路によって操縦されるように構成された通信インターフェース（ＣＯＭ、ＥＧＰ）と、
    を備える、装置。