JP2615441B2 - リング型ネットワークの分散アクセス方法 - Google Patents
リング型ネットワークの分散アクセス方法Info
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- JP2615441B2 JP2615441B2 JP5875095A JP5875095A JP2615441B2 JP 2615441 B2 JP2615441 B2 JP 2615441B2 JP 5875095 A JP5875095 A JP 5875095A JP 5875095 A JP5875095 A JP 5875095A JP 2615441 B2 JP2615441 B2 JP 2615441B2
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Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、スロッテッドリングに
おける超高速ＬＡＮのための高性能アクセス方法に関す
るものであり、従来方式のアクセス不公平性又は伝送路
の利用率の低さを改善し、アクセス公平性を保証しなが
ら、トラヒック状態に関係なく常にスループットの大き
いアクセス方法を提供することにある。
おける超高速ＬＡＮのための高性能アクセス方法に関す
るものであり、従来方式のアクセス不公平性又は伝送路
の利用率の低さを改善し、アクセス公平性を保証しなが
ら、トラヒック状態に関係なく常にスループットの大き
いアクセス方法を提供することにある。
【０００２】
【従来の技術】従来のスロッテッドリングのアクセス方
式としはＤＱＤＢ方式、ＡＴＭＲ方式、ＭｅｔａＲｉｎ
ｇ方式等が提案されている。しかしこれらの方式にはそ
れぞれ以下に示す問題点がある。
式としはＤＱＤＢ方式、ＡＴＭＲ方式、ＭｅｔａＲｉｎ
ｇ方式等が提案されている。しかしこれらの方式にはそ
れぞれ以下に示す問題点がある。
【０００３】(1)ＤＱＤＢ標準方式（着信ノード解放方
式でない） （ａ）着信ノード解放方式でないため、最大スループッ
トが小さい。 （ｂ）スロットジェネレータに近いノードほどアクセス
しやすく不公平である。 （ｃ）帯域バランシングパラメータによっても不公平性
は完全には解消されない。
式でない） （ａ）着信ノード解放方式でないため、最大スループッ
トが小さい。 （ｂ）スロットジェネレータに近いノードほどアクセス
しやすく不公平である。 （ｃ）帯域バランシングパラメータによっても不公平性
は完全には解消されない。
【０００４】(2)ＡＴＭＲ方式、ＭｅｔａＲｉｎｇ方式
（着信ノード解放方式） ウィンドウサイズ（ＷＳ）により、アクセス公平性が保
証されるが、スループットはネットワークの中で最も混
雑している部分によってきまる。したがって、たとえば
１つのノード間リングだけが混雑している場合にはスル
ープットが小さくなる。
（着信ノード解放方式） ウィンドウサイズ（ＷＳ）により、アクセス公平性が保
証されるが、スループットはネットワークの中で最も混
雑している部分によってきまる。したがって、たとえば
１つのノード間リングだけが混雑している場合にはスル
ープットが小さくなる。
【０００５】たとえば図１の状況を考えると、単なる着
信ノード解放方式（無制御）とＡＴＭＲ方式、Ｍｅｔａ
Ｒｉｎｇ方式のそれぞれの方式における各ノードのスル
ープットと理想的な割当帯域の値を表１に示す。
信ノード解放方式（無制御）とＡＴＭＲ方式、Ｍｅｔａ
Ｒｉｎｇ方式のそれぞれの方式における各ノードのスル
ープットと理想的な割当帯域の値を表１に示す。
【０００６】
【表１】
【０００７】上述の無制御ではＧ，Ｈ，Ａの間で不公平
が生ずる。ＡＴＭＲ方式、ＭｅｔａＲｉｎｇ方式では確
かにＧ，Ｈ，Ａの間では公平性が保たれるが、ＣはＷＳ
個のスロットを送信し終わると、Ｇ，Ｈ，Ａのすべてが
ＷＳ個送信し終わるまで待たなければならず、その結果
Ｃのスループットが理想的な値の１／３になってしまう
問題点がある。すなわちネットワーク全体のスループッ
トが小さくなる欠点がある。
が生ずる。ＡＴＭＲ方式、ＭｅｔａＲｉｎｇ方式では確
かにＧ，Ｈ，Ａの間では公平性が保たれるが、ＣはＷＳ
個のスロットを送信し終わると、Ｇ，Ｈ，Ａのすべてが
ＷＳ個送信し終わるまで待たなければならず、その結果
Ｃのスループットが理想的な値の１／３になってしまう
問題点がある。すなわちネットワーク全体のスループッ
トが小さくなる欠点がある。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】従来提案されている方
式には上述のように、ＤＱＤＢに代表される分散キュー
方式と、ＡＴＭＲ方式およびメタリング方式に代表され
る周期的リセット方式の２つがある。このうち周期的リ
セット方式はスロットが着信ノードで解放されるため、
伝送速度を超えるスループットが実現できる。しかし最
大のスループットはネットワークのトラヒックが均一で
ある場合にしか実現できず、特定のノードにトラヒック
が集中する場合にはスループットが低下するという問題
点がある。たとえば図１のように８つのノード（Ａ〜
Ｈ）を持つリングを考えてみる。この場合ノードＧ→
Ｂ、ノードＨ→Ｂ、ノードＡ→Ｂ、ノードＣ→Ｅのそれ
ぞれに常に送信すべきデータが存在するとする。このと
き、全てのノードに等しいウィンドウサイズ（MetaRing
の場合ｋ＝１）を割り当てた場合はノードＧ，Ｈ，Ａの
それぞれに伝送速度の１／３の帯域が割り当てられ、公
平性が実現されるが、同時にノードＣに割り当てられる
帯域も１／３になる。理想的にはノードＧ，Ｈ，Ａに１
／３の帯域を、ノードＣに１の帯域を割り当てることが
望ましく、これは予めノードＣに対してノードＧ，Ｈ，
Ａの３倍のウィンドウサイズを割り当てるか、またメタ
リング方式の場合にはｋを１に比べて大きく設定するこ
とにより実現できる。しかし、予めネットワークのトラ
ヒックを予測してノードＣに大きなウィンドウサイズ
（あるいはｋ＝１）を割り当てる制御は困難である。
式には上述のように、ＤＱＤＢに代表される分散キュー
方式と、ＡＴＭＲ方式およびメタリング方式に代表され
る周期的リセット方式の２つがある。このうち周期的リ
セット方式はスロットが着信ノードで解放されるため、
伝送速度を超えるスループットが実現できる。しかし最
大のスループットはネットワークのトラヒックが均一で
ある場合にしか実現できず、特定のノードにトラヒック
が集中する場合にはスループットが低下するという問題
点がある。たとえば図１のように８つのノード（Ａ〜
Ｈ）を持つリングを考えてみる。この場合ノードＧ→
Ｂ、ノードＨ→Ｂ、ノードＡ→Ｂ、ノードＣ→Ｅのそれ
ぞれに常に送信すべきデータが存在するとする。このと
き、全てのノードに等しいウィンドウサイズ（MetaRing
の場合ｋ＝１）を割り当てた場合はノードＧ，Ｈ，Ａの
それぞれに伝送速度の１／３の帯域が割り当てられ、公
平性が実現されるが、同時にノードＣに割り当てられる
帯域も１／３になる。理想的にはノードＧ，Ｈ，Ａに１
／３の帯域を、ノードＣに１の帯域を割り当てることが
望ましく、これは予めノードＣに対してノードＧ，Ｈ，
Ａの３倍のウィンドウサイズを割り当てるか、またメタ
リング方式の場合にはｋを１に比べて大きく設定するこ
とにより実現できる。しかし、予めネットワークのトラ
ヒックを予測してノードＣに大きなウィンドウサイズ
（あるいはｋ＝１）を割り当てる制御は困難である。
【０００９】伝送速度が100 Ｍbps を超える超高速ＬＡ
Ｎは、高速なバックボーンＬＡＮ、マルチメディア通信
等の用途が期待されており、そのアクセス制御方式には
特にスループットが大きいことが要求される。
Ｎは、高速なバックボーンＬＡＮ、マルチメディア通信
等の用途が期待されており、そのアクセス制御方式には
特にスループットが大きいことが要求される。
【００１０】従来提案されているアクセス方式の中で、
上述のＡＴＭＲ方式およびメタリング方式に代表される
周期的リセット方式は伝送速度を超える高いスループッ
トを実現できるが、これらの方式では最大のスループッ
トは特定の条件の場合にしか実現できず、条件によって
はスループットは大幅に低下する可能性がある。
上述のＡＴＭＲ方式およびメタリング方式に代表される
周期的リセット方式は伝送速度を超える高いスループッ
トを実現できるが、これらの方式では最大のスループッ
トは特定の条件の場合にしか実現できず、条件によって
はスループットは大幅に低下する可能性がある。
【００１１】本発明の目的は、前述した従来の方式の問
題点すなわちＤＱＤＢ方式におけるアクセス不公平性と
ＡＴＭＲ方式、メタリング方式における伝送路の利用率
の低さの問題を解決し、アクセス公平性を保証しなが
ら、トラヒック状態に関係なく常にスループットの大き
いアクセス方法を提供することにある。
題点すなわちＤＱＤＢ方式におけるアクセス不公平性と
ＡＴＭＲ方式、メタリング方式における伝送路の利用率
の低さの問題を解決し、アクセス公平性を保証しなが
ら、トラヒック状態に関係なく常にスループットの大き
いアクセス方法を提供することにある。
【００１２】すなわち、本発明方法はＡＴＭＲ方式、メ
タリング方式に用いられている周期的リセットアルゴリ
ズムを改良し、すべてのノードがウィンドウサイズによ
る送信スロット数の制限を行うのでなく、送信要求を持
つノードの上流のノードだけが行うことによって、アク
セスの公平性を保ちつつ大きいスループットを得られる
ようにしたアクセス方法である。
タリング方式に用いられている周期的リセットアルゴリ
ズムを改良し、すべてのノードがウィンドウサイズによ
る送信スロット数の制限を行うのでなく、送信要求を持
つノードの上流のノードだけが行うことによって、アク
セスの公平性を保ちつつ大きいスループットを得られる
ようにしたアクセス方法である。
【００１３】
【課題を解決するための手段】本発明は、着信ノード解
放式の二重スロッテッドリングのアクセス方法におい
て、送信方向と反対方向のリングにノード間でリセット
信号を巡回させる手段と、各ノードはそれぞれのリング
について、リセット信号を送信してから次のリセット信
号を受信するまでの間、送信すべきフレームがありしか
もそれまでに送信したスロット数がウィンドウサイズよ
り少ないときには送信方向と逆方向のリングに送信要求
を送出する手段と、送信要求を受信したノードは自分が
リセット信号送信以降に送信したスロット数がウィンド
ウサイズ以上であれば送信を停止する手段と、リセット
信号を受信したノードは、送信すべきフレームがなくな
るか前回リセット信号送信以降の送信スロット数がウィ
ンドウサイズ以上になった時点で、リセット信号を次の
ノードに送信する手段とを具備したことを特徴とするリ
ング型ネットワークの分散アクセス方法にある。
放式の二重スロッテッドリングのアクセス方法におい
て、送信方向と反対方向のリングにノード間でリセット
信号を巡回させる手段と、各ノードはそれぞれのリング
について、リセット信号を送信してから次のリセット信
号を受信するまでの間、送信すべきフレームがありしか
もそれまでに送信したスロット数がウィンドウサイズよ
り少ないときには送信方向と逆方向のリングに送信要求
を送出する手段と、送信要求を受信したノードは自分が
リセット信号送信以降に送信したスロット数がウィンド
ウサイズ以上であれば送信を停止する手段と、リセット
信号を受信したノードは、送信すべきフレームがなくな
るか前回リセット信号送信以降の送信スロット数がウィ
ンドウサイズ以上になった時点で、リセット信号を次の
ノードに送信する手段とを具備したことを特徴とするリ
ング型ネットワークの分散アクセス方法にある。
【００１４】
【実施例】本発明方式によるアクセス制御装置の構成例
を図３に示す。本発明装置は各ノードごとに１つずつあ
り、それぞれ２本のリングに対応した２つの制御部から
なるが、各ノードの装置は全て同じものであり、また２
つの制御部も同じ構成なので、ここでは図２のネットワ
ークのノードのリング１の制御部の構成について示す。
を図３に示す。本発明装置は各ノードごとに１つずつあ
り、それぞれ２本のリングに対応した２つの制御部から
なるが、各ノードの装置は全て同じものであり、また２
つの制御部も同じ構成なので、ここでは図２のネットワ
ークのノードのリング１の制御部の構成について示す。
【００１５】まず、図３のそれぞれのブロックの役割を
説明する。図３において、３はリング２からの受信スロ
ットのＡＣＦ、４はそのＡＣＦ出力部、５はリング２の
制御部に接続されリング２へ送信するＡＣＦ、６は送信
要求検出部、７はデータ送信制御部、８はリング１から
の受信スロット、９はそのデータ受信処理部、10は送信
キューでデータ送信制御部７に接続される。11は送信ス
ロットカウンタＣＷでデータ送信制御部７の出力側のイ
ンクリメント16を受けると共に、ＡＣＦ出力部４の出力
端の一方に接続されそのリセット信号を受信すると共に
データ送信制御部７よりの送信スロットをカウントし、
そのカウントの結果を求めた出力を次の状況判断部12に
送る。状況判断部12においては、送信キュー10の出力
と、ＡＣＦ出力部４の出力と、送信スロットカウンタ11
の出力とを受けて、状況判断した結果の出力をＡＣＦ出
力部４と、データ送信制御部７とに送るよう接続せられ
る。データ送信制御部７の出力はスロット生成部13を経
てリング１へ送信するスロット15と、リング２の制御部
からリング１へ送信するＡＣＦ端子14に送信するよう接
続される。
説明する。図３において、３はリング２からの受信スロ
ットのＡＣＦ、４はそのＡＣＦ出力部、５はリング２の
制御部に接続されリング２へ送信するＡＣＦ、６は送信
要求検出部、７はデータ送信制御部、８はリング１から
の受信スロット、９はそのデータ受信処理部、10は送信
キューでデータ送信制御部７に接続される。11は送信ス
ロットカウンタＣＷでデータ送信制御部７の出力側のイ
ンクリメント16を受けると共に、ＡＣＦ出力部４の出力
端の一方に接続されそのリセット信号を受信すると共に
データ送信制御部７よりの送信スロットをカウントし、
そのカウントの結果を求めた出力を次の状況判断部12に
送る。状況判断部12においては、送信キュー10の出力
と、ＡＣＦ出力部４の出力と、送信スロットカウンタ11
の出力とを受けて、状況判断した結果の出力をＡＣＦ出
力部４と、データ送信制御部７とに送るよう接続せられ
る。データ送信制御部７の出力はスロット生成部13を経
てリング１へ送信するスロット15と、リング２の制御部
からリング１へ送信するＡＣＦ端子14に送信するよう接
続される。
【００１６】図３の各部の作用を述べると次の通りであ
る。 (1)データ受信処理部９ スロットからＡＣＦ信号を抜き出してリング２の制御部
に送る。さらにスロットの着信判断、必要ならば解放を
行ってデータ送信制御部７に送る
る。 (1)データ受信処理部９ スロットからＡＣＦ信号を抜き出してリング２の制御部
に送る。さらにスロットの着信判断、必要ならば解放を
行ってデータ送信制御部７に送る
【００１７】(2)送信要求検出部６ リング２の制御部から送られたＡＣＦ信号をみて下流ノ
ードからの送信要求があるかどうか判断する。
ードからの送信要求があるかどうか判断する。
【００１８】(3)状態判断部12 （ａ）現在ＲＥＡＤＹ状態とＩＤＬＥ状態のどちらであ
るか （ｂ）リセット信号をホールドしているかの２つを判断
する。
るか （ｂ）リセット信号をホールドしているかの２つを判断
する。
【００１９】(4)データ送信制御部７ スロットが空で自分のノードが送信可能ならば、送信ス
ロットカウンタＣｗをインクリメントし、キューから送
信すべきデータを取り出して送信スロット生成部13に送
る。送信可能でなければ受信したスロットをそのまま送
る。
ロットカウンタＣｗをインクリメントし、キューから送
信すべきデータを取り出して送信スロット生成部13に送
る。送信可能でなければ受信したスロットをそのまま送
る。
【００２０】(5)ＡＣＦ出力部４ リング２から送られたＡＣＦ信号と状態判断部12の情報
を入力し、リング２に次に出力すべきＡＣＦ信号の内容
（送信要求信号、ＮＵＬＬ信号、リセット信号のいずれ
か）を出力してリング２に送る。出力信号の内容により
送信スロットカウンタＣｗのリセットやリセット信号の
ホールドを指示する。つぎにリング２、リング１がそれ
ぞれでスロットを受信したときの送信までの流れを説明
する。
を入力し、リング２に次に出力すべきＡＣＦ信号の内容
（送信要求信号、ＮＵＬＬ信号、リセット信号のいずれ
か）を出力してリング２に送る。出力信号の内容により
送信スロットカウンタＣｗのリセットやリセット信号の
ホールドを指示する。つぎにリング２、リング１がそれ
ぞれでスロットを受信したときの送信までの流れを説明
する。
【００２１】(1)リング２からスロットを受信したと
き；- スロットのＡＣＦ信号がリング１の制御部に送られる。
ＡＣＦ信号はＡＣＦ出力部４と送信要求検出部６の二つ
に送られる。ＡＣＦ出力部４では先に述べた仕組みによ
りリング２に次に送信すべきＡＣＦ信号を決め、リング
２に送る。送信要求検出部６では下流ノードからの送信
要求であるかどうかを調べ、結果をデータ送信制御部７
に伝える。
き；- スロットのＡＣＦ信号がリング１の制御部に送られる。
ＡＣＦ信号はＡＣＦ出力部４と送信要求検出部６の二つ
に送られる。ＡＣＦ出力部４では先に述べた仕組みによ
りリング２に次に送信すべきＡＣＦ信号を決め、リング
２に送る。送信要求検出部６では下流ノードからの送信
要求であるかどうかを調べ、結果をデータ送信制御部７
に伝える。
【００２２】(2)リング１からスロットを受信したと
き；- 受信スロットがデータ受信処理部９に送られ、つぎにデ
ータ送信制御部７に送られる。データ送信制御部７で
は、送信要求検出部６からの情報と状態判断部12からの
情報により、自分のスロットが送信可能であるかを判断
し、送信可能ならば自分のスロットを送信スロット生成
部13に送る。送信スロット生成部13ではこれにリング２
から送られた出力ＡＣＦを付加して送信スロットを生成
しリング１に送信を行う。
き；- 受信スロットがデータ受信処理部９に送られ、つぎにデ
ータ送信制御部７に送られる。データ送信制御部７で
は、送信要求検出部６からの情報と状態判断部12からの
情報により、自分のスロットが送信可能であるかを判断
し、送信可能ならば自分のスロットを送信スロット生成
部13に送る。送信スロット生成部13ではこれにリング２
から送られた出力ＡＣＦを付加して送信スロットを生成
しリング１に送信を行う。
【００２３】〔試験例〕本発明では、周期的リセット方
式においてトラヒックの変動に応じて動的に最適ウィン
ドウサイズを割り当てることのできる新しいアクセス方
式を提案するものであり、本方式の伝送路は二重リング
であり、スロットは着信ノードで解放される型式のもの
（図１〜３参照）について試験した。
式においてトラヒックの変動に応じて動的に最適ウィン
ドウサイズを割り当てることのできる新しいアクセス方
式を提案するものであり、本方式の伝送路は二重リング
であり、スロットは着信ノードで解放される型式のもの
（図１〜３参照）について試験した。
【００２４】(1)アクセス制御プロトコル リング上の各スロットの先頭の１オクテットをＡＣＦ(A
cccss Contool Ficld)と定義する。各ノードに要求帯域
に応じてウィンドウサイズ（ＷＳ）と呼ぶ値をあらかじ
め割り当てておき、各ノードは自分の送信したスロット
数を送信スロットカウンタ（Ｃｗ）によりカウントす
る。送信すべきスロットがあり、かつＣｗ＜ＷＳである
時、そのノードはＲＥＡＤＹであると定義する。２本の
リングのそれぞれに対して、リセット信号を一つ巡回さ
せる。リセット信号の送信はＡＣＦにリセット信号を書
き込むことにより行われる。各ノードはデータの送信方
向と反対方向のリングのスロットのＡＣＦに下のように
自分の状態を書き込み、上流ノードに知らせる。
cccss Contool Ficld)と定義する。各ノードに要求帯域
に応じてウィンドウサイズ（ＷＳ）と呼ぶ値をあらかじ
め割り当てておき、各ノードは自分の送信したスロット
数を送信スロットカウンタ（Ｃｗ）によりカウントす
る。送信すべきスロットがあり、かつＣｗ＜ＷＳである
時、そのノードはＲＥＡＤＹであると定義する。２本の
リングのそれぞれに対して、リセット信号を一つ巡回さ
せる。リセット信号の送信はＡＣＦにリセット信号を書
き込むことにより行われる。各ノードはデータの送信方
向と反対方向のリングのスロットのＡＣＦに下のように
自分の状態を書き込み、上流ノードに知らせる。
【００２５】（ａ）ＲＥＡＤＹの時；- 送信要求信号ＲＥＱを上書きする。ＲＥＱの値は、ネッ
トワークのノード数をｎとすると（ｎ／２−１）であ
る。 （ｂ）ＲＥＡＤＹでない時；- ＡＣＦの値が０より大きければデクリメントする。各ノ
ードは、下流ノードからの送信要求があるとき、すなわ
ちＡＣＦの値が０より大きいときはＲＥＡＤＹでなくな
った時点で送信を休止する。下流ノードからの送信要求
がなければ、ＲＥＡＤＹでなくても送信を行うことがで
きる。送信方向と反対方向のリングでリセット信号を受
信したノードは自分がＲＥＡＤＹの間はリセット信号を
保持し、ＲＥＡＤＹでなくなった時点で送信スロットカ
ウンタＣｗを０にリセットして、次のノードにリセット
信号を送信する。
トワークのノード数をｎとすると（ｎ／２−１）であ
る。 （ｂ）ＲＥＡＤＹでない時；- ＡＣＦの値が０より大きければデクリメントする。各ノ
ードは、下流ノードからの送信要求があるとき、すなわ
ちＡＣＦの値が０より大きいときはＲＥＡＤＹでなくな
った時点で送信を休止する。下流ノードからの送信要求
がなければ、ＲＥＡＤＹでなくても送信を行うことがで
きる。送信方向と反対方向のリングでリセット信号を受
信したノードは自分がＲＥＡＤＹの間はリセット信号を
保持し、ＲＥＡＤＹでなくなった時点で送信スロットカ
ウンタＣｗを０にリセットして、次のノードにリセット
信号を送信する。
【００２６】本発明方式では、ノードｉへの割当帯域Ｂ
Ｗｉと各ノードへの割当帯域の合計ＢＷsum 、及び最大
遅延Ｄmax は、それぞれ次の式で与えられる。 ＢＷｉ≧ＷＳｉ／Ｒp ＢＷsum ≧Σ（ＷＳｉ）／Ｒp Ｄmax ＝Ｒp Ｒp ≦ｍａｘ（ＷＳlink） ただしＢＷｉはノードｉのウィンドウサイズ、Ｒp はリ
セット周期、ＷＳlinkはあるノード間のリンクにおける
ウィンドウサイズの和である。
Ｗｉと各ノードへの割当帯域の合計ＢＷsum 、及び最大
遅延Ｄmax は、それぞれ次の式で与えられる。 ＢＷｉ≧ＷＳｉ／Ｒp ＢＷsum ≧Σ（ＷＳｉ）／Ｒp Ｄmax ＝Ｒp Ｒp ≦ｍａｘ（ＷＳlink） ただしＢＷｉはノードｉのウィンドウサイズ、Ｒp はリ
セット周期、ＷＳlinkはあるノード間のリンクにおける
ウィンドウサイズの和である。
【００２７】図１における各ノードへの割当帯域は表１
に示す通りで、表中の値は伝送速度を１としたときの値
である。性能評価のモデルは表２の通りである。
に示す通りで、表中の値は伝送速度を１としたときの値
である。性能評価のモデルは表２の通りである。
【００２８】
【表２】
【００２９】
【表３】
【００３０】
【表４】
【００３１】本発明方式のスループット、遅延時間特性
は図７に示す通りである。図７に示すように、本発明方
式、ＤＱＤＢ方式，ＡＩＭＲ方式、リタリング方式の各
アクセス方式の最大スループットは下記の表５の通りで
ある。
は図７に示す通りである。図７に示すように、本発明方
式、ＤＱＤＢ方式，ＡＩＭＲ方式、リタリング方式の各
アクセス方式の最大スループットは下記の表５の通りで
ある。
【００３２】
【表５】
【００３３】(2)性能評価 本発明方式について、表２のモデルでシミュレーション
により性能を評価した結果を図１、表４に示す。ただし
図１、表４の中のスループット、要求帯域及び割当帯域
の値は伝送路容量（155.52×２＝311.04 Mbps)で正規化
されている。それぞれの条件で本発明方式はＤＱＤＢ方
式に比べて3.8 倍、ＡＴＭＲ方式及びメタリング方式に
比べて1.8 倍のスループットが得られた。
により性能を評価した結果を図１、表４に示す。ただし
図１、表４の中のスループット、要求帯域及び割当帯域
の値は伝送路容量（155.52×２＝311.04 Mbps)で正規化
されている。それぞれの条件で本発明方式はＤＱＤＢ方
式に比べて3.8 倍、ＡＴＭＲ方式及びメタリング方式に
比べて1.8 倍のスループットが得られた。
【００３４】(3)むすび 本発明では、超高速ＬＡＮのためのスループットの大き
いアクセス方式を提案し試験した。本発明方法により、
特に特定のノードにトラヒックが集中する場合などにお
いて、大きいスループットを得ることができることが確
認された。
いアクセス方式を提案し試験した。本発明方法により、
特に特定のノードにトラヒックが集中する場合などにお
いて、大きいスループットを得ることができることが確
認された。
【００３５】
【発明の効果】本発明方法について、表２のモデルを用
いて以下のそれぞれの条件でシミュレーションにより性
能を評価した。
いて以下のそれぞれの条件でシミュレーションにより性
能を評価した。
【００３６】条件１ 各ノードに同じ量の負荷を与える。バケットの宛先はラ
ンダムに選ぶ。このときのネットワークの最大スループ
ットを表３に示す。この条件のもとでは、本発明方法に
よりＤＱＤＢ方式に比べ約3.8 倍のスループットが得ら
れる。
ンダムに選ぶ。このときのネットワークの最大スループ
ットを表３に示す。この条件のもとでは、本発明方法に
よりＤＱＤＢ方式に比べ約3.8 倍のスループットが得ら
れる。
【００３７】条件２ 各ノードに図４に示した映像トラヒックが与えられる。
バケットの宛先は固定で、各ノードから一番遠いノード
に送る。このときのフレームのアクセス遅延時間の累積
ヒストグラムを図５に示す。本発明方法は全体の94％が
フレーム間隔の30ｍｓ以内で送ることができ、従来方式
のいずれよりもよい遅延時間特性を示している。
バケットの宛先は固定で、各ノードから一番遠いノード
に送る。このときのフレームのアクセス遅延時間の累積
ヒストグラムを図５に示す。本発明方法は全体の94％が
フレーム間隔の30ｍｓ以内で送ることができ、従来方式
のいずれよりもよい遅延時間特性を示している。
【００３８】条件３ 図４のようにノード２〜ノード25がノード１宛に送信
し、ノード１がノード２〜ノード25宛に送信する。サー
バー・クライアント間通信モデルの各ノードに伝送路容
量の1.2 倍の負荷を与えたときの、各ノードへの割当帯
域を表４に示す。本発明方法のネットワーク全体のスル
ープットはＡＴＭＲ方式、メタリング方式の約２倍であ
り、特にノード１のそれは12倍である。
し、ノード１がノード２〜ノード25宛に送信する。サー
バー・クライアント間通信モデルの各ノードに伝送路容
量の1.2 倍の負荷を与えたときの、各ノードへの割当帯
域を表４に示す。本発明方法のネットワーク全体のスル
ープットはＡＴＭＲ方式、メタリング方式の約２倍であ
り、特にノード１のそれは12倍である。
【００３９】本発明方法は100 Ｍbps を超える超高速Ｌ
ＡＮ，ＭＡＮ方式に適したアクセス方式であり、特に次
のようなネットワークに対して有効である。 (1)ノード数が多くトラヒックの大きいネットワーク (2)マルチメディア通信を行なうネットワーク (3)サーバやブリッジなど特定のノードにトラヒックが
集中するネットワーク
ＡＮ，ＭＡＮ方式に適したアクセス方式であり、特に次
のようなネットワークに対して有効である。 (1)ノード数が多くトラヒックの大きいネットワーク (2)マルチメディア通信を行なうネットワーク (3)サーバやブリッジなど特定のノードにトラヒックが
集中するネットワーク
【図１】図１は送信待ちのノード及び各ノードの送信先
を示した本発明のリング型ネットワークの分散アクセス
方法のモデルの原理説明用図である。
を示した本発明のリング型ネットワークの分散アクセス
方法のモデルの原理説明用図である。
【図２】図２は本発明のリング型ネットワークの分散ア
クセス方法のモデルの原理説明用図である。
クセス方法のモデルの原理説明用図である。
【図３】図３は本発明のリング型ネットワークの分散ア
クセス方法の一例を示す回路図である。
クセス方法の一例を示す回路図である。
【図４】図４は本発明方法における映像のトラヒック波
形図である。
形図である。
【図５】図５は本発明方法における映像のトラヒックに
対するアクセス遅延時間累積ヒストグラム（ａ）と、メ
タリング方式のアクセス遅延時間累積ヒストグラム
（ｂ）と、ＡＴＭＲ方式のアクセス遅延時間累積ヒスト
グラム（ｃ）とを対比して示した特性図である。
対するアクセス遅延時間累積ヒストグラム（ａ）と、メ
タリング方式のアクセス遅延時間累積ヒストグラム
（ｂ）と、ＡＴＭＲ方式のアクセス遅延時間累積ヒスト
グラム（ｃ）とを対比して示した特性図である。
【図６】図６は本発明方法におけるサーバ・クライアン
ト間通信のモデルの送信方法説明図である。
ト間通信のモデルの送信方法説明図である。
【図７】図７は本発明方法のスループット、遅延時間特
性について、本発明（−●−）、ＡＴＭＲ（−△−）、
及びメタリング方式（−○−）とを対比して示した性能
評価用特性図である。
性について、本発明（−●−）、ＡＴＭＲ（−△−）、
及びメタリング方式（−○−）とを対比して示した性能
評価用特性図である。
Claims (1)
- 【請求項１】 着信ノード解放式の二重スロッテッドリ
ングのアクセス方法において、送信方向と反対方向のリ
ングにノード間でリセット信号を巡回させる手段と、各
ノードはそれぞれのリングについて、リセット信号を送
信してから次のリセット信号を受信するまでの間、送信
すべきフレームがありしかもそれまでに送信したスロッ
ト数がウィンドウサイズより少ないときには送信方向と
逆方向のリングに送信要求を送出する手段と、送信要求
を受信したノードは自分がリセット信号送信以降に送信
したスロット数がウィンドウサイズ以上であれば送信を
停止する手段と、リセット信号を受信したノードは、送
信すべきフレームがなくなるか前回リセット信号送信以
降の送信スロット数がウィンドウサイズ以上になった時
点で、リセット信号を次のノードに送信する手段とを具
備したことを特徴とするリング型ネットワークの分散ア
クセス方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5875095A JP2615441B2 (ja) | 1995-03-17 | 1995-03-17 | リング型ネットワークの分散アクセス方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5875095A JP2615441B2 (ja) | 1995-03-17 | 1995-03-17 | リング型ネットワークの分散アクセス方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH08256171A JPH08256171A (ja) | 1996-10-01 |
| JP2615441B2 true JP2615441B2 (ja) | 1997-05-28 |
Family
ID=13093225
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5875095A Expired - Lifetime JP2615441B2 (ja) | 1995-03-17 | 1995-03-17 | リング型ネットワークの分散アクセス方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2615441B2 (ja) |
Families Citing this family (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US8089878B2 (en) * | 2009-06-05 | 2012-01-03 | Fahd Alharbi | Allocating bandwidth in a resilient packet ring network by P controller |
| US8310930B2 (en) * | 2009-06-05 | 2012-11-13 | New Jersey Institute Of Technology | Allocating bandwidth in a resilient packet ring network by PI controller |
-
1995
- 1995-03-17 JP JP5875095A patent/JP2615441B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH08256171A (ja) | 1996-10-01 |
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