JP3273790B2 - フレーム中継ネットワーク内の渋滞管理方法及びフレーム中継ネットワークのノード - Google Patents
フレーム中継ネットワーク内の渋滞管理方法及びフレーム中継ネットワークのノードInfo
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Description
【発明の詳細な説明】 発明の分野 本発明は、フレームがノードの入力及び出力境界の両
方にバッファされそして転送されるべきフレームに関連
した仮想チャンネルが決定されるようにしてフレーム中
継ネットワーク内の渋滞を管理する方法に係る。更に、
本発明は、ノードの入力境界にある入力バッファと、ノ
ードの出力境界にある出力バッファと、その入力バッフ
ァから所望の出力バッファへフレームを付与する手段と
を備えたフレーム中継ネットワークのノードに係る。
方にバッファされそして転送されるべきフレームに関連
した仮想チャンネルが決定されるようにしてフレーム中
継ネットワーク内の渋滞を管理する方法に係る。更に、
本発明は、ノードの入力境界にある入力バッファと、ノ
ードの出力境界にある出力バッファと、その入力バッフ
ァから所望の出力バッファへフレームを付与する手段と
を備えたフレーム中継ネットワークのノードに係る。
先行技術の説明 渋滞とは、送信要求の数が、特定の時間に、あるネッ
トワーク点（ボトルネックリソースと称する）の送信容
量を越える状態を意味する。渋滞は、通常、過負荷状態
を引き起こし、その結果、バッファは例えばオーバーフ
ローし、従って、パケットはネットワーク又は加入者に
よって再送信されることになる。渋滞管理（CM）の機能
は、送信要求と送信容量とのバランスを維持して、ボト
ルネックリソースが最適なレベルで動作すると共に、公
平さを確保するやり方で加入者がサービスを受けられる
ようにする。
トワーク点（ボトルネックリソースと称する）の送信容
量を越える状態を意味する。渋滞は、通常、過負荷状態
を引き起こし、その結果、バッファは例えばオーバーフ
ローし、従って、パケットはネットワーク又は加入者に
よって再送信されることになる。渋滞管理（CM）の機能
は、送信要求と送信容量とのバランスを維持して、ボト
ルネックリソースが最適なレベルで動作すると共に、公
平さを確保するやり方で加入者がサービスを受けられる
ようにする。
渋滞管理は、渋滞の回避（CA）と渋滞の回復（CR）と
に分割できる。渋滞回避方法は、加入者の帯域巾をネッ
トワークの渋滞状態に基づいて動的に調整し及び／又は
ボトルネックリソースのトラフィック負荷の一部分をア
イドル状態のリソースへシフトするようにネットワーク
のルートを変更することにより、ネットワークにおける
渋滞の発生を防止することを目的とする。従って、回復
方法の目的は、回避方法が渋滞の発生を防止できなかっ
た場合にボトルネックリソースの動作を最適なレベルに
回復することである。
に分割できる。渋滞回避方法は、加入者の帯域巾をネッ
トワークの渋滞状態に基づいて動的に調整し及び／又は
ボトルネックリソースのトラフィック負荷の一部分をア
イドル状態のリソースへシフトするようにネットワーク
のルートを変更することにより、ネットワークにおける
渋滞の発生を防止することを目的とする。従って、回復
方法の目的は、回避方法が渋滞の発生を防止できなかっ
た場合にボトルネックリソースの動作を最適なレベルに
回復することである。
フレーム中継（FR）技術とは、現在使用されているパ
ケット交換ネットワーク接続に代わって、可変長さのフ
レームを送信するのに使用されるパケット交換ネットワ
ーク技術である。現在のパケット交換ネットワークに一
般に適用されるプロトコル（X.25）は、多量の処理を必
要とする上に、送信装置が高価であり、速度も遅い。こ
れらの問題は、使用される送信接続が若干送信エラーを
生じる傾向がある時代にX.25基準が開発されたことによ
るものである。フレーム中継技術の出発点は、送信ライ
ンエラーの確率が相当に低かった。それ故、フレーム中
継技術では多数の不必要な機能を除去することができ、
従って、フレームを迅速に且つ効率的に供給することが
できた。フレームモードベアラサービスがCCITT仕様書
I.233（参照文献１）に一般的に説明されており、そし
てその関連プロトコルが仕様書Q.922（参照文献２）に
説明されている。FRネットワークの渋滞、及び渋滞管理
メカニズムが、CCITT仕様書I.370（参照文献３）に説明
されている。FR技術の詳細な説明については、1991年４
月のマグローヒル社の「フレーム中継技術の概要、デー
タ通信のデータプロマネージメント（An Overview of F
rame Relay Technology,Datapro Management of Data C
ommunications）」（参照文献４）；及び上記仕様書を
参照されたい。
ケット交換ネットワーク接続に代わって、可変長さのフ
レームを送信するのに使用されるパケット交換ネットワ
ーク技術である。現在のパケット交換ネットワークに一
般に適用されるプロトコル（X.25）は、多量の処理を必
要とする上に、送信装置が高価であり、速度も遅い。こ
れらの問題は、使用される送信接続が若干送信エラーを
生じる傾向がある時代にX.25基準が開発されたことによ
るものである。フレーム中継技術の出発点は、送信ライ
ンエラーの確率が相当に低かった。それ故、フレーム中
継技術では多数の不必要な機能を除去することができ、
従って、フレームを迅速に且つ効率的に供給することが
できた。フレームモードベアラサービスがCCITT仕様書
I.233（参照文献１）に一般的に説明されており、そし
てその関連プロトコルが仕様書Q.922（参照文献２）に
説明されている。FRネットワークの渋滞、及び渋滞管理
メカニズムが、CCITT仕様書I.370（参照文献３）に説明
されている。FR技術の詳細な説明については、1991年４
月のマグローヒル社の「フレーム中継技術の概要、デー
タ通信のデータプロマネージメント（An Overview of F
rame Relay Technology,Datapro Management of Data C
ommunications）」（参照文献４）；及び上記仕様書を
参照されたい。
CCITT仕様書に規定された推奨規定は、渋滞通知のた
めの幾つかのメカニズムを提供する。例えば、推奨規定
I.370は、ネットワークの渋滞管理をノードとネットワ
ークの加入者との間で分担するものである。従って、加
入者は、ネットワークから受け取った渋滞通知に基づい
てトラフィックの量を調整しなければならず、そしてネ
ットワークは、加入者から受け取った渋滞通知に基づい
て同じことを行わねばならない。換言すれば、ネットワ
ークが加入者に渋滞を通知する場合には、加入者がネッ
トワークへのトラフィックを減少しなければならずそし
てその逆の場合もあり得る。従って、この共働の動作
は、渋滞管理に関する限り、ネットワークをある種の閉
じたシステムにする。しかしながら、この種の渋滞管理
は、主として次の２つの理由で、実用的に働かない。
めの幾つかのメカニズムを提供する。例えば、推奨規定
I.370は、ネットワークの渋滞管理をノードとネットワ
ークの加入者との間で分担するものである。従って、加
入者は、ネットワークから受け取った渋滞通知に基づい
てトラフィックの量を調整しなければならず、そしてネ
ットワークは、加入者から受け取った渋滞通知に基づい
て同じことを行わねばならない。換言すれば、ネットワ
ークが加入者に渋滞を通知する場合には、加入者がネッ
トワークへのトラフィックを減少しなければならずそし
てその逆の場合もあり得る。従って、この共働の動作
は、渋滞管理に関する限り、ネットワークをある種の閉
じたシステムにする。しかしながら、この種の渋滞管理
は、主として次の２つの理由で、実用的に働かない。
− 上記仕様により形成される通知メカニズムは、瞬間
的な渋滞状態に対する応答が遅過ぎる；そして − たとえ加入者がネットワークから渋滞通知を受け取
ったとしても加入者が自発的にトラフィックを減少する
ことに依存することはできない。かかる場合には、渋滞
管理システムが実際に閉じず、渋滞は緩和されない。
的な渋滞状態に対する応答が遅過ぎる；そして − たとえ加入者がネットワークから渋滞通知を受け取
ったとしても加入者が自発的にトラフィックを減少する
ことに依存することはできない。かかる場合には、渋滞
管理システムが実際に閉じず、渋滞は緩和されない。
公知方法の別の欠点は、渋滞状態のもとで全ての加入
者が等しく取り扱われ、従って、最も重要なアプリケー
ションパラメータに対して良好なサービスを希望する加
入者のメッセージ（即ち、良好なサービスを要求するア
プリケーション）に優先順位を与えることができない。
者が等しく取り扱われ、従って、最も重要なアプリケー
ションパラメータに対して良好なサービスを希望する加
入者のメッセージ（即ち、良好なサービスを要求するア
プリケーション）に優先順位を与えることができない。
発明の要旨 本発明の目的は、上記欠点を解消すると共に、FRネッ
トワークに使用するための渋滞管理方法であって、信頼
性があり且つ迅速に応答することのできる新規な方法を
提供することである。この新規な方法は、渋滞後の加入
者のアプリケーションに、考えられる最良のサービスを
与えると共に、サービスのレベルをできるだけ僅かに低
下するだけの渋滞管理メカニズムを提供する。これは、
ネットワークサービスを遅延及びフレームスループット
確率に基づいて異なるクラスに分類し、そして各サービ
スクラスに対して特に与えられたバッファを経てノード
にフレームを送ることを特徴とする本発明の方法によっ
て達成される。従って、本発明によるFRネットワークノ
ードは、仮想チャンネルに対応するサービスクラスを記
憶する手段と、特に各データリンク接続のために少なく
ともノードの出力境界に設けられた各定義されたサービ
スクラスに対する少なくとも１つのバッファとを備えた
ことを特徴とする。
トワークに使用するための渋滞管理方法であって、信頼
性があり且つ迅速に応答することのできる新規な方法を
提供することである。この新規な方法は、渋滞後の加入
者のアプリケーションに、考えられる最良のサービスを
与えると共に、サービスのレベルをできるだけ僅かに低
下するだけの渋滞管理メカニズムを提供する。これは、
ネットワークサービスを遅延及びフレームスループット
確率に基づいて異なるクラスに分類し、そして各サービ
スクラスに対して特に与えられたバッファを経てノード
にフレームを送ることを特徴とする本発明の方法によっ
て達成される。従って、本発明によるFRネットワークノ
ードは、仮想チャンネルに対応するサービスクラスを記
憶する手段と、特に各データリンク接続のために少なく
ともノードの出力境界に設けられた各定義されたサービ
スクラスに対する少なくとも１つのバッファとを備えた
ことを特徴とする。
本発明は、ネットワークで与えられるサービスが最も
重要なアプリケーションパラメータ（スループット確率
及び遅延）に基づいて分類されそして転送されるべきフ
レームの供給が各サービスクラスに対して特定に実行さ
れるという考え方に基づいている。実際に、これは、例
えば、異なるサービスクラスがバッファ動作及び渋滞管
理に関する限り異なる仕方で処理されることを意味し、
これは、次いで、各アクセス接続内での共用リソースの
割り当てに対し各サービスクラスごとに個別のバッファ
が必要とされることを主として意味する。
重要なアプリケーションパラメータ（スループット確率
及び遅延）に基づいて分類されそして転送されるべきフ
レームの供給が各サービスクラスに対して特定に実行さ
れるという考え方に基づいている。実際に、これは、例
えば、異なるサービスクラスがバッファ動作及び渋滞管
理に関する限り異なる仕方で処理されることを意味し、
これは、次いで、各アクセス接続内での共用リソースの
割り当てに対し各サービスクラスごとに個別のバッファ
が必要とされることを主として意味する。
図面の簡単な説明 以下、添付図面を参照し、本発明の好ましい実施例を
詳細に説明する。
詳細に説明する。
図１は、本発明によるFRネットワークにおけるサービ
スの分類を示す図である。
スの分類を示す図である。
図２は、本発明による方法の典型的な動作環境を示す
図である。
図である。
図３は、FRネットワークのノードを簡単に示す図であ
る。
る。
図４は、本発明によるFRネットワークのトランクノー
ドの構成の主たる特徴を示す図である。
ドの構成の主たる特徴を示す図である。
図５は、FRネットワークにおいて供給されるべきフレ
ームのフォーマットを示す図である。
ームのフォーマットを示す図である。
図６は、本発明によるFRネットワークの加入者ノード
の主たる特徴を示す図である。
の主たる特徴を示す図である。
図７は、加入者に特定のトラフィックを調整するため
のネットワーク内での渋滞通知の送信を示す図である。
のネットワーク内での渋滞通知の送信を示す図である。
図８は、渋滞通知のためにネットワークに更に別のサ
ービスクラスが追加された状態で図４のトランクノード
を示す図である。
ービスクラスが追加された状態で図４のトランクノード
を示す図である。
好ましい実施例の詳細な説明 フレーム中継ネットワークは、異なる種類のサービス
を要求する種々のアプリケーションをサポートする。例
えば、ある程度一般化する場合には、ローカルエリアネ
ットワーク（LAN）間のトラフィックは、２つの部分、
即ち（ａ）対話型トラフィック及び（ｂ）データファイ
ル転送型トラフィックに分割することができる。対話型
トラフィックにおいては、比較的短いパケットが転送さ
れそしてネットワークから迅速な応答が予想され、即ち
小さな遅延となる。送信は、通常は、送信エラー及びフ
レームのロスを検出しそして必要に応じて迅速に再送信
を実行する上位プロトコルによって実行される。
を要求する種々のアプリケーションをサポートする。例
えば、ある程度一般化する場合には、ローカルエリアネ
ットワーク（LAN）間のトラフィックは、２つの部分、
即ち（ａ）対話型トラフィック及び（ｂ）データファイ
ル転送型トラフィックに分割することができる。対話型
トラフィックにおいては、比較的短いパケットが転送さ
れそしてネットワークから迅速な応答が予想され、即ち
小さな遅延となる。送信は、通常は、送信エラー及びフ
レームのロスを検出しそして必要に応じて迅速に再送信
を実行する上位プロトコルによって実行される。
データファイル転送においては、比較的大きなパケッ
トを転送することが有利である。転送に必要な時間は、
プロトコルの時間切れにならないならば、通常は厳密な
ものではない。
トを転送することが有利である。転送に必要な時間は、
プロトコルの時間切れにならないならば、通常は厳密な
ものではない。
上記のサービスに加えて、遅延及びフレームスループ
ット確率の両方が最適であるようなサービスが要望され
る。この種のサービスは、上記した他のサービスよりも
多数のネットワークノードリソースを必要とし、又、実
際には、他のサービスよりも高価なものとなる。
ット確率の両方が最適であるようなサービスが要望され
る。この種のサービスは、上記した他のサービスよりも
多数のネットワークノードリソースを必要とし、又、実
際には、他のサービスよりも高価なものとなる。
以上に基づき、２つの最も重要なアプリケーションパ
ラメータ（フレームロス確率及び遅延）を考慮して、FR
ネットワークのサービスを図１について説明することが
できる。エリア１は対話を行うサービスを表し、エリア
２はデータ転送サービスを表し、そしてエリア３は、遅
延及びフレームスループット確率が最適化されたサービ
スを表す。FRネットワークにおいてトラフィック率が低
い状態では、動作が原点の付近で行われ、そしてそれら
の異なるサービスは互いに大きく異なることはない。ネ
ットワークは全てのトラフィックを通すことができ、渋
滞によるパケットのロスはない。しかしながら、瞬間的
なネットワーク渋滞は回避することができず、ネットワ
ークノードは、このような状態においては、できるだけ
効率的に応答しなければならない。トラフィックが増加
したときは、動作が原点から更に離れてシフトし、異な
るサービス間の相違が明らかになる。サービス２は、長
いバッファ時間を用いて良好なマルチプレクス結果を得
ることができる。これは遅延を生じさせるが、この特定
のサービスに対し許容できるものである。サービス１
は、遅延が長過ぎてはならないことを利用することがで
きる。結局、渋滞によって転送遅延が著しく増加すると
きには、フレームを破棄することができる。サービス３
は、短い遅延と高いスループット確率の両方を目的とす
るものであり、従って、ノードにおいて更に大きな容量
を必要とする。
ラメータ（フレームロス確率及び遅延）を考慮して、FR
ネットワークのサービスを図１について説明することが
できる。エリア１は対話を行うサービスを表し、エリア
２はデータ転送サービスを表し、そしてエリア３は、遅
延及びフレームスループット確率が最適化されたサービ
スを表す。FRネットワークにおいてトラフィック率が低
い状態では、動作が原点の付近で行われ、そしてそれら
の異なるサービスは互いに大きく異なることはない。ネ
ットワークは全てのトラフィックを通すことができ、渋
滞によるパケットのロスはない。しかしながら、瞬間的
なネットワーク渋滞は回避することができず、ネットワ
ークノードは、このような状態においては、できるだけ
効率的に応答しなければならない。トラフィックが増加
したときは、動作が原点から更に離れてシフトし、異な
るサービス間の相違が明らかになる。サービス２は、長
いバッファ時間を用いて良好なマルチプレクス結果を得
ることができる。これは遅延を生じさせるが、この特定
のサービスに対し許容できるものである。サービス１
は、遅延が長過ぎてはならないことを利用することがで
きる。結局、渋滞によって転送遅延が著しく増加すると
きには、フレームを破棄することができる。サービス３
は、短い遅延と高いスループット確率の両方を目的とす
るものであり、従って、ノードにおいて更に大きな容量
を必要とする。
図２は、公衆ネットワークサービスを提供するFRネッ
トワーク、即ち単一の会社又は複数の会社の異なるオフ
ィスＡ・・・Ｅのローカルエリアネットワーク11を相互
接続するフレーム中継ネットワーク12を示している。各
オフィスのローカルエリアネットワーク11は、ローカル
エリアネットワークブリッジ13と、各々参照番号14a・
・・14eで示されたデータリンク接続とを経てFRサービ
スにアクセスする。FR加入者Ａ・・・Ｅと、FRネットワ
ークのノードとの間の接続はそれ自体良く知られてお
り、従って、ここでは詳細に述べない。（ローカルエリ
アネットワーク及びそれらの相互接続に使用されるブリ
ッジについての詳細な資料は、例えば、参考としてここ
に取り上げる1991年２月のテレコミュニケーションズに
掲載されたミッシェル・グリムシュー著の「LAN相互接
続技術（LAN Interconnections Technology）」及び199
1年のLahiverkko−opas,Leena Jaakonmaki,Suomen AT
K−Kustannusの論文に見ることができる。） 図３は、FRネットワーク12のノードＮの簡単な図であ
る。加入者からのFRフレームは、入力バッファ15aに受
け取られ、そこから中央のルータ16へ接続され、該ルー
タはそのフレームを適当な出力バッファ15b又は15cへ送
り、出力バッファ15bは別の加入者接続部に接続され、
そして出力バッファ15cはFRトランク接続部（FRネット
ワークのノード間データリンク接続部）に接続されてい
る。
トワーク、即ち単一の会社又は複数の会社の異なるオフ
ィスＡ・・・Ｅのローカルエリアネットワーク11を相互
接続するフレーム中継ネットワーク12を示している。各
オフィスのローカルエリアネットワーク11は、ローカル
エリアネットワークブリッジ13と、各々参照番号14a・
・・14eで示されたデータリンク接続とを経てFRサービ
スにアクセスする。FR加入者Ａ・・・Ｅと、FRネットワ
ークのノードとの間の接続はそれ自体良く知られてお
り、従って、ここでは詳細に述べない。（ローカルエリ
アネットワーク及びそれらの相互接続に使用されるブリ
ッジについての詳細な資料は、例えば、参考としてここ
に取り上げる1991年２月のテレコミュニケーションズに
掲載されたミッシェル・グリムシュー著の「LAN相互接
続技術（LAN Interconnections Technology）」及び199
1年のLahiverkko−opas,Leena Jaakonmaki,Suomen AT
K−Kustannusの論文に見ることができる。） 図３は、FRネットワーク12のノードＮの簡単な図であ
る。加入者からのFRフレームは、入力バッファ15aに受
け取られ、そこから中央のルータ16へ接続され、該ルー
タはそのフレームを適当な出力バッファ15b又は15cへ送
り、出力バッファ15bは別の加入者接続部に接続され、
そして出力バッファ15cはFRトランク接続部（FRネット
ワークのノード間データリンク接続部）に接続されてい
る。
図３に示すノード構造の典型的な特徴は、フレームが
同じ物理的接続部に送られると仮定すると、全てのフレ
ームに対して同じバッファが使用されることである。一
方、本発明によれば、上記のサービスクラスに対応する
バッファは、全てのネットワークノードの出力境界と、
トランク接続部を有する入力境界とに設けられる。図４
は、ネットワークのトランクノードにおけるこの種の解
決策を示している。ノードは、加入者接続部のブリッジ
13（図２）において最初に組み立てられたFRフレームを
受け取る。加入者LAN11のフレームは、ブリッジ13にお
いてFRフレームの情報フィールドに挿入される（タイミ
ングビット及び他の同様のビットを除いて）。図５は、
LANフレーム38がFRフレーム39の情報フィールドに挿入
されるところを示している。又、典型的なFRネットワー
クフレームフォーマットも示されており、情報フィール
ドに先行するアドレスフィールドは、２つのオクテット
（ビット１ないし８）を備えている。第１オクテットの
ビット３ないし８と、第２オクテットのビット５ないし
８は、例えば、特定のフレームが属する仮想接続及び仮
想チャンネルをノードに指示するデータリンク接続識別
子DLCIを形成する。仮想チャンネルは、このデータリン
ク接続識別子によって互いに区別される。しかしなが
ら、このデータリンク接続識別子は、単一の仮想チャン
ネルについてのみ明確なものであり、次の仮想チャンネ
ルへの移行時にはノード内で変化し得る。本発明におい
ては、DEビット（破棄妥当性指示子）と称する第２のア
ドレスフィールドオクテットのビット２も重要である。
CCITT推奨規定によれば、フレームのDEビットが１にセ
ットされている場合は、例えば、渋滞状態のもとでフレ
ームを破棄することが許される。例えば、他のサービス
クラスよりも高いフレームロス確率を許容するサービス
クラス１においては、渋滞によりフレームの転送遅延が
著しく増加するので、このようなフレームは他のクラス
よりも容易に破棄される。FRフレームの他のビットは本
発明に関連していないので、ここでは詳細に説明しな
い。その詳細な説明については、上記の参照文献２及び
４を参照されたい。
同じ物理的接続部に送られると仮定すると、全てのフレ
ームに対して同じバッファが使用されることである。一
方、本発明によれば、上記のサービスクラスに対応する
バッファは、全てのネットワークノードの出力境界と、
トランク接続部を有する入力境界とに設けられる。図４
は、ネットワークのトランクノードにおけるこの種の解
決策を示している。ノードは、加入者接続部のブリッジ
13（図２）において最初に組み立てられたFRフレームを
受け取る。加入者LAN11のフレームは、ブリッジ13にお
いてFRフレームの情報フィールドに挿入される（タイミ
ングビット及び他の同様のビットを除いて）。図５は、
LANフレーム38がFRフレーム39の情報フィールドに挿入
されるところを示している。又、典型的なFRネットワー
クフレームフォーマットも示されており、情報フィール
ドに先行するアドレスフィールドは、２つのオクテット
（ビット１ないし８）を備えている。第１オクテットの
ビット３ないし８と、第２オクテットのビット５ないし
８は、例えば、特定のフレームが属する仮想接続及び仮
想チャンネルをノードに指示するデータリンク接続識別
子DLCIを形成する。仮想チャンネルは、このデータリン
ク接続識別子によって互いに区別される。しかしなが
ら、このデータリンク接続識別子は、単一の仮想チャン
ネルについてのみ明確なものであり、次の仮想チャンネ
ルへの移行時にはノード内で変化し得る。本発明におい
ては、DEビット（破棄妥当性指示子）と称する第２のア
ドレスフィールドオクテットのビット２も重要である。
CCITT推奨規定によれば、フレームのDEビットが１にセ
ットされている場合は、例えば、渋滞状態のもとでフレ
ームを破棄することが許される。例えば、他のサービス
クラスよりも高いフレームロス確率を許容するサービス
クラス１においては、渋滞によりフレームの転送遅延が
著しく増加するので、このようなフレームは他のクラス
よりも容易に破棄される。FRフレームの他のビットは本
発明に関連していないので、ここでは詳細に説明しな
い。その詳細な説明については、上記の参照文献２及び
４を参照されたい。
上記フォーマットのFRフレーム39は、特殊な分類ユニ
ット43によりノードに受け取られ、各データリンク接続
部は、それ自身の分類ユニットを有し、該ユニットは、
フレームのアドレスフィールドから識別子DLCIを受け取
りそしてその識別子により指示された仮想チャンネルに
対応するサービスクラス（１、２又は３）を選択する。
仮想チャンネル及び各サービスクラスは、例えば、テー
ブルＴに記憶される。（仮想チャンネルとは、１つの送
信間隔の長さを有する仮想接続部を意味し、一方、仮想
接続とは、実際のパケット交換式の端−端FR接続を意味
する。）テーブルＴによる分類が完了した後に、分類ユ
ニット43は、各フレームを、そのフレームの特定のサー
ビスクラスに対応する入力バッファ44a、44b又は44cに
付与する。従って、各インバウンドデータリンク接続
は、各サービスクラスごとに１つづつの３つの入力バッ
ファを備えている。各データリンク接続部は特定のセレ
クタS1を有し、これは、サービスクラスに特定のバッフ
ァからフレームを読み取り、そしてそれらをノード内に
送る。トランクノードの出力側では、所望のデータリン
ク接続部の３つのサービスクラスに特定の出力バッファ
45a、45b又は45cの１つに各フレーム39が付与され、バ
ッファはノードの入力側で特定されるサービスクラスに
基づいて選択される。次いで、セレクタS2はフレームを
トランク接続部へ更に読み込む。或いは又、分類ユニッ
トは、ノードの出力側で各送信接続部に対して個別に設
けられてもよく、この場合には、クラスデータがノード
内に転送される必要はない。
ット43によりノードに受け取られ、各データリンク接続
部は、それ自身の分類ユニットを有し、該ユニットは、
フレームのアドレスフィールドから識別子DLCIを受け取
りそしてその識別子により指示された仮想チャンネルに
対応するサービスクラス（１、２又は３）を選択する。
仮想チャンネル及び各サービスクラスは、例えば、テー
ブルＴに記憶される。（仮想チャンネルとは、１つの送
信間隔の長さを有する仮想接続部を意味し、一方、仮想
接続とは、実際のパケット交換式の端−端FR接続を意味
する。）テーブルＴによる分類が完了した後に、分類ユ
ニット43は、各フレームを、そのフレームの特定のサー
ビスクラスに対応する入力バッファ44a、44b又は44cに
付与する。従って、各インバウンドデータリンク接続
は、各サービスクラスごとに１つづつの３つの入力バッ
ファを備えている。各データリンク接続部は特定のセレ
クタS1を有し、これは、サービスクラスに特定のバッフ
ァからフレームを読み取り、そしてそれらをノード内に
送る。トランクノードの出力側では、所望のデータリン
ク接続部の３つのサービスクラスに特定の出力バッファ
45a、45b又は45cの１つに各フレーム39が付与され、バ
ッファはノードの入力側で特定されるサービスクラスに
基づいて選択される。次いで、セレクタS2はフレームを
トランク接続部へ更に読み込む。或いは又、分類ユニッ
トは、ノードの出力側で各送信接続部に対して個別に設
けられてもよく、この場合には、クラスデータがノード
内に転送される必要はない。
サービスクラス２（図４のバッファ44c及び45c）にお
いては、多量のトラフィックをバッファすることがで
き、従って、より確実な送信を行うことができるが、遅
延がもたらされる。サービスクラス１（バッファ44a及
び45a）では、バッファのサイズを小さく（クラス２の
場合よりも小さく）しなければならず、そしてサービス
クラス３（バッファ44b及び45b）にも同じことが言え
る。（バッファのサイズは、ネットワークに生じること
が許される最大遅延に基づいて決定される。）従って、
フレームは、サービスに基づく最小の遅延で、ネットワ
ークノードを通過する。
いては、多量のトラフィックをバッファすることがで
き、従って、より確実な送信を行うことができるが、遅
延がもたらされる。サービスクラス１（バッファ44a及
び45a）では、バッファのサイズを小さく（クラス２の
場合よりも小さく）しなければならず、そしてサービス
クラス３（バッファ44b及び45b）にも同じことが言え
る。（バッファのサイズは、ネットワークに生じること
が許される最大遅延に基づいて決定される。）従って、
フレームは、サービスに基づく最小の遅延で、ネットワ
ークノードを通過する。
セレクタS1及びS2は、公平の原理を満たすようにそれ
らに割り当てられたトラフィックに比例してバッファを
読み取るか、或いは同意したサービスが与えられるよう
に他の適当な原理を適用することによってバッファを読
み取る。サービスクラス３が渋滞状態のもとでもロスの
確率が低いという約束を更に伴う場合には、バッファ44
b及び45bは、他のバッファよりも高い優先順位で（例え
ば、他のバッファよりも頻繁に）読み取られねばならな
い。更に、各サービスクラスに特定のバッファの充填率
が所定の限界を越えたときは、DEビットがセットされた
（１に）フレームを優先的に破棄することを開始でき
る。
らに割り当てられたトラフィックに比例してバッファを
読み取るか、或いは同意したサービスが与えられるよう
に他の適当な原理を適用することによってバッファを読
み取る。サービスクラス３が渋滞状態のもとでもロスの
確率が低いという約束を更に伴う場合には、バッファ44
b及び45bは、他のバッファよりも高い優先順位で（例え
ば、他のバッファよりも頻繁に）読み取られねばならな
い。更に、各サービスクラスに特定のバッファの充填率
が所定の限界を越えたときは、DEビットがセットされた
（１に）フレームを優先的に破棄することを開始でき
る。
図６は、本発明による加入者ノードＮ（即ち、加入者
が接続されたノード）を示している。加入者接続部14
a、14b等は、識別ユニット61に接続され、該ユニット
は、ブリッジ13（図２）において組み立てられた上記形
式のFRフレームを受け取る。この識別ユニット61は、フ
レームのアドレスフィールドから識別子DLCIを読み取
り、そして識別子によって識別された仮想接続部に対応
する入力バッファ621・・・62nへフレームを進める。各
データリンク接続部は特定のセレクタS3を有し、このセ
レクタは、各仮想チャンネルの入力バッファからフレー
ムを選択しそしてそれらをノード内に進める。
が接続されたノード）を示している。加入者接続部14
a、14b等は、識別ユニット61に接続され、該ユニット
は、ブリッジ13（図２）において組み立てられた上記形
式のFRフレームを受け取る。この識別ユニット61は、フ
レームのアドレスフィールドから識別子DLCIを読み取
り、そして識別子によって識別された仮想接続部に対応
する入力バッファ621・・・62nへフレームを進める。各
データリンク接続部は特定のセレクタS3を有し、このセ
レクタは、各仮想チャンネルの入力バッファからフレー
ムを選択しそしてそれらをノード内に進める。
ノードの出力側では、フレームが上記分類ユニット43
に付与され、各データリンク接続部はそれ自身の分類ユ
ニットを有し、該ユニットはフレームのアドレスフィー
ルドから識別子DLCIを読み取りそしてその識別子によっ
て指示された仮想チャンネルに対応するサービスクラス
をテーブルＴから選択する。分類が完了した後に、分類
ユニット43は、各フレームを、そのフレームのサービス
クラスに対応する出力バッファ64a、64b又は64cに付与
する。従って、アウトバンドデータリンク接続部は、各
サービスクラスに対して１つづつの３つの出力バッファ
を有する。セレクタS2は、サービスクラスに特定の出力
バッファ64a・・・64cからフレームを選択し、そしてそ
れらをデータリンク接続部へ進める。（図に破線で示さ
れた第４のサービスクラスのバッファの機能は以下で詳
細に述べる。） 従って、加入者によりFRネットワークを経て送信され
るトラフィックは、特に各仮想接続に対し加入者の入力
側でバッファされる。到来するフレーム39は各仮想接続
を経て動的に連結される。仮想接続のサービスクラスに
基づいて、その連結の長さは所定の許容最大値を有し、
これは、サービスクラス１及び３では小さくそしてサー
ビスクラス２では大きい。セレクタS3は、公平の原理に
合致するようにバッファ621・・・62nを例えばそれらに
割り当てられたトラフィックの量に比例して読み取る
か、或いは合意したサービスを与えるように他の適当な
原理を適用することによりバッファを読み取る。
に付与され、各データリンク接続部はそれ自身の分類ユ
ニットを有し、該ユニットはフレームのアドレスフィー
ルドから識別子DLCIを読み取りそしてその識別子によっ
て指示された仮想チャンネルに対応するサービスクラス
をテーブルＴから選択する。分類が完了した後に、分類
ユニット43は、各フレームを、そのフレームのサービス
クラスに対応する出力バッファ64a、64b又は64cに付与
する。従って、アウトバンドデータリンク接続部は、各
サービスクラスに対して１つづつの３つの出力バッファ
を有する。セレクタS2は、サービスクラスに特定の出力
バッファ64a・・・64cからフレームを選択し、そしてそ
れらをデータリンク接続部へ進める。（図に破線で示さ
れた第４のサービスクラスのバッファの機能は以下で詳
細に述べる。） 従って、加入者によりFRネットワークを経て送信され
るトラフィックは、特に各仮想接続に対し加入者の入力
側でバッファされる。到来するフレーム39は各仮想接続
を経て動的に連結される。仮想接続のサービスクラスに
基づいて、その連結の長さは所定の許容最大値を有し、
これは、サービスクラス１及び３では小さくそしてサー
ビスクラス２では大きい。セレクタS3は、公平の原理に
合致するようにバッファ621・・・62nを例えばそれらに
割り当てられたトラフィックの量に比例して読み取る
か、或いは合意したサービスを与えるように他の適当な
原理を適用することによりバッファを読み取る。
加入者ノードの出力側では、サービスクラスに特定の
バッファがトランクノードの場合と同様に使用される。
バッファがトランクノードの場合と同様に使用される。
本発明の好ましい実施例によれば、各サービスクラス
において与えられるべきサービスは、ネットワークノー
ドが渋滞したときに、特定の仮想接続の加入者ノードに
おいてネットワークのソース端で既にノードを通過した
仮想接続上のトラフィックを減少するよう試みるように
更に改良することができる。従って、フレームは、渋滞
したノードに到達した際に破棄されるだけで、他のネッ
トワークリソースに負荷をかけることはない。このメカ
ニズムは次のように動作する（図７を参照する）。ネッ
トワークノード、例えば、ノードN1の出力バッファが所
定の充填率を越えたときには、このノードは、特殊な渋
滞通知Ｍを後方に加入者ノード（図ではノードN2）へ送
信し、従って、仮想接続を経てネットワークに送られる
トラフィックの量は、このようなトラフィックを仮想チ
ャンネルに特定なバッファ621・・・62nへできるだけバ
ッファすることにより減少される。しばらくして、それ
以上の渋滞通知を受け取らなければ、この特定のリソー
スを通るトラフィックの量を再び増加することができ
る。渋滞通知を用いて特に各加入者ごとにトラフィック
を監視することにより、渋滞したリソースへのトラフィ
ックの量を減少して渋滞を緩和することができる。
において与えられるべきサービスは、ネットワークノー
ドが渋滞したときに、特定の仮想接続の加入者ノードに
おいてネットワークのソース端で既にノードを通過した
仮想接続上のトラフィックを減少するよう試みるように
更に改良することができる。従って、フレームは、渋滞
したノードに到達した際に破棄されるだけで、他のネッ
トワークリソースに負荷をかけることはない。このメカ
ニズムは次のように動作する（図７を参照する）。ネッ
トワークノード、例えば、ノードN1の出力バッファが所
定の充填率を越えたときには、このノードは、特殊な渋
滞通知Ｍを後方に加入者ノード（図ではノードN2）へ送
信し、従って、仮想接続を経てネットワークに送られる
トラフィックの量は、このようなトラフィックを仮想チ
ャンネルに特定なバッファ621・・・62nへできるだけバ
ッファすることにより減少される。しばらくして、それ
以上の渋滞通知を受け取らなければ、この特定のリソー
スを通るトラフィックの量を再び増加することができ
る。渋滞通知を用いて特に各加入者ごとにトラフィック
を監視することにより、渋滞したリソースへのトラフィ
ックの量を減少して渋滞を緩和することができる。
実際に、加入者ノードにおけるトラフィックの量の調
整は、パラメータCIR（委任された情報レート）、B
c（委任されたバーストサイズ）及びBe（過剰バースト
サイズ）により特に各仮想接続に対して各加入者（Ｓ）
のトラフィックを監視し、そして上記の渋滞通知Ｍに応
答して、ある仮想接続を経てネットワークへ送られるト
ラフィックの送信を制限し、渋滞を緩和することによ
り、（公平の原理に合致するように）完全に行われる。
CIRは、通常の状態のもとでネットワークによって保証
されるデータ送信率を表し、Bcは、加入者がタイムスロ
ットTc内でネットワークを経て送信することのできるネ
ットワークを経て送信できるデータの最大量を表し、そ
してBeは、加入者がタイムスロットTc内で値Bcを越える
ことのできるデータの量を表す。これらのパラメータ
は、例えば参照文献３に説明されている。
整は、パラメータCIR（委任された情報レート）、B
c（委任されたバーストサイズ）及びBe（過剰バースト
サイズ）により特に各仮想接続に対して各加入者（Ｓ）
のトラフィックを監視し、そして上記の渋滞通知Ｍに応
答して、ある仮想接続を経てネットワークへ送られるト
ラフィックの送信を制限し、渋滞を緩和することによ
り、（公平の原理に合致するように）完全に行われる。
CIRは、通常の状態のもとでネットワークによって保証
されるデータ送信率を表し、Bcは、加入者がタイムスロ
ットTc内でネットワークを経て送信することのできるネ
ットワークを経て送信できるデータの最大量を表し、そ
してBeは、加入者がタイムスロットTc内で値Bcを越える
ことのできるデータの量を表す。これらのパラメータ
は、例えば参照文献３に説明されている。
渋滞通知Ｍは、渋滞状態のもとで迅速に応答するため
に外部ノードへ非常に速やかに送らねばならない。本発
明の好ましい実施例によれば、第４のサービスクラスは
このような渋滞通知に専用とされ、このサービスクラス
に対する各バッファがノードに設けられる。トランクノ
ードについて、この実施例が図８に示されており、渋滞
通知のサービスクラスのバッファ44d及び45dが破線で示
されている。それに対応して、第４の出力バッファ64d
が加入者ノードの出力側に組み込まれている（図６）。
に外部ノードへ非常に速やかに送らねばならない。本発
明の好ましい実施例によれば、第４のサービスクラスは
このような渋滞通知に専用とされ、このサービスクラス
に対する各バッファがノードに設けられる。トランクノ
ードについて、この実施例が図８に示されており、渋滞
通知のサービスクラスのバッファ44d及び45dが破線で示
されている。それに対応して、第４の出力バッファ64d
が加入者ノードの出力側に組み込まれている（図６）。
上記のメカニズムは、渋滞管理に関する限り、FRネッ
トワークを閉じたシステムとする。ノードが甚だしく渋
滞する充分前に渋滞通知Ｍが後方に加入者ノードへ送信
されたときには、ネットワーク及びネットワークトラフ
ィックをこのように柔軟に「同調」して最適なスループ
ット容量を達成することができる。サービスクラスに特
定のバッファは、各サービスクラスが渋滞状態のもとで
もその特徴に最も適した仕方で処理されるよう確保す
る。
トワークを閉じたシステムとする。ノードが甚だしく渋
滞する充分前に渋滞通知Ｍが後方に加入者ノードへ送信
されたときには、ネットワーク及びネットワークトラフ
ィックをこのように柔軟に「同調」して最適なスループ
ット容量を達成することができる。サービスクラスに特
定のバッファは、各サービスクラスが渋滞状態のもとで
もその特徴に最も適した仕方で処理されるよう確保す
る。
以上、添付図面の例を参照して本発明を説明したが、
本発明はこれに限定されるものではなく、上記した本発
明の考え方及び請求の範囲内で変更し得ることが明らか
である。例えば、サービスクラス及び各バッファが本発
明の考え方に基づいて実施されても、ノードの内部構造
の細部を多数の仕方で変更できる。更に、上記の方法
は、フレームの完全性がチェックされ、エラーが検出さ
れず且つ当該リンクに対してDLCIが定義されたフレーム
のみを送るようにノードに使用されることに注意された
い。エラーが検出されるか又は当該リンクに対してDLCI
が定義されていないことが分かった場合には、フレーム
が破棄される。しかしながら、これらの段階は本発明の
考え方に含まれないので、上記では説明しなかった。
本発明はこれに限定されるものではなく、上記した本発
明の考え方及び請求の範囲内で変更し得ることが明らか
である。例えば、サービスクラス及び各バッファが本発
明の考え方に基づいて実施されても、ノードの内部構造
の細部を多数の仕方で変更できる。更に、上記の方法
は、フレームの完全性がチェックされ、エラーが検出さ
れず且つ当該リンクに対してDLCIが定義されたフレーム
のみを送るようにノードに使用されることに注意された
い。エラーが検出されるか又は当該リンクに対してDLCI
が定義されていないことが分かった場合には、フレーム
が破棄される。しかしながら、これらの段階は本発明の
考え方に含まれないので、上記では説明しなかった。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 サロヴュオリ ヘイッキ フィンランド エフイーエン‐00850 ヘルシンキ フレガッティキューヤ ３ (72)発明者 ハリュー エサ フィンランド エフイーエン‐02210 エスプー アヴァルースカテュ ４ベー 19 (72)発明者 ハヴァンシ クラウス フィンランド エフイーエン‐02320 エスプー リスティアーロコンカテュ ４エフ132 (72)発明者 マトカセルケ ヨルマ フィンランド エフイーエン‐01650 ヴァンター ヌイヤーティエ ４セー24 (56)参考文献 特開 昭62−219733（ＪＰ，Ａ) Ａ．Ｐｌａｔｔ ＆ Ｍ．Ｊ．Ｍｏｒ ｓｅ，”Ｔｒａｆｆｉｃ ｍａｎａｇｅ ｍｅｎｔ ｉｎ ｆｒａｍｅ ｖｅｌａ ｙ ｎｅｔｗｏｒｋｓ” Ｃｏｍｐｕｔ ｅｒ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ ａｎｄ ＩＳ ＤＮ Ｓｙｓｔｅｍｓ，Ｖｏｌ．23，Ｎ ｏ．４（Ｊａｎ．1992），ＰＰ305−316
Claims (8)
- 【請求項１】ノードの入力境界と出力境界との両方にフ
レーム（39）をバッファし、そして転送しようとするフ
レーム（39）に関連した仮想チャンネルを決定してフレ
ーム中継ネットワーク内の渋滞を管理する方法におい
て、 遅延とフレームスループット確率とに基づいてネットワ
ークサービスを異なるクラス（1,2,3）に分類し、 仮想チャンネルのサービスクラスを決定し、 フレームの仮想チャンネルを指示する識別子（DLCI）を
転送しようとしているフレームに含ませ、 仮想チャンネルを指示している識別子に基づいてノード
でフレームのサービスクラス（DLCI）を決定し、 ノードの入力境界における各サービスクラスごとのバッ
ファ（44a…44c）にフレームをバッファし、そして ノードの出力境界における各サービスクラスのバッファ
（45a…45c）を経てそのノードからフレームを送ること
を特徴とする方法。 - 【請求項２】前記のネットワークサービスを３つの主た
るサービスクラスに分割し、第１のサービスクラス
（１）は遅延を短くしている対話サービスを与え、第２
のサービスクラス（２）は遅延は重視していないがフレ
ームロスの確率を小さくし、そして第３のサービスクラ
ス（３）は短い遅延と低いフレームロス確率の両方を与
える請求項１に記載の方法。 - 【請求項３】第３のサービスクラスのバッファは、他の
クラスのバッファよりも頻繁に読み取られる請求項２に
記載の方法。 - 【請求項４】ノードの入力境界における各仮想チャンネ
ルのバッファ（621…62n）にフレームをバッファする請
求項１に記載の方法。 - 【請求項５】各渋滞したリソースから特定の仮想接続の
外部ノードへ送信される渋滞通知（Ｍ）に専用の更に別
のサービスクラスがあり、加入者（Ｓ）からのトラフイ
ックは、仮想チャンネルに特定のバッファ（621・・・6
2n）にフレームをバッファすることにより外部ノードに
おいて調整される請求項４に記載の方法。 - 【請求項６】ノードの入力境界にある入力バッファと、
ノードの出力境界にある出力バッファと、その入力バッ
ファから所望の出力バッファへフレームを送る手段（1
6）とを備えたフレーム中継ネットワークのノードにお
いて、 仮想チャンネルに対応するサービスクラス（1,2,3）を
記憶する手段（Ｔ）と、 フレームの仮想チャンネルを指示する識別子（DLCI）か
らフレームのサービスクラスを決定する手段（43）、 ノードの入力境界に設けた各サービスクラス毎のバッフ
ァ（44a…44d）と、 データリンク接続毎にそのノードの出力境界において設
けられたそれぞれ定義されたサービス毎の少なくとも一
つのバッファ（45a…45c）と を備えたことを特徴とするノード。 - 【請求項７】各仮想チャンネルに特定のバッファ（621
・・・62n）がノードの入力境界に設けられる請求項６
に記載のノード。 - 【請求項８】他のサービスクラスで生じる遅延よりも短
い遅延を生じるサービスクラスのバッファは、他のサー
ビスクラスのバッファよりも短い請求項６もしくは７に
記載のノード。
Applications Claiming Priority (3)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| FI925671A FI92362C (fi) | 1992-12-14 | 1992-12-14 | Menetelmä kehysvälitysverkon ylikuormitustilanteiden hallitsemiseksi sekä kehysvälitysverkon solmu |
| FI925671 | 1992-12-14 | ||
| PCT/FI1993/000537 WO1994014263A1 (en) | 1992-12-14 | 1993-12-14 | A method for congestion management in a frame relay network and a node in a frame relay network |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH08504546A JPH08504546A (ja) | 1996-05-14 |
| JP3273790B2 true JP3273790B2 (ja) | 2002-04-15 |
Family
ID=8536392
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP51383894A Expired - Lifetime JP3273790B2 (ja) | 1992-12-14 | 1993-12-14 | フレーム中継ネットワーク内の渋滞管理方法及びフレーム中継ネットワークのノード |
Country Status (6)
| Country | Link |
|---|---|
| EP (1) | EP0673573B1 (ja) |
| JP (1) | JP3273790B2 (ja) |
| AU (1) | AU5652194A (ja) |
| DE (1) | DE69328565T2 (ja) |
| FI (1) | FI92362C (ja) |
| WO (1) | WO1994014263A1 (ja) |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| SE508050C2 (sv) * | 1995-11-09 | 1998-08-17 | Ericsson Telefon Ab L M | Anordning och förfarande vid paketförmedling |
| US5765032A (en) * | 1996-01-11 | 1998-06-09 | Cisco Technology, Inc. | Per channel frame queuing and servicing in the egress direction of a communications network |
| US6538989B1 (en) | 1997-09-09 | 2003-03-25 | British Telecommunications Public Limited Company | Packet network |
| GB9822550D0 (en) | 1998-10-15 | 1998-12-09 | British Telecomm | Computer communications |
| US6654374B1 (en) | 1998-11-10 | 2003-11-25 | Extreme Networks | Method and apparatus to reduce Jitter in packet switched networks |
| US6970424B2 (en) * | 1998-11-10 | 2005-11-29 | Extreme Networks | Method and apparatus to minimize congestion in a packet switched network |
| US6714517B1 (en) | 1998-11-10 | 2004-03-30 | Extreme Networks | Method and apparatus for interconnection of packet switches with guaranteed bandwidth |
| US7237034B2 (en) * | 2000-09-18 | 2007-06-26 | Openwave Systems Inc. | Method and apparatus for controlling network traffic |
| JP3349698B2 (ja) * | 2001-03-19 | 2002-11-25 | 松下電器産業株式会社 | 通信装置、通信方法、通信プログラム、記録媒体、移動局、基地局および通信システム |
| EP1251669A1 (en) | 2001-04-19 | 2002-10-23 | BRITISH TELECOMMUNICATIONS public limited company | Communications network |
| EP1335535A1 (en) | 2002-01-31 | 2003-08-13 | BRITISH TELECOMMUNICATIONS public limited company | Network service selection |
| US7289525B2 (en) * | 2002-02-21 | 2007-10-30 | Intel Corporation | Inverse multiplexing of managed traffic flows over a multi-star network |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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| US5014265A (en) * | 1989-11-30 | 1991-05-07 | At&T Bell Laboratories | Method and apparatus for congestion control in a data network |
| JP2964457B2 (ja) * | 1989-12-05 | 1999-10-18 | 株式会社日立製作所 | 通信処理装置 |
| US5121383A (en) * | 1990-11-16 | 1992-06-09 | Bell Communications Research, Inc. | Duration limited statistical multiplexing in packet networks |
| GB2261798B (en) * | 1991-11-23 | 1995-09-06 | Dowty Communications Ltd | Packet switching networks |
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1992
- 1992-12-14 FI FI925671A patent/FI92362C/fi active
-
1993
- 1993-12-14 EP EP94901973A patent/EP0673573B1/en not_active Expired - Lifetime
- 1993-12-14 DE DE69328565T patent/DE69328565T2/de not_active Expired - Lifetime
- 1993-12-14 WO PCT/FI1993/000537 patent/WO1994014263A1/en active IP Right Grant
- 1993-12-14 AU AU56521/94A patent/AU5652194A/en not_active Abandoned
- 1993-12-14 JP JP51383894A patent/JP3273790B2/ja not_active Expired - Lifetime
Non-Patent Citations (1)
| Title |
|---|
| Ａ．Ｐｌａｔｔ ＆ Ｍ．Ｊ．Ｍｏｒｓｅ，"Ｔｒａｆｆｉｃ ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ ｉｎ ｆｒａｍｅ ｖｅｌａｙ ｎｅｔｗｏｒｋｓ" Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ ａｎｄ ＩＳＤＮ Ｓｙｓｔｅｍｓ，Ｖｏｌ．２３，Ｎｏ．４（Ｊａｎ．１９９２），ＰＰ３０５−３１６ |
Also Published As
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| JPH08504546A (ja) | 1996-05-14 |
| FI92362B (fi) | 1994-07-15 |
| DE69328565T2 (de) | 2000-09-21 |
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