JP3305326B2 - フレームリレーネットワークにおけるオーバーロード状態の制御 - Google Patents

フレームリレーネットワークにおけるオーバーロード状態の制御

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JP3305326B2
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Description

【発明の詳細な説明】 本発明は、フレームリレーネットワークにおいてふさ
がりを管理するための、本請求の範囲の請求項１の序文
に記載されたような方法および本請求の範囲の請求項７
の序文に記載されたようなシステムに関するものであ
る。
ここで、ふさがりとは、送信要求の数が、特定の時間
で特定のネットワークポイント（ボトルネックリソー
ス）で送信容量を越えたような状態を意味している。ふ
さがりが生ずると、通常、オーバーロード状態となり、
その結果として、例えば、バッファがオーバーフローし
て、したがって、パケットがそのネットワークまたは加
入者によって再送信される。ふさがり管理（CM）の機能
は、送信要求と送信容量との間のバランスを維持し、ボ
トルネックリソースが最適レベルにて作動し、加入者に
対して公平なサービスを提供できるようにするものであ
る。
ふさがり管理は、ふさがり回避（CA）と、ふさがり回
復（CR）とに分けられる。ふさがり回避方法は、ネット
ワークふさがり状態にしたがって加入者の帯域巾を調整
すること、および／または、ネットワークルーティング
を変更して、ボトルネックリソースのトラヒック負荷の
一部をあき状態にあるリソースへと移すようにするこ
と、により、ネットワークにおけるふさがりを防止しよ
うとするものである。一方、回復方法の目的は、ふさが
り回避方法がふさがりの発生を阻止できなかった場合に
おいて、ボトルネックリソースの動作を最適レベルへと
復帰させることである。
フレームリレー（FR）法は、現在使用されているパケ
ット交換ネットワーク接続の代わりに、種々な長さのフ
レームを送信するために使用されるパケット交換ネット
ワーク法である。現在のパケット交換ネットワークに一
般的に適用されるプロトコル（X.25）は、多くの処理を
必要としており、送信装置が高価なものとなっており、
その結果として、速度も低いままである。これらのこと
は、X.25スタンダードが、使用されている接続が送信エ
ラーを起こしがちなものであるときに開発されたという
事実に起因している。フレームリレー法の開発当時に
は、既に送信ラインエラーの確率は相当に低いものとな
っていた。したがって、フレームリレー法においては不
必要な多くの機能を棄てることにより、フレームの送出
を素早く且つ効率的とすることが可能であった。フレー
ムモードベアラサービスは、CCITT勧告I.233（レファレ
ンス１）に一般的に記載されており、それに関連したプ
ロトコルは、勧告Q.922（リファレンス２）に記載され
ている。FRネットワークにおけるふさがり、および、ふ
さがり管理機構は、CCITT勧告I.370（リファレンス３）
に記載されている。FR法のより詳細については、前述し
たような勧告の他に、An Overwiew of Frame Relay Tec
hnology,Data Management of Data Communications,McG
raw−Hill Incorporated,April 1991（リファレンス
４）を参照されたい。
現在使用されているFRネットワークヒエラルキーにお
いては、ノードは、物理的チャンネル、すなわち、いく
つかの異なる仮想チャンネルおよび同じバッファを通し
てのアプリケーションパスのトラヒックにのみ対応する
受信および送信バッファを有する。ネットワークにおけ
るふさがりの総合レベルに無関係にノードから外向きの
リンクに対してはできるだけ遠くまで空とされる。した
がって、ノードから外向きのリンクは、フレームがネッ
トワークの中央により近いところで（ふさがりノード
で）棄てられるかもしれないとしても、できるだけ多く
負荷される。ネットワークリソースを無駄にする他に、
ネットワークのトランクノードでフレームが棄てられる
と、ネットワークを使用するアプリケーションに影響が
及ぼされ、処理遅延がより長くなってしまう。（仮想チ
ャンネルは、１つの送信リンクの長さを有する仮想接続
部分をさしており、一方、仮想接続は、実際のパケット
交換エンドツウエンドFR接続である。） 仮想チャンネルから受信されたトラヒックが、一般的
なサービスパラメータBc、BeおよびCIRに基づいて加入
者接続にて監視されるとしても、この監視は、フレーム
が加入者ノードから送られるときには、行われない。
［パラメータBc（コミットバーストサイズ）は、加入者
が特定のタイムスロットTc（通常Tc＝1s）内にてネット
ワークを介して送信するデータの最大値を表しており、
パラメータBe（過剰バーストサイズ）は、加入者がタイ
ムスロットTc内にて値Bcを越えうるデータの量を表して
おり、パラメータCIR（コミット情報速度）は、通常の
状態にてネットワークによって保証されたデータ送信速
度CIR＝Bc/Tcを表している。これらのパラメータは、リ
ファレンス３に定義されている。］受信バッファから、
フレームは、正しいチャンネル−特定送信バッファへと
ルーティングされる。ノードに到着したフレームは、FI
FO原理にて全ノードを通過していく。フレームリレーネ
ットワークにおけるトラヒックは急激に増大する性質が
あるために、前述したことからすれば、１つの仮想チャ
ンネルが１つのノードの緩衝およびリレー容量の主要部
分を司るようになる。これにより、そのノードへトラヒ
ックを供給している他の仮想チャンネルに影響が及ぼさ
れ、処理遅延がより長くなったり、フレームを失う確率
が高くなってしまうことがある。トラヒックが非常に増
大してしまって満足した状態にないような仮想チャンネ
ルが１つでもあると、その接続の他の仮想チャンネルの
サービスレベルが相当に低下させられてしまう。
本発明の目的は、前述したような問題点を解消し、ネ
ットワークリソースを従来よりも公平に且つ効率的に利
用できるようにするFRネットワークにおける新しい型の
ふさがり管理方法を提供することである。これは、本請
求の範囲の請求項１の特徴部分に記載したような特徴を
有する本発明の方法によって、達成される。本発明のシ
ステムは、本請求の範囲の請求項７の特徴部分に記載し
たような特徴を有する。
本発明の技術的思想は、ネットワークノードからのふ
さがり通知を、そのノードにて受信されるフレームを有
する仮想チャンネルの加入者ノードへと送信し、例え
ば、これらのふさがり通知によって指示されるネットワ
ークにおけるふさがりの総合レベルにしたがって、加入
者ノードの仮想チャンネル−特定バッファにてネットワ
ークの方へその加入者ノードから各仮想チャンネルによ
って供給されるトラヒックの量を制御することにある。
本発明の方法によれば、単一ノード、とりわけ全ネッ
トワークのリレー容量が、すべての加入者の間で均等に
配分されうる。
次に、添付図面に例示した実施例に関して、本発明お
よびその好ましい実施例をより詳細に説明する。
第１図は、本発明による方法の典型的な動作環境を例
示する図である。
第２図は、本発明によるFRネットワーク加入者ノード
を例示する図である。
第３図は、FRネットワークにおいて送配されるフレー
ムのフォーマットを例示する図である。
第４図は、ネットワークにおけるふさがり通知の送配
を例示する図である。
第5a図は、第１の実例におけるふさがり通知による帯
域巾の変更を例示する図である。
第5b図は、第２の実例におけるふさがり通知による帯
域巾の変更を例示する図である。
第６図は、本発明によるFRネットワークトランクノー
ドを例示する図である。
フレームリレーネットワークは、類似のサービスを必
要としないいくつかの異なるアプリケーションによって
使用されうる。したがって、２つの最も重要なパラメー
タ（フレーム損失確率および遅延）を考慮して、サービ
スがアプリケーションにしたがって異なる種類に分けら
れているようなネットワークに本発明の方法を使用する
のが有利である。このような解決方法は、フィンランド
国特許出願第925671号に開示されている。このアプリケ
ーションにおいては、サービスは、次の３つの種類に分
けられている。すなわち、 第１のサービスクラス（クラス１）は、遅延を短く保
つべきである対話型サービスを提供するものである。
第２のサービスクラス（クラス２）は、重大な遅延な
しに低いフレーム損失確率を提供するものである。
第３のサービスクラス（クラス３）は、短い遅延で且
つ低いフレーム損失確率を提供するものである。
このような仕方で実現されるネットワークの各トラン
ク接続は、各サービスクラスに対して１つずつのサービ
スクラス特定バッファを有する。そして、加入者ノード
は、加入者接続の側に仮想チャンネル特定バッファを有
する。これらの解決方法については、以下により詳細に
説明するが、前述したフィンランド国特許出願も参照さ
れたい。
第１図は、公衆ネットワークサービスを提供するFRネ
ットワーク、すなわち、単一の会社または複数の会社の
異なるオフィスＡ・・・Ｅのローカルエリアネットワー
ク11を相互に接続するフレームリレーネットワーク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および参
照符号14a・・・・14eを付して示されるデータリンクを
それぞれ介してFRサービスにアクセスできる。FR加入者
Ａ・・・ＥとFRネットワークノードＮとの間の接続自体
は知られており、したがって、ここでは、これ以上詳述
しない。これらの相互接続に使用されているローカルエ
リアネットワークおよびブリッジについてのより詳細な
情報は、例えば、Michael GrimshawによるLAN Intercon
nections Technology,Telecommunications,February 19
91およびLahiverkko−opas,Leena Jaakomaki,Suomen AT
K−kustannus Oy,1991に見出すことができ、本明細書中
に引用により組み入れられている。
FRネットワークの既知の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へルーティングされると
仮定して、全てのフレームに対して同じバッファが使用
されているということである。これとは違って、本発明
によれば、前述したようなサービスクラスに対応するバ
ッファが、全てのネットワークノードの出力境界および
トランク接続を有する入力境界に設けられる。第２図
は、ネットワークにおけるトランクノードでのこのよう
な解決方法を例示するものである。ノードは、加入者接
続のブリッジ13（第１図参照）において初めに組み立て
られたFRフレームを受信する。加入者LAN11のフレーム
は、ブリッジ13においてそのFRフレームの情報フィール
ドに挿入される（タイミングビットおよびその他の種類
のビットを除いて）。第３図は、LANフレーム38をFRフ
レーム39の情報フィールドへ挿入するところを例示して
いる。また、この第３図は、情報フィールドの前のアド
レスフィールドが２つのオクテット（ビット１から８）
からなるような典型的なFRネットワークフレームフォー
マットをも示している。第１のオクテットのビット３か
ら８および第２のオクテットのビット５から８は、例え
ば、特定のフレームが属している仮想接続および仮想チ
ャンネルをノードへ指示するデータリンク接続識別子DL
CIを構成している。仮想チャンネルは、データリンク接
続識別子を用いて互いに区別される。しかしながら、デ
ータリンク接続識別子は、単一の仮想チャンネルに関し
てしか明確なものではなく、次の仮想チャンネルへ移行
するときには、そのノードにおいて変わるかもしれな
い。DEビット（放棄適格インジケータ）と称される第２
のアドレスフィールドオクテットのビット２もまた、フ
レームの放棄に関して重要である。CCITT勧告によれ
ば、もし、フレームのDEビットが１セットされていた場
合、例えば、ふさがり状態でフレームを放棄することが
できる。FRフレームにおけるその他のビットは本発明に
対して重要ではないので、それらについては、ここで
は、これ以上詳述しない。それらのより詳細について
は、前述したリファレンス２および４を参照されたい。
ネットワークの周辺における加入者ノード（第２図参
照）では、加入者接続14a、14b、等（第２図に例示した
例では、同じノードに接続されている）は、先ず、ブリ
ッジ13（第１図参照）にて形成されたFRフレームを受信
する識別ユニット61に接続される。その識別ユニット61
は、そのフレームのアドレスフィールドからデータリン
ク接続識別子DLCIを読み取り、その識別子によって指示
される仮想接続に対応する入力バッファ621・・・62nへ
そのフレームを送る。各データリンクは、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てそれらフレ
ームを中央ルータ16へ送る特定セレクタS3を有する。中
央ルータ16は、それらフレームを正しいデータリンク
（図は１つの外向きデータリンクのみを示している）の
分類ユニット43へルーティングする。分類ユニット43
は、その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、テーブルＴからその識別子によって指示さ
れる仮想チャンネルに対応するサービスクラスを選択す
る。こうして行われた分類に基づいて、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または64cへ加える。した
がって、各外向きデータリンクは、各サービスクラスに
ついて１つの、合計３つの出力バッファを有する。セレ
クタS4は、これらのサービスクラス特定バッファからの
フレームをさらにトランク接続へと読み出す。
こうして、FRネットワークを介して加入者によって送
信されたトラヒックは、各仮想接続に対して特定的に加
入者ノードの入力側にてバッファリングされる。入来フ
レーム39は、各仮想接続を介して動的に連鎖される。仮
想接続のサービスクラスにしたがって、そのチェーンの
長さは、所定の許容最大値を有する。これは、サービス
クラス１および３においてはより小さく、サービスクラ
ス２においてはより大きい。セレクタS3は、例えば、公
平の原理が満足されるように、バッファに割り当てられ
たトラヒック量に比例して、バッファ621・・・62nを読
み取る。
本発明によれば、各仮想チャンネルによってネットワ
ーク12へ供給されるトラヒックの量は、仮想チャンネル
特定バッファ621・・・62nにて調整され、問題のチャン
ネルに対して販売された基本値を中心としたネットワー
クにおけるふさがりのレベルに従って変化させられる。
ネットワークの内側部分へ供給されるトラヒックの総量
は、その仮想チャンネルへ販売されているサービスレベ
ル、帯域巾、およびネットワークにおけるふさがりの総
合レベルに基づいている。これらの中で、サービスレベ
ルおよび帯域巾が、特定の基本値を決定し、トラヒック
の量は、その基本値を中心として、そのネットワークに
存在するふさがりの総合レベルにしたがって調整され
る。この調整は、受信されたフレームを有する仮想チャ
ンネルの加入者ノードへネットワークからふさがり通知
を送信することによって行われる。所定の長さの所定の
時間間隔内にその仮想チャンネルに対応した加入者ノー
ドバッファからネットワークの方へ供給されるトラヒッ
クの量は、この間隔中にネットワークから受信されたふ
さがり通知の内容にしたがって制御される。第２図にお
いて参照符号Ｍで示されたふさがり通知は、加入者ノー
ドにおけるセレクタS3を制御するコントロールユニット
65へ接続される。このコントロールユニット65は、各仮
想チャンネル特定バッファから読み出されるデータ量を
そのふさがり通知の内容にしたがって制御する。したが
って、各バッファは、それ自身のパラメータおよびそれ
自身のふさがり通知に基づいて空とされる。
加入者ノードに関しては、本発明の方法は、フラッド
ゲートと比較される。各仮想チャンネル特定バッファに
よりネットワークへ送信することが許されるトラヒック
は、フラッドゲートとして機能し、バッファから読み出
されるデータの量を制限し、すなわち、仮想チャンネル
の帯域巾を調整するシステムによって制御される（コン
トロールユニット65を用いて）。
このフラッドゲートは、前述したサービスパラメータ
Bcに制限され、データの特定の量のみが特定の時間期間
にてネットワークの方へ仮想チャンネル特定バッファか
ら送信されうるようにするシステムである。仮想チャン
ネルの帯域巾を監視する解像度に関しては、例えば、Tc
/3（Tcは、しばしば、1sの長さを有する）の長さを有す
る時間間隔を使用することができる。Tc/3の長さを有す
る各間隔中は、バッファは、ネットワークへ向かう外向
き接続に対して、フラッドゲートの高さによって許容さ
れる量だけ空とされる。フレームの他の部分は、バッフ
ァに残されて、次のTc/3の間隔を待つ。
本発明によれば、ネットワークのノードは、加入者ノ
ードへ向かう方向において前述したようなふさがり通知
Ｍを送信する。これらのふさがり通知は、問題のノード
でのバッファの充満度を示している。このような機構
は、第４図に例示されている。ネットワークのノード
は、参照符号N1・・・N4によって示されており、加入者
は、参照符号Ｓによって示されている。あるネットワー
クノード、例えば、第１図におけるノードN1でのサービ
スクラス特定バッファが特定の充満度、例えば、20％を
越えるときには、そのノードは、受信されたフレームを
有する仮想チャンネルの加入者ノード（第４図において
N2）へ向かう方向においてふさがり通知を送信する。こ
のノード（N1）は、データリンク接続識別子DLCIを用い
て前述したように正しい仮想チャンネルを識別する。
加入者ノードでの各仮想チャンネル特定バッファの空
率を決定するフラッドゲートの高さ（すなわち、仮想チ
ャンネルへ提供される帯域巾）は、より高い負荷がより
小さい帯域巾に対応するように、その仮想チャンネルに
てネットワークから受信されたふさがり通知の内容にし
たがって調整される。間隔Tc/3中の帯域巾の調整は、そ
の間隔中に受信される最も厳しいふさがり通知にしたが
って行われるのが好ましい。もし、仮想チャンネルがそ
の間隔Tc/3中にふさがり通知を受信しない場合には、そ
のチャンネルの帯域巾は、本発明により、次の間隔の初
めに自動的に増大される。この増大は、例えば、10％で
あるように決定されうる。その帯域巾の初期値は、その
チャンネルに対して販売されている値Bc＋Be、すなわ
ち、いかなる状況の下でもトラヒックの量が越えてはな
らない最大値である。
ふさがり通知により、例えば、ふさがりの３つの異な
るレベルを指示することが可能であり、それらに対応す
る帯域巾の変更（すべてその最大値に基づいて算出され
る）は、例えば、次の表に示されるものと同様であって
よい。
前述した原理を例示するために、第5a図および第5b図
は、本発明による調整の２つの異なる実例を示してい
る。縦軸は、フラッドゲートの高さ（すなわち、帯域
巾）を表しており、横軸は、Tc/3の長さを有する相続く
間隔からなる時間を表している。第5a図に例示する場合
においては、厳しさ度１のふさがり通知Ｍが先ず受信さ
れ、帯域巾がすぐに減少させられる。その後、厳しさ度
２のふさがり通知Ｍが受信され、帯域巾が、再びすぐに
減少させられる。間隔Tc/3中に受信される最後である第
３の通知Ｍは、厳しさ度３であり、帯域巾は、再びすぐ
に減少させられる（この時ありうる最も低い値を有す
る）。次の間隔Tc/3中にふさがり通知が受信されないの
で、チャンネルの帯域巾は、この間隔の後に（次の間隔
Tc/3の初めに）（瞬時T2）自動的に増大される。
第5b図に例示した場合においては、時間領域における
ふさがり通知の順番は、反対となっている。最初に、厳
しさ度３のふさがり通知が受信され、帯域巾は、すぐ
に、ありうる最も低い値まで減少させられる。この間隔
中に受信される他のふさがり通知によっては、それらの
厳しさ度がどのようなものであろうと、帯域巾はそれ以
上変更されない。もし、最初に厳しさ度２のふさがり通
知が受信された場合には、厳しさ度３のふさがり通知で
ない限り、帯域巾はそれ以上減少させられない。
本発明によれば、このようにして、帯域巾は、問題の
間隔中においてそれまでに受信された最も厳しいふさが
り通知の受信時にすぐに減少させられるが、帯域巾は、
間隔Tc/3中にふさがり通知が受信されない場合において
のみ、増大させられうる。この場合において、その増大
は、問題の間隔が終了した後に行われる。
もし、帯域巾が値Bcを越えた場合には、帯域巾は、本
発明の好ましい実施例によれば、最初のふさがり通知の
受信時にすぐに値Bcまで降下させられる。これら変更に
対して定められた前述の制約は、この特別な場合には適
用されない。こうすることにより、とりわけ、瞬時的ふ
さがりに対する応答を速めることができる。しかし、す
べての場合において、帯域巾は、前述したように上方向
に調整される。
ネットワークノードに配置されたバッファの充満度に
制約されたふさがり通知の各厳しさ度は、例えば、次の
表に与えられた充満度限界に対応するように設定されう
る。
ネットワークの各ノードは、サービスクラス特定バッ
ファの充満度を連続的に監視する。新しいフレームがふ
さがったノードで受信されるときには、そのノードは、
そのフレームが受信された方向においてふさがり通知Ｍ
を、問題の仮想チャンネルの加入者ノードへ送信する。
もし、そのバッファの充満度が20％より低い場合には、
入来フレームがあっても、ふさがり通知の送信とはなら
ない。ふさがり通知の送信と同時に、所定の長さの間隔
T1が、そのノードのタイマーによって設定される。この
間隔中では、新しいふさがり通知は、問題の仮想チャン
ネルへと送信されない。間隔T1の長さは、例えば、100m
sでありうる（すなわち、間隔Tc/3の約３分の１）。こ
のようにして、仮想チャンネルにおいて起きた１つのバ
ーストに関していくつものふさがり通知が無駄に送信さ
れないようにすることができる。タイマーがタイムオフ
した時には、必要であれば、ふさがり通知を仮想チャン
ネルへ再び送信することが可能となる。
ふさがり通知Ｍは、ふさがりに対する応答をすばやい
ものとするために、非常に速い速度で出口ノードに送配
されるべきである。本発明の好ましい実施例によれば、
これらのふさがり通知は、別の第４のサービスクラスを
構成する。この第４のサービスクラスに対しては、ノー
ドに別のサービスクラス特定バッファが設けられてい
る。加入者ノードに関しては、これは、そのノードの出
力側に、第２図に一点鎖線で且つ参照符号64dで示され
たように、第４の出力バッファが設けられることを意味
している。
ネットワークのトランクノードに関しては、この実施
例は、第６図に示されており、第６図においては、この
ふさがり通知のサービスクラスに対応するバッファ44d
および45dが、一点鎖線によって示されている。トラン
クノードでは、前述したフォーマットのFRフォーマット
39が、先ず、各データリンクに対して特定された分類ユ
ニット43へ接続される。分類ユニット43は、そのフレー
ムのアドレスフィールドからデータリンク接続識別子を
読み取り、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選択する。仮想チャンネ
ルおよび各サービスクラスは、テーブルＴに記憶され
る。行われた分類に基づいて、分類ユニット43は、その
フレームのサービスクラスに対応する入力バッファへ各
フレームを加える。各内向きデータリンクは、各サービ
スクラス１から３について１つずつ且つふさがり通知に
ついて１つの合計４つの入力バッファを有する。各デー
タリンクは、サービスクラス特定バッファからフレーム
を選択し、それらをノード内にて送る特定のセレクタS1
を有する。トランクノードの出力側では、それらフレー
ムは、それら自身のデータリンクに対応するインターフ
ェイスに接続される。このインターフェイスで、それら
フレームは、ノードの入力側で選択されたサービスクラ
スに従って、サービスクラス特定出力バッファのうちの
１つへと供給される。そのバッファから、セレクタS2
は、それらフレームをさらにトランク接続へと読み出
す。したがって、各外向きデータリンクは、各サービス
クラス１から３について１つずつ且つふさがり通知につ
いて１つの合計４つの出力バッファを有する。別の仕方
として、ノードの出力側でも、各データリンクについて
別々の分類ユニットを設けてもよい。この場合には、分
類データは、そのノード内で転送される必要はない。
前述したようなトラヒック制御によれば、単一ノー
ド、とりわけ、全ネットワークのリレー容量が、異なる
加入者の間に均等に分けられうる。トラヒックのバース
トによって生ずるような瞬時的ふさがりの場合には、本
発明の方法によれば、そのバーストを送ったチャンネル
によって送信される付加的なトラヒックをバッファリン
グすることによって、効率的にトラヒックを制御するこ
とができる。こうして、コミットトラヒックの限界内で
動作するチャンネルは、ある短い遅延をもってネットワ
ークを通してそれらのトラヒックを依然として受ける。
各仮想チャンネルのトラヒックは、値Bcを中心として変
化する。
連続的ふさがりの場合には、その手順は同様である
が、ネットワークのリレー容量を越えるトラヒックは、
仮想チャンネル特定バッファにオーバーフローがあると
きには、棄てられねばならない。このような場合でも、
トラヒックの放棄は、ネットワークを過負荷とする仮想
チャンネルに影響する。その他のチャンネルのトラヒッ
クは、決して、スローダウンされる必要はない。フレー
ムを放棄するには、フィンランド国特許出願第93xxxx号
に記載された方法を使用すると有利である。この方法に
よれば、一杯であるバッファにあるフレームが受信され
るときには、バッファの全内容が棄てられる。この方法
のより詳細な説明については、前述の特許出願を参照さ
れたい。
ネットワークに空いているリレー容量がある場合に
は、ふさがり通知は送信されず、チャンネルの帯域巾
は、それらに対して設定された最大値Bc＋Beまで増大し
うる。この場合において、コミットトラヒックおよび過
剰トラヒックの両者がバッファからネットワークの内側
部分へと読み込まれる。こうして、ネットワークの容量
は、静穏時間でも利用され、付加的なトラヒックが正し
く処理される。
添付図面に示された実施例について本発明を説明して
きたのであるが、本発明は、これら実施例に限定される
ものでなく、前述し且つ本請求の範囲の記載による発明
概念の範囲内において変更しうるものであることは明ら
かであろう。本発明の細部においては、ふさがり通知に
基づく調整が本発明の技術的思想にしたがって行われる
としても、例えば、ノードの内部構造は、多くの仕方で
変更しうるものである。間隔Tc/3中では、例えば、各仮
想チャンネル特定バッファは、一回だけまたは何回かセ
レクタS3によって読み出される。ふさがり通知の厳しさ
度もまた、ふさがりレベルを連続的に監視されているど
のリソースに対しても制約されうる。この場合におい
て、例えば、フィンランド国特許出願第925670号に記載
された方法を使用することができる。この方法によれ
ば、ある塞がりレベルがネットワークのリソースに対し
て決定される。このふさがりレベルの値は、サービスレ
ベルの値と特定の関係を有している。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 サロブオリ ヘイッキ フィンランド エフイーエン−00850 ヘルシンキ フレガッティクヤ ３ (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 ヌイヤティエ ４セー 24 (72)発明者 カスリン ミカ フィンランド エフイーエン−00500 ヘルシンキ トルッケリンカテュ 17ア ー 18 (72)発明者 ピヘラミ セッポ フィンランド エフイーエン−00320 ヘルシンキ サンカリティエ ４アー １ (72)発明者 オルッコネン ミッコ フィンランド エフイーエン−02600 エスプー ムーラリンクヤ １ディー 41 (72)発明者 フェールマン リカルト フィンランド エフイーエン−00320 ヘルシンキ カウッパランティエ 27− 29 アー９ (72)発明者 ライホ ミッコ フィンランド エフイーエン−00730 ヘルシンキ リュコウシュオネーンティ エ ４ (56)参考文献 特開 平５−103046（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−34039（ＪＰ，Ａ) Ａ．Ｐｌａｔｔ ＆ Ｍ．Ｊ．Ｍｏｒ ｓｅ，”Ｔｒａｆｆｉｃ ｍａｎａｇｅ ｍｅｎｔ ｉｎ ｆｒａｍｅ ｒｅｌａ ｙ ｎｅｔｗｏｒｋ，”Ｃｏｍｐｕｔｅ ｒ Ｎｏｔｗｏｒｋｓ ａｎｄ ＩＳＤ Ｎ Ｓｙｓｔｅｍｓ，Ｖｏｌ．23，Ｎ ｏ．４（Ｊａｎ．1992），ｐｐ．305− 316（特に、ｐ．313右欄25−30行と38− 40行、ｐ．311左欄下から５−３行、ｐ. 309左欄第４−７行を参照) 戸倉信之、龍野秀雄、梶山義夫、「輻 輳回避可変速度網の提案」、電子情報通 信学会技術研究報告、ＩＮ93−79、 （1993年10月１日）、ｐ．49−54 久世俊之外３名、「フレームリレー網 に於ける「輻輳制御方式の一考察」、電 子情報通信学会1993年秋期大会講演論文 集（1993年９月）第３分冊、Ｂ−388 矢代善一、外７名共著、「フレーム・ リレー絵とき読本」、オーム社、（平成 ５年８月30日），ｐ．49−63、ｐ．83− 89

Claims (7)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】複数のノード間でデータを転送するように
    したフレームリレーネットワークにおけるふさがり管理
    方であって、前記のノードの少なくとも一部はそれぞれ
    の仮想チャンネル上のそれぞれのデータリンクによって
    それぞれの加入者へ接続されている加入者ノードであ
    り、 前記の管理法は、 前記の仮想チャンネルのうちのどれが転送しようとして
    いる各フレームと関連しているかを、それぞれのフレー
    ムをノードで受けるときに決める段階と、 それぞれの加入者に接続している加入者ノードの方へ後
    方に前記のノードのそれぞれからふさがり通知を転送す
    る段階と、 各加入者ノードの入力境界において前記の加入者のそれ
    ぞれから受けたフレームをそれぞれの仮想チャンネル特
    定バッファへ蓄積する段階と それぞれのフレームによって特定されたサービスクラス
    に対応して前記の仮想チャンネル特定バッファからのフ
    レームをそれぞれの加入者ノードの出力境界においてサ
    ービスクラス特定バッファへ加える段階と を備え、 前記のふさがり通知を転送する段階は、それぞれの一つ
    のノードから前記のふさがり通知のそれぞれを、そのノ
    ードでその特定の瞬間に受けたフレームと関連の前記の
    仮想チャンネルの加入者ノードへ送ることを含んでお
    り、 前記の管理法は更に、 ある個別の所定期間中前記のフレームネットワークから
    受けたそれぞれのふさがり通知の内容に基づいてそれぞ
    れ個別の前記の所定期間中それぞれの仮想チャンネル特
    定バッファから前記のフレームリレーネットワークの方
    へ送られてきたトラヒックの量を調整する段階 を備え、前記の個々のノードにおける前記のサービスク
    ラス特定バッファの充満度へ前記のふさがり通知の厳し
    さの程度が結び付けられており、それによりふさがり管
    理を必要とするとき前記の加入者のそれぞれから前記の
    仮想チャンネル特定バッファのそれぞれへのトラヒック
    を棄てるようにしたことを特徴とする管理方法。
  2. 【請求項２】前記の個々のノードにおける前記のサービ
    スクラス特定バッファの充満度へ前記のふさがり通知の
    厳しさの程度が結び付けられ、それによりある厳しさの
    程度はそれぞれ前記のノードにおけるバッファのそれぞ
    れの充満度に対応し、そして前記の所定期間中に前記の
    フレームネットワークの方に供給されるトラヒックの量
    に対する一定量の変化はあるふさがりの厳しさの程度に
    対応するようにした請求項１に記載の管理方法。
  3. 【請求項３】前記のそれぞれ一つの所定期間中に転送さ
    れる前記のそれぞれの仮想チャンネルに属するふさがり
    通知がないと、ある一定値だけ前記のそれぞれの加入者
    ノードにおいてトラヒック量を、許容された最大値を超
    えることなく増大させるようにした請求項１に記載の管
    理方法。
  4. 【請求項４】前記のそれぞれのトラヒック量がコミット
    したバーストサイズを超えるとき、ふさがり通知を受け
    ると直ちにそのコミットしたバースとサイズに対応する
    値へそれぞれのトラヒック量を減少するようにした請求
    項３に記載の管理方法。
  5. 【請求項５】前記のトラヒック量を調整する段階は、そ
    れぞれ一つの所定期間中に受けた最も厳しいふさがり通
    知に従って前記のトラヒック量を調整することを含んで
    いる請求項１に記載の管理方法。
  6. 【請求項６】所与の仮想チャンネルへ前記のふさがり通
    知を転送した後所定時間中はその同じ仮想チャンネルへ
    その後のふさがり通知を転送することを阻止して、その
    所与の仮想チャンネルに一つのバーストが発生した時に
    幾つかのふさがり通知が無駄に送られないようにした請
    求項１に記載の管理方法。
  7. 【請求項７】データを転送するように複数のノードが配
    置され、それらのノードの中の少なくとも一部はフレー
    ムネットワークの個々の加入者がそれぞれの仮想チャン
    ネル上のそれぞれのデータリンクを介して接続されてい
    る加入者ノードであり、ノードは加入者のそれぞれの方
    に後方にふさがり通知を転送する手段を備えており、 加入者が発生したデータを蓄積する仮想チャンネル特定
    バッファを各加入者ノードの入力境界に設けてあり、 データによって特定されたサービスクラスに対応して前
    記の仮想チャンネル特定バッファからのデータを受ける
    サービスクラス特定バッファをそれぞれの加入者ノード
    の出力境界に設け、 ある所定の期間中に仮想チャンネル特定バッファから前
    記のフレームネットワークの方に供給された加入者発生
    のトラヒックの量を調整する調整手段を各加入者ノード
    に設けてあり、この調整手段は前記のある所定の期間中
    に前記の加入者ノードで前記のフレームネットワークか
    ら受けたふさがり通知の内容に応答するようにし、前記
    の個々のノードにおける前記のサービスクラス特定バッ
    ファの充満度へ前記のふさがりの厳しさの程度は結び付
    けられている ことを特徴とするフレームリレーネットワークにおける
    ふさがり管理システム。
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久世俊之外３名、「フレームリレー網に於ける「輻輳制御方式の一考察」、電子情報通信学会１９９３年秋期大会講演論文集（１９９３年９月）第３分冊、Ｂ−３８８
戸倉信之、龍野秀雄、梶山義夫、「輻輳回避可変速度網の提案」、電子情報通信学会技術研究報告、ＩＮ９３−７９、（１９９３年１０月１日）、ｐ．４９−５４
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