JP3359926B2 - 分散待ち行列二重バス網への複数優先トラヒックの公平なアクセス - Google Patents
分散待ち行列二重バス網への複数優先トラヒックの公平なアクセスInfo
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- JP3359926B2 JP3359926B2 JP23673791A JP23673791A JP3359926B2 JP 3359926 B2 JP3359926 B2 JP 3359926B2 JP 23673791 A JP23673791 A JP 23673791A JP 23673791 A JP23673791 A JP 23673791A JP 3359926 B2 JP3359926 B2 JP 3359926B2
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/28—Data switching networks characterised by path configuration, e.g. LAN [Local Area Networks] or WAN [Wide Area Networks]
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Small-Scale Networks (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、通信システム、より詳
細には、通信システム内の伝送資源を公平に割り当てる
ためのプロトコールに関する。
細には、通信システム内の伝送資源を公平に割り当てる
ためのプロトコールに関する。
【０００２】
【従来技術】分布待ち行列二重バス（Distributed-Queu
e-Bus ，ＤＱＤＢ）は、現在、ＩＥＥＥ８０２．６作業
グループ（Working Group ）によって標準化されている
スロット・アクセス（slotted access）プロトコールを
持つ通信網である。伝送速度及び網のスパン距離が増加
すると、スロット網は、トークン・パシング（token-pa
ssing ）網よりも一層効率的となる。ただし、スロット
網においては、ノードに提供されるサービスの等級がそ
れらの相対位置に依存する。網のスパン、伝送速度、及
びＤＱＤＢのスロット・サイズの組合わせは、ノード間
で多くのスロットがトランジット状態にあることを許
す。長距離網においては、アクセス網の効率を必要以上
に高くし、一つのスロットも無駄にしないように努める
と、ユーザーは、特に、大きなファイルの伝送の際に非
常に公平でない扱いを受けることとなる。さらに、これ
らファイルの伝送が異なる優先度を持つ場合は、この優
先機構が完全に無効となる。
e-Bus ，ＤＱＤＢ）は、現在、ＩＥＥＥ８０２．６作業
グループ（Working Group ）によって標準化されている
スロット・アクセス（slotted access）プロトコールを
持つ通信網である。伝送速度及び網のスパン距離が増加
すると、スロット網は、トークン・パシング（token-pa
ssing ）網よりも一層効率的となる。ただし、スロット
網においては、ノードに提供されるサービスの等級がそ
れらの相対位置に依存する。網のスパン、伝送速度、及
びＤＱＤＢのスロット・サイズの組合わせは、ノード間
で多くのスロットがトランジット状態にあることを許
す。長距離網においては、アクセス網の効率を必要以上
に高くし、一つのスロットも無駄にしないように努める
と、ユーザーは、特に、大きなファイルの伝送の際に非
常に公平でない扱いを受けることとなる。さらに、これ
らファイルの伝送が異なる優先度を持つ場合は、この優
先機構が完全に無効となる。
【０００３】１９８９年７月２８日付けで申請された合
衆国特許出願第０７／３８７２４７号において、我々
は、明示的バンド幅バランシング（explicit bandwidth
balancing）のための様々な方法を説明する。我々によ
って開示されたバンド幅バランシングは、現在そのバス
を使用しているノード間の調整を可能にするためにバス
の少量を意図的に無駄にし、残ったバンド幅をこれらノ
ード間に等しく割り当てる。基本となる思想は、最大許
容ノード・スループット率は、未使用のバス容量に比例
し、各々のノードがこの未使用の容量をビジー・スロッ
ト及び予約の量をローカル的に観察して決定できると言
う発想である。このシステムは、競合ノード間の伝播遅
延よりも数倍長い期間を通じて公平さを徐々に達成す
る。
衆国特許出願第０７／３８７２４７号において、我々
は、明示的バンド幅バランシング（explicit bandwidth
balancing）のための様々な方法を説明する。我々によ
って開示されたバンド幅バランシングは、現在そのバス
を使用しているノード間の調整を可能にするためにバス
の少量を意図的に無駄にし、残ったバンド幅をこれらノ
ード間に等しく割り当てる。基本となる思想は、最大許
容ノード・スループット率は、未使用のバス容量に比例
し、各々のノードがこの未使用の容量をビジー・スロッ
ト及び予約の量をローカル的に観察して決定できると言
う発想である。このシステムは、競合ノード間の伝播遅
延よりも数倍長い期間を通じて公平さを徐々に達成す
る。
【０００４】ＩＥＥＥ８０２．６草案標準へのＤＱＤＢ
プロトコール・オプションとして組み込まれたこのバン
ド幅バランシングは、最も低い優先レベルの重い需要を
持つノードへのバス・バンド幅の等しい割り当てを保証
する。より高い優先度のトラヒックを持つノードは少な
くとも低いノードと同一のバンド幅を保証されるが、そ
れ以上の保証はされない。より高い優先度のアプリケー
ションがより低い優先度のアプリケーション以上のバン
ド幅を要求しない限り、この性能保証は十分である。し
かし、優先度をより大きな容量を持つアプリケーショ
ン、例えば、パケット・ビデオ及び高速ローカル・エリ
ア網の掛け橋に指定したい場合は、向上が要求される。
プロトコール・オプションとして組み込まれたこのバン
ド幅バランシングは、最も低い優先レベルの重い需要を
持つノードへのバス・バンド幅の等しい割り当てを保証
する。より高い優先度のトラヒックを持つノードは少な
くとも低いノードと同一のバンド幅を保証されるが、そ
れ以上の保証はされない。より高い優先度のアプリケー
ションがより低い優先度のアプリケーション以上のバン
ド幅を要求しない限り、この性能保証は十分である。し
かし、優先度をより大きな容量を持つアプリケーショ
ン、例えば、パケット・ビデオ及び高速ローカル・エリ
ア網の掛け橋に指定したい場合は、向上が要求される。
【０００５】長距離ＤＱＤＢ網を通じて現在の制御情報
を使用して優先度を効果的に機能させることは困難であ
る。この理由は、予約の優先レベルは知られているが、
ビジー・スロット内のデータの優先レベルが未知である
という事実による（優先レベルは、典型的には、各々の
予約と関連する優先指定欄にて指定される）。本発明の
一つの目的は、複数の優先レベルを持つトラヒックをサ
ポートする環境内において網をより公平にし、また、バ
ス・バンド幅の割り当てにおいて少なくともパケットの
様々な異なる優先度を考慮することにある。
を使用して優先度を効果的に機能させることは困難であ
る。この理由は、予約の優先レベルは知られているが、
ビジー・スロット内のデータの優先レベルが未知である
という事実による（優先レベルは、典型的には、各々の
予約と関連する優先指定欄にて指定される）。本発明の
一つの目的は、複数の優先レベルを持つトラヒックをサ
ポートする環境内において網をより公平にし、また、バ
ス・バンド幅の割り当てにおいて少なくともパケットの
様々な異なる優先度を考慮することにある。
【０００６】
【発明の要旨】本発明の原理によると、バンド幅バラン
シングが複数の優先度のトラヒックを扱うＤＱＤＢ網内
において各々のノードがそれ自体の伝送速度をそのノー
ドが伝送するデータの優先度に従って絞ることによって
達成される。開示される全てのアプローチは、使用でき
るバンド幅の一部を公平さを保証するために無駄にする
ことに依存する。
シングが複数の優先度のトラヒックを扱うＤＱＤＢ網内
において各々のノードがそれ自体の伝送速度をそのノー
ドが伝送するデータの優先度に従って絞ることによって
達成される。開示される全てのアプローチは、使用でき
るバンド幅の一部を公平さを保証するために無駄にする
ことに依存する。
【０００７】一つのアプローチにおいては、各々のノー
ドは、そのスループットをある分数と未使用バス容量と
の積に制限する。このバンド幅バランシング係数は、ノ
ードが現在伝送している優先レベルに従って変動する。
各々のノード内において、異なる優先度のパースルが受
信されると、ノードはそのパースルを厳格な優先順に処
理する。つまり、低い優先度のパースルは、より高い優
先度のパースルが待っていないときにのみ処理される。
こうして、このスキームは、バンド幅を全てのノードに
それらの現在の（最も高い）優先レベルのバンド幅バラ
ンシング係数に比例して割り当てる。この第一のアプロ
ーチは、”ローカル・パー・ノード（local per-node”
と呼ばれる。ノードがそれ自体のローカル的に生成され
たデータの優先度を知るのみでよいために”ローカル
（local ）”であり、また、個々のノードが公平に扱わ
れる本体であるために”パー・ノード（per-node）であ
る。
ドは、そのスループットをある分数と未使用バス容量と
の積に制限する。このバンド幅バランシング係数は、ノ
ードが現在伝送している優先レベルに従って変動する。
各々のノード内において、異なる優先度のパースルが受
信されると、ノードはそのパースルを厳格な優先順に処
理する。つまり、低い優先度のパースルは、より高い優
先度のパースルが待っていないときにのみ処理される。
こうして、このスキームは、バンド幅を全てのノードに
それらの現在の（最も高い）優先レベルのバンド幅バラ
ンシング係数に比例して割り当てる。この第一のアプロ
ーチは、”ローカル・パー・ノード（local per-node”
と呼ばれる。ノードがそれ自体のローカル的に生成され
たデータの優先度を知るのみでよいために”ローカル
（local ）”であり、また、個々のノードが公平に扱わ
れる本体であるために”パー・ノード（per-node）であ
る。
【０００８】もう一つのアプローチにおいては、ノード
内の全てのアクティブなパースルが幾らかのバンド幅を
受ける。各々のパースルのスループットは、バンド幅バ
ランシング係数（これは、パースルの優先レベルに依存
する）と未使用バス容量の積に制限される。こうして、
このスキームは、バンド幅を全てのパースルに、それら
がどのノードに属するか無関係に、それらのバンド幅バ
ランシング係数に比例して割り当てる。これは、”ロー
カル・パー・パースル（local per-parcel）アプローチ
と呼ばれる。
内の全てのアクティブなパースルが幾らかのバンド幅を
受ける。各々のパースルのスループットは、バンド幅バ
ランシング係数（これは、パースルの優先レベルに依存
する）と未使用バス容量の積に制限される。こうして、
このスキームは、バンド幅を全てのパースルに、それら
がどのノードに属するか無関係に、それらのバンド幅バ
ランシング係数に比例して割り当てる。これは、”ロー
カル・パー・パースル（local per-parcel）アプローチ
と呼ばれる。
【０００９】さらにもう一つのアプローチにおいては、
各々のトラヒック・パースルがそのスループットをバト
ン幅バランシング係数とそれと等しいかそれ以上の優先
度のパースルによって使用されないバス容量のとの積に
制限する。こうして、このスキームは、バンド幅を最初
に高い優先度のパースルに割り当て、次に、残りのバン
ド幅をより低い優先度のパースルに割り当てる。より低
い優先度のパースルは、より高い優先度のパースルの定
常状態スループットに影響を与えない。これは、”グロ
ーバル・パー・パースル（global per parcel ）”アプ
ローチと呼ばれる。各々のノードが全ての他のノードに
よって生成されたデータの優先度を知る必要があるため
にグローバルである。
各々のトラヒック・パースルがそのスループットをバト
ン幅バランシング係数とそれと等しいかそれ以上の優先
度のパースルによって使用されないバス容量のとの積に
制限する。こうして、このスキームは、バンド幅を最初
に高い優先度のパースルに割り当て、次に、残りのバン
ド幅をより低い優先度のパースルに割り当てる。より低
い優先度のパースルは、より高い優先度のパースルの定
常状態スループットに影響を与えない。これは、”グロ
ーバル・パー・パースル（global per parcel ）”アプ
ローチと呼ばれる。各々のノードが全ての他のノードに
よって生成されたデータの優先度を知る必要があるため
にグローバルである。
【００１０】
【実施態様】ＤＱＤＢプロトコールと以前のスロット・
アクセス・プロトコール（slottedaccess protocol）の
大きな差は、アクセスを公平にするために各々のバスを
他のバス上のスロットを予約するために使用する方法で
ある。図１は、ＤＱＤＢ網の一つのセクションを示す
が、ノード１１、１２、１３及び１４、並びにこれらノ
ードを通過するバス１０及び２０が示される。各々のノ
ードは、トラヒックを”下流”ノードに送り、また、”
上流”ノードからトラヒックを受信する能力を持つ。こ
のトラヒックはスロット１５の形式を持ち、各々のスロ
ットは、見出し欄及びテータ欄を持つ。現在の見出し欄
は、一つのビジー・ビット、ビジー・スロット内のデー
タの優先度を指定するために使用される二つのビット、
及び各々の優先レベルに対して一つの要求ビットを含む
要求ビット欄を含む。片方のバス上の要求ビットは、他
方のバス上のデータ・スロットに対する優先アクセスを
持つノードにノードが待っていることを通知するために
使用される。ノードが片方のバス上にデータ・セグメン
トを送信したい場合、これは反対のバス上の要求ビット
をセットし、こうして要求されたバス上の空のスロット
を待つ。ビジー・ビットは、もう一つのノード（上流）
が既にそのスロット内にデータ・セグメントを挿入して
いるか否かを示す。
アクセス・プロトコール（slottedaccess protocol）の
大きな差は、アクセスを公平にするために各々のバスを
他のバス上のスロットを予約するために使用する方法で
ある。図１は、ＤＱＤＢ網の一つのセクションを示す
が、ノード１１、１２、１３及び１４、並びにこれらノ
ードを通過するバス１０及び２０が示される。各々のノ
ードは、トラヒックを”下流”ノードに送り、また、”
上流”ノードからトラヒックを受信する能力を持つ。こ
のトラヒックはスロット１５の形式を持ち、各々のスロ
ットは、見出し欄及びテータ欄を持つ。現在の見出し欄
は、一つのビジー・ビット、ビジー・スロット内のデー
タの優先度を指定するために使用される二つのビット、
及び各々の優先レベルに対して一つの要求ビットを含む
要求ビット欄を含む。片方のバス上の要求ビットは、他
方のバス上のデータ・スロットに対する優先アクセスを
持つノードにノードが待っていることを通知するために
使用される。ノードが片方のバス上にデータ・セグメン
トを送信したい場合、これは反対のバス上の要求ビット
をセットし、こうして要求されたバス上の空のスロット
を待つ。ビジー・ビットは、もう一つのノード（上流）
が既にそのスロット内にデータ・セグメントを挿入して
いるか否かを示す。
【００１１】データ伝送に対する両方向の動作は同一で
ある。従って、以下の説明においては、片方向について
のみ説明される。より具体的には、以降、バス１０はデ
ータ・バスであり、バス２０は、予約バスであると想定
される。
ある。従って、以下の説明においては、片方向について
のみ説明される。より具体的には、以降、バス１０はデ
ータ・バスであり、バス２０は、予約バスであると想定
される。
【００１２】前述の申請書において開示され、ＩＥＥＥ
８０２作業グループ（IEEE 802.6 Working Group）によ
って採択されたバンド幅バランスシング・アプローチに
ついて概説する。
８０２作業グループ（IEEE 802.6 Working Group）によ
って採択されたバンド幅バランスシング・アプローチに
ついて概説する。
【００１３】以前に開示されたバンド幅バランシング・
アプローチにおいては、”公平な扱い”を受けるのは、
ノードであることに注意する。ただし、ノードが異なる
優先レベルのトラヒックを持つ場合、恐らく、例えば、
パースル（parcel）のような異なる基本的な”公正に扱
われるべき”主体を考えることが必要となる。ここで、
パースルは、データ・バスを通じて伝送されるためのあ
るノードの所で発信される特定の優先レベルのトラヒッ
クである。
アプローチにおいては、”公平な扱い”を受けるのは、
ノードであることに注意する。ただし、ノードが異なる
優先レベルのトラヒックを持つ場合、恐らく、例えば、
パースル（parcel）のような異なる基本的な”公正に扱
われるべき”主体を考えることが必要となる。ここで、
パースルは、データ・バスを通じて伝送されるためのあ
るノードの所で発信される特定の優先レベルのトラヒッ
クである。
【００１４】以下においては、個々のノードｎのトラヒ
ック需要は、ある固定された速度ρ（ｎ）を持つものと
想定される。この申し出負荷（offeredload）は、これ
が良く定義できる平均速度を持つ限り、確率的なもので
あっても良い。ノードｎの所の優先レベルｐのトラヒッ
ク・パースルの申し出負荷はρp （ｎ）である。ノード
ｎの実際の長期的平均スループットはｒ（ｎ）であり、
そのパースルｐの平均スループットはｒp （ｎ）であ
る。そして、未使用のバス容量はＵである。
ック需要は、ある固定された速度ρ（ｎ）を持つものと
想定される。この申し出負荷（offeredload）は、これ
が良く定義できる平均速度を持つ限り、確率的なもので
あっても良い。ノードｎの所の優先レベルｐのトラヒッ
ク・パースルの申し出負荷はρp （ｎ）である。ノード
ｎの実際の長期的平均スループットはｒ（ｎ）であり、
そのパースルｐの平均スループットはｒp （ｎ）であ
る。そして、未使用のバス容量はＵである。
【００１５】前に開示されたバンド幅バランシング・ア
プローチに上記の述語を採用すると、バス１０上の未使
用のバス容量は以下によって与えられる。
プローチに上記の述語を採用すると、バス１０上の未使
用のバス容量は以下によって与えられる。
【数１】 ここで、Ｎは、網内のノードの総数である。
【００１６】勿論、個々のノードｎは、任意の瞬間ｔに
おいて、上に定義される長期平均速度についての直接的
な知識を持たない。全てのノードが見ることができるも
のは、ノードｎに時間ｔにおいて上流から入って来るビ
ジー・スロットの率（Ｂ（ｎ，ｔ）、ノードｎに時間ｔ
において下流のノードから来る要求の速度（Ｒ（ｎ，
ｔ）、及び時間ｔにおいてノードｎが自己のデータ・セ
グメントを処理する速度（Ｓ（ｎ，ｔ）のみである。こ
れら観察は、ノードｎによって時間ｔにおいて分配され
てないバス容量、つまり、Ｕ（ｎ，ｔ）を決定するため
に使用できる。 Ｕ（ｎ，ｔ）＝１−Ｂ（ｎ，ｔ）−Ｒ（ｎ，ｔ）−Ｓ
（ｎ，ｔ）
おいて、上に定義される長期平均速度についての直接的
な知識を持たない。全てのノードが見ることができるも
のは、ノードｎに時間ｔにおいて上流から入って来るビ
ジー・スロットの率（Ｂ（ｎ，ｔ）、ノードｎに時間ｔ
において下流のノードから来る要求の速度（Ｒ（ｎ，
ｔ）、及び時間ｔにおいてノードｎが自己のデータ・セ
グメントを処理する速度（Ｓ（ｎ，ｔ）のみである。こ
れら観察は、ノードｎによって時間ｔにおいて分配され
てないバス容量、つまり、Ｕ（ｎ，ｔ）を決定するため
に使用できる。 Ｕ（ｎ，ｔ）＝１−Ｂ（ｎ，ｔ）−Ｒ（ｎ，ｔ）−Ｓ
（ｎ，ｔ）
【００１７】この”未分配”容量は、ｎの上流のノード
によっても、ｎの下流のノードによっても、あるいはｎ
自体によっても使用されない容量である。
によっても、ｎの下流のノードによっても、あるいはｎ
自体によっても使用されない容量である。
【００１８】優先指定を持たない（あるいは単一優先
の）トラヒックに対しては、バンド幅バランシングは、
幾らかの未使用のバス容量が存在することを保証し、個
々のノードにそのスループットをその未使用の容量の倍
数Ｆ（バンド幅バランシング係数）に制限するように要
請することによって公正さを達成する。これよりも小さ
な需要を持つノードは、それらが要求する全てのバンド
幅を得ることができる。こうして、バンド幅バランシン
グが行なわれるノードｎの平均スループットは、以下に
よって与えられる。
の）トラヒックに対しては、バンド幅バランシングは、
幾らかの未使用のバス容量が存在することを保証し、個
々のノードにそのスループットをその未使用の容量の倍
数Ｆ（バンド幅バランシング係数）に制限するように要
請することによって公正さを達成する。これよりも小さ
な需要を持つノードは、それらが要求する全てのバンド
幅を得ることができる。こうして、バンド幅バランシン
グが行なわれるノードｎの平均スループットは、以下に
よって与えられる。
【数２】
【００１９】式３によって反映されるアプローチは、全
ての速度制御を受けるノードが同一のバンド幅を得ると
言う意味において公平である。式３は、以下のように書
き換えることもできる。
ての速度制御を受けるノードが同一のバンド幅を得ると
言う意味において公平である。式３は、以下のように書
き換えることもできる。
【数３】
【００２０】式３は、未知数ｒ（ｎ）内のセットのほぼ
線型の式（個々のノードに対して一つ）を表わす。全て
のＮ個のノードが重い負荷を持つような（ｐ（ｎ）が大
きい）特別のケースにおいては、これらの式の解は、以
下の単純な形式を持つ。
線型の式（個々のノードに対して一つ）を表わす。全て
のＮ個のノードが重い負荷を持つような（ｐ（ｎ）が大
きい）特別のケースにおいては、これらの式の解は、以
下の単純な形式を持つ。
【数４】
【００２１】つまり、全てのＮ個のノードは、式５によ
って指定される値の同一スループットを持つ。つまり、
Ｆ＝４、そして、重い需要を持つ３個のノードが存在す
る場合、個々のノードは、バス容量の４／１３を得て、
バス容量の１／１３は、未使用とされる。総バス利用率
は（式５の場合は、Ｆ・Ｎ／１＋Ｆ・Ｎ）、Ｎ及び／あ
るいはＦが増加すると増加する。
って指定される値の同一スループットを持つ。つまり、
Ｆ＝４、そして、重い需要を持つ３個のノードが存在す
る場合、個々のノードは、バス容量の４／１３を得て、
バス容量の１／１３は、未使用とされる。総バス利用率
は（式５の場合は、Ｆ・Ｎ／１＋Ｆ・Ｎ）、Ｎ及び／あ
るいはＦが増加すると増加する。
【００２２】上に説明の単一優先バンド幅バランシング
を実現するためには、スロット見出しは、ビジー・ビッ
ト及び一つの要求ビットを含むのみで良い。ノードは、
バス利用率をバス１０上のビジー・ビットの率、バス２
０上の要求の速度、及びノード自体の伝送速度を総和す
ることによって決定できる。長期的に見た場合、この総
和は、（個々の要素はノードによって異なるが）、個々
のノードの所で同一となるべきである。換言すれば、個
々のノードは、式３を実現するための十分な情報を持
つ。
を実現するためには、スロット見出しは、ビジー・ビッ
ト及び一つの要求ビットを含むのみで良い。ノードは、
バス利用率をバス１０上のビジー・ビットの率、バス２
０上の要求の速度、及びノード自体の伝送速度を総和す
ることによって決定できる。長期的に見た場合、この総
和は、（個々の要素はノードによって異なるが）、個々
のノードの所で同一となるべきである。換言すれば、個
々のノードは、式３を実現するための十分な情報を持
つ。
【００２３】幸いなことに、ノードは、長い期間を通じ
てバス利用率を明示的に測定する必要を持たない。ノー
ドｎに要求されることは、到着するビジー・ビット及び
要求ビットに対して、それがそれ自体のデータを処理す
る速度が未分配容量ｘＦ以下であるかこれに等しくなる
ように応答することのみである。つまり、以下の式に従
うことが要求される。
てバス利用率を明示的に測定する必要を持たない。ノー
ドｎに要求されることは、到着するビジー・ビット及び
要求ビットに対して、それがそれ自体のデータを処理す
る速度が未分配容量ｘＦ以下であるかこれに等しくなる
ように応答することのみである。つまり、以下の式に従
うことが要求される。
【数５】 定常状態においては、式６及び７のＳ（ｎ，ｔ）は、式
３のｒ（ｎ）に接近する。
３のｒ（ｎ）に接近する。
【００２４】式６及び７を実現するための幾つかの方法
が存在する。図２は、例えば、式６に従ってバンド幅バ
ランシングを遂行するための一つの実現を示す。これ
は、ローカルＦＩＦＯメモリー２１、データー挿入器２
２、要求挿入器２３、ＯＲゲート２４及びセグメント・
カウンター２５を含む。データ挿入器２２は、バス１０
をまたぐ。これは、これ自体よりも上流のノードから信
号を受信し、信号をそれよりも下流のノードに送る（バ
ス１０及び２０上の信号が言及される場合、用語”上
流”及び”下流”は、常に、ノードが議論の対象となっ
ているバスに対して”上流”及び”下流”に存在するこ
とを意味する）。データ挿入器２２は、ローカルＦＩＦ
Ｏ２１にも応答し、要求挿入器２３及びＯＲゲート２４
を介してバス２０に接続される。要求挿入器２３は、バ
ス２０をまたぐ。より具体的には、要求挿入器２３は、
それ自体より上流のバス２０から一つの入力を受信し、
下流ノードに向けてバス２０上に一つの出力を送る。要
求挿入器２３へのもう一つの入力は、データ挿入器２２
から来る。ＯＲゲート２４もバス２０に応答し、これ
は、この出力をデータ挿入器２２に配る。カウンター２
５は、ＦＩＦＯ２１から派生されるデータに応答して、
ＯＲゲート２４に信号を供給する。
が存在する。図２は、例えば、式６に従ってバンド幅バ
ランシングを遂行するための一つの実現を示す。これ
は、ローカルＦＩＦＯメモリー２１、データー挿入器２
２、要求挿入器２３、ＯＲゲート２４及びセグメント・
カウンター２５を含む。データ挿入器２２は、バス１０
をまたぐ。これは、これ自体よりも上流のノードから信
号を受信し、信号をそれよりも下流のノードに送る（バ
ス１０及び２０上の信号が言及される場合、用語”上
流”及び”下流”は、常に、ノードが議論の対象となっ
ているバスに対して”上流”及び”下流”に存在するこ
とを意味する）。データ挿入器２２は、ローカルＦＩＦ
Ｏ２１にも応答し、要求挿入器２３及びＯＲゲート２４
を介してバス２０に接続される。要求挿入器２３は、バ
ス２０をまたぐ。より具体的には、要求挿入器２３は、
それ自体より上流のバス２０から一つの入力を受信し、
下流ノードに向けてバス２０上に一つの出力を送る。要
求挿入器２３へのもう一つの入力は、データ挿入器２２
から来る。ＯＲゲート２４もバス２０に応答し、これ
は、この出力をデータ挿入器２２に配る。カウンター２
５は、ＦＩＦＯ２１から派生されるデータに応答して、
ＯＲゲート２４に信号を供給する。
【００２５】ＦＩＦＯ２１の機能は、ローカル・ユーザ
ーによって生成されたデータ・セグメントを、これらセ
グメントがデータ挿入器２２がテータ・バス１０上の適
当な空のスロットを見つけるのを待つ間に格納すること
にある。データ挿入器２２は、一度に一つのローカル・
データ・セグメントに対して動作し、ＦＩＦＯ２１が一
つのセグメントをデータ挿入器２２にいったん送ると、
これは別のセグメントをその挿入器が現セグメントをデ
ータ・バス１０上に書き込んでしまうまで送ることはで
きない。データ挿入器２２がＦＩＦＯ２１から一つのセ
グメントを取ると、これは、要求挿入器２３に要求バス
（２０）上に要求を送るように命令し、次に、このロー
カル・セグメントに対する適当な空のスロットの決定に
進む。この決定は、このセグメントをそのデータ挿入器
の送信待ち行列２６内に挿入することによって達成され
る。この待ち行列の全ての他の要素は、データ挿入器２
２によってバス２０からＯＲゲート２４を介して受信さ
れた下流ノードからの要求である。送信待ち行列内の幾
らかの要求は、ローカル・データ・セグメントの前に到
達したものであり、これらはこの前に置かれるが、他の
要求は、後に到達したものであり、この後に置かれる。
データ挿入器２２は、データ・バス１０上に空のスロッ
トが通り過ぎる度にその送信待ち行列２６を処理する。
送信待ち行列２６の先頭の所の項目が下流ノードからの
要求であるときは、データ挿入器２２は、空のスロット
がパスするのを見過ごす。先頭の項目がローカル・デー
タ・セグメントであるときは、ビジー・ビットがセット
され、このスロットに加えられ、このスロットとともに
伝送される。
ーによって生成されたデータ・セグメントを、これらセ
グメントがデータ挿入器２２がテータ・バス１０上の適
当な空のスロットを見つけるのを待つ間に格納すること
にある。データ挿入器２２は、一度に一つのローカル・
データ・セグメントに対して動作し、ＦＩＦＯ２１が一
つのセグメントをデータ挿入器２２にいったん送ると、
これは別のセグメントをその挿入器が現セグメントをデ
ータ・バス１０上に書き込んでしまうまで送ることはで
きない。データ挿入器２２がＦＩＦＯ２１から一つのセ
グメントを取ると、これは、要求挿入器２３に要求バス
（２０）上に要求を送るように命令し、次に、このロー
カル・セグメントに対する適当な空のスロットの決定に
進む。この決定は、このセグメントをそのデータ挿入器
の送信待ち行列２６内に挿入することによって達成され
る。この待ち行列の全ての他の要素は、データ挿入器２
２によってバス２０からＯＲゲート２４を介して受信さ
れた下流ノードからの要求である。送信待ち行列内の幾
らかの要求は、ローカル・データ・セグメントの前に到
達したものであり、これらはこの前に置かれるが、他の
要求は、後に到達したものであり、この後に置かれる。
データ挿入器２２は、データ・バス１０上に空のスロッ
トが通り過ぎる度にその送信待ち行列２６を処理する。
送信待ち行列２６の先頭の所の項目が下流ノードからの
要求であるときは、データ挿入器２２は、空のスロット
がパスするのを見過ごす。先頭の項目がローカル・デー
タ・セグメントであるときは、ビジー・ビットがセット
され、このスロットに加えられ、このスロットとともに
伝送される。
【００２６】送信待ち行列２６は、一つの１ビット・レ
ジスター及び二つのカウンターにて実現できる。１ビッ
ト・レジスターは、待ち行列内にローカル・データ・セ
グメントが存在するか否かを示し、二つのカウンター
は、データ挿入器の所にローカル・データ・セグメント
が到着する前及び後にバス２０上に到着した要求の数を
示す。
ジスター及び二つのカウンターにて実現できる。１ビッ
ト・レジスターは、待ち行列内にローカル・データ・セ
グメントが存在するか否かを示し、二つのカウンター
は、データ挿入器の所にローカル・データ・セグメント
が到着する前及び後にバス２０上に到着した要求の数を
示す。
【００２７】実際にバンド幅バランシング係数Ｆを説明
する回路は図２の実施態様内においてはセグメント・カ
ウンター２５を通じて実現される。カウンター２５は、
データ・セグメントをこれらがＦＩＦＯ２１からデータ
挿入器２２によって取られる度にカウントする。Ｆこの
データ・セグメントがカウントされると、カウンター２
５は、それ自体をゼロにリセットし、ＯＲゲート２４に
対する信号を生成する。データ挿入器は、この信号を、
ＯＲゲート２４を介して、これらがあたかも（バス２０
に対して）上流ノードからの要求であるかのように受信
する。この人為的なローカル要求があると、データ挿入
器２２は、スロットを未分配のままとし、これがバンド
幅バランシング機能を遂行する。
する回路は図２の実施態様内においてはセグメント・カ
ウンター２５を通じて実現される。カウンター２５は、
データ・セグメントをこれらがＦＩＦＯ２１からデータ
挿入器２２によって取られる度にカウントする。Ｆこの
データ・セグメントがカウントされると、カウンター２
５は、それ自体をゼロにリセットし、ＯＲゲート２４に
対する信号を生成する。データ挿入器は、この信号を、
ＯＲゲート２４を介して、これらがあたかも（バス２０
に対して）上流ノードからの要求であるかのように受信
する。この人為的なローカル要求があると、データ挿入
器２２は、スロットを未分配のままとし、これがバンド
幅バランシング機能を遂行する。
【００２８】勿論、複数優先トラヒックの場合は状況が
異なる。但し、本発明の原理によると、Ｆをここでも網
の伝送資源をバランスさせるために有効に使用すること
ができる。より具体的には、ＤＱＤＢ網内の様々な異な
るノードが異なる優先度にてトラヒックを申し出るよう
な状況においては、バンド幅バランシングは、バンド幅
バランシング係数Ｆがそのノードのトラヒックの優先レ
ベルに従って個々のノードの所で異なる値を取ることを
許すことによって達成される。つまり、複数のバンド幅
バランシング係数Ｆ1 、．．．Ｆp 、．．．ＦP が使用
される。ここで、Ｆ1 は優先度１（最も低い優先度）の
トラヒックに対するバンド幅バランシング係数であり、
ＦP は優先度Ｐ（最も高い優先度）に対する一つの異な
るバンド幅バランシング係数であり、そしてＦp は、”
中間”優先度ｐのトラヒックに対する一つの”中間”バ
ンド幅バランシング係数である。個々のノードがデータ
・トラヒックをその選択された優先レベルにて伝送する
ことが許されたときの未使用容量Ｕは、
異なる。但し、本発明の原理によると、Ｆをここでも網
の伝送資源をバランスさせるために有効に使用すること
ができる。より具体的には、ＤＱＤＢ網内の様々な異な
るノードが異なる優先度にてトラヒックを申し出るよう
な状況においては、バンド幅バランシングは、バンド幅
バランシング係数Ｆがそのノードのトラヒックの優先レ
ベルに従って個々のノードの所で異なる値を取ることを
許すことによって達成される。つまり、複数のバンド幅
バランシング係数Ｆ1 、．．．Ｆp 、．．．ＦP が使用
される。ここで、Ｆ1 は優先度１（最も低い優先度）の
トラヒックに対するバンド幅バランシング係数であり、
ＦP は優先度Ｐ（最も高い優先度）に対する一つの異な
るバンド幅バランシング係数であり、そしてＦp は、”
中間”優先度ｐのトラヒックに対する一つの”中間”バ
ンド幅バランシング係数である。個々のノードがデータ
・トラヒックをその選択された優先レベルにて伝送する
ことが許されたときの未使用容量Ｕは、
【数６】 であり、優先度ｐのトラヒックを運ぶノードが到達する
ことが許されるスループットは、Ｆp に未分配容量を掛
けた値に制限される。従って、
ことが許されるスループットは、Ｆp に未分配容量を掛
けた値に制限される。従って、
【数７】 であり、式１１は、以下のように書くこともできる。
【数８】
【００２９】このスキームは、同一優先レベルにてアク
ティブな全てのノードが同一バンド幅を得ると言う意味
において公平である。異なる優先度にて伝送を行なうノ
ードは、それらの優先レベルのバンド幅バランシング係
数に比例するバンド幅を得る。これは、より高い優先度
のトラヒックを運ぶノードにより大きな容量を与えるよ
うに配慮する。わきにそれるが、便宜上、バンド幅バラ
ンシング係数Ｆi （１≦ｉ≦Ｐ）は整数であると想定さ
れるが、但し、実際には、有理数を使用することもでき
る。この時点において、個々のノードは、ビジー・スロ
ットの優先レベル及び予約欄の優先レベルについては完
全に知らないことに注意する（但し、後者についての情
報は、図１のスロット構造から簡単に得ることができ
る）。個々のノードは、それ自体のデータの優先レベル
のみの認識を持ち、それ自体をこの情報に従ってのみ絞
る。
ティブな全てのノードが同一バンド幅を得ると言う意味
において公平である。異なる優先度にて伝送を行なうノ
ードは、それらの優先レベルのバンド幅バランシング係
数に比例するバンド幅を得る。これは、より高い優先度
のトラヒックを運ぶノードにより大きな容量を与えるよ
うに配慮する。わきにそれるが、便宜上、バンド幅バラ
ンシング係数Ｆi （１≦ｉ≦Ｐ）は整数であると想定さ
れるが、但し、実際には、有理数を使用することもでき
る。この時点において、個々のノードは、ビジー・スロ
ットの優先レベル及び予約欄の優先レベルについては完
全に知らないことに注意する（但し、後者についての情
報は、図１のスロット構造から簡単に得ることができ
る）。個々のノードは、それ自体のデータの優先レベル
のみの認識を持ち、それ自体をこの情報に従ってのみ絞
る。
【００３０】上記は、網内の個々のノードが任意の時間
に送信することを望む一つのパースルのみを持つような
状況に対処する。勿論、一つのノードが複数の優先レベ
ルのトラヒックを持つ場合はどうなるのかと言う疑問が
直ちに浮かぶ。つまり、個々のノードが複数のパースル
を持つ、あるいは少なくとも持つことが許されるような
状況が考えられる。バンド幅の公平な割り当てを保証す
るための二つのアプローチが適用できる。片方は、時分
割多重に類似し、他方は、どちらかと言えば、空間分割
多重に類似する。
に送信することを望む一つのパースルのみを持つような
状況に対処する。勿論、一つのノードが複数の優先レベ
ルのトラヒックを持つ場合はどうなるのかと言う疑問が
直ちに浮かぶ。つまり、個々のノードが複数のパースル
を持つ、あるいは少なくとも持つことが許されるような
状況が考えられる。バンド幅の公平な割り当てを保証す
るための二つのアプローチが適用できる。片方は、時分
割多重に類似し、他方は、どちらかと言えば、空間分割
多重に類似する。
【００３１】”時分割”アプローチにおいては、個々の
ノードは、そのパースルをそれらの優先レベルの順番に
並べ、これはこれらパースルを網に順番に送る。従っ
て、このアプローチにおいては、任意の時間において、
個々のノードは、一つのパースルのみを処理でき、個々
のノード内において、（このノード内のパースルの中
の）最も高い優先度のパースルＰが優先アクセスを持
つ。網に関して述べれば、動作は式１０に従う。最も高
い優先度のパースルが十分な需要を持つ場合（つまり、
送信されるべき多くのデータがある場合）、そのノード
のスループットは、最も高い優先度のパースルに対する
権利と一致する。然しながら、このケースにおいては、
このノードの所のより低い優先度のパースルは全く処理
を受けない。一方、最も優先度の高いパースルのトラヒ
ック負荷がそのノードに対する割り当て以下であるとき
は、最も高い優先度のパースルがそれが要求する全ての
バンド幅を得て、ノードｎ内のより低い優先度を持つパ
ースルが残りの容量の幾らかを使用する。例えば、二つ
のパースル（優先度Ｐ及びＰ−１）の場合、これらの使
用は、これら二つのスループット制限の適当に重み付け
された平均によって以下のように限定される。
ノードは、そのパースルをそれらの優先レベルの順番に
並べ、これはこれらパースルを網に順番に送る。従っ
て、このアプローチにおいては、任意の時間において、
個々のノードは、一つのパースルのみを処理でき、個々
のノード内において、（このノード内のパースルの中
の）最も高い優先度のパースルＰが優先アクセスを持
つ。網に関して述べれば、動作は式１０に従う。最も高
い優先度のパースルが十分な需要を持つ場合（つまり、
送信されるべき多くのデータがある場合）、そのノード
のスループットは、最も高い優先度のパースルに対する
権利と一致する。然しながら、このケースにおいては、
このノードの所のより低い優先度のパースルは全く処理
を受けない。一方、最も優先度の高いパースルのトラヒ
ック負荷がそのノードに対する割り当て以下であるとき
は、最も高い優先度のパースルがそれが要求する全ての
バンド幅を得て、ノードｎ内のより低い優先度を持つパ
ースルが残りの容量の幾らかを使用する。例えば、二つ
のパースル（優先度Ｐ及びＰ−１）の場合、これらの使
用は、これら二つのスループット制限の適当に重み付け
された平均によって以下のように限定される。
【数９】
【００３２】このようにして、様々なトラヒック・パー
スルのスループットが優先度Ｐから優先度１まで順次決
定される。ｒp （ｎ）に対する式は以下の通りである。
スルのスループットが優先度Ｐから優先度１まで順次決
定される。ｒp （ｎ）に対する式は以下の通りである。
【数１０】
【００３３】Ｕをパースル・スループットｒp （ｎ）に
て表現すると、式１２は、未知数ｒp （ｎ）内のセット
の殆ど線型の式（個々のノード及び優先レベルに対して
一つ）を表わす。個々のノードがその最も高い優先度の
パースルに大きな需要を持ち（ρq （ｎ）は式１２内で
は”重要でない”）、優先レベルｐの所でアクティブな
Ｎp 個のノードが存在するような特別のケースにおいて
は、これらの式の解は、以下のような単純な形式を持
つ。
て表現すると、式１２は、未知数ｒp （ｎ）内のセット
の殆ど線型の式（個々のノード及び優先レベルに対して
一つ）を表わす。個々のノードがその最も高い優先度の
パースルに大きな需要を持ち（ρq （ｎ）は式１２内で
は”重要でない”）、優先レベルｐの所でアクティブな
Ｎp 個のノードが存在するような特別のケースにおいて
は、これらの式の解は、以下のような単純な形式を持
つ。
【数１１】
【００３４】これは、例えば、三つの優先レベルが存在
する場合、Ｆ3 ＝８、Ｆ2 ＝４、そしてＦ1 ＝２、及び
個々の優先レベルにおいて重い需要を持つ一つのノード
が存在するような状況においては、ノード・スループッ
ト率は、バス容量の８／１５、４／１４、及び２／１
５、そして未使用バンド幅は、１／１５であることを意
味する。
する場合、Ｆ3 ＝８、Ｆ2 ＝４、そしてＦ1 ＝２、及び
個々の優先レベルにおいて重い需要を持つ一つのノード
が存在するような状況においては、ノード・スループッ
ト率は、バス容量の８／１５、４／１４、及び２／１
５、そして未使用バンド幅は、１／１５であることを意
味する。
【００３５】基本的に”ローカル、パー・ノード（loca
l,per node）”アプローチであるバンド幅バランシング
の上に説明の”時分割”アプローチは、スロット見出し
が、一つのビジー・ビット及び一つの要求ビットを含む
ことのみを要求する。前述のように、バス１０及び２０
上の予約あるいはビジー指標の優先レベルは、重要では
ない。式１３を実現するためには、ノードは、到着ビジ
ー・ビット及び要求ビットに以下のように応答すべきで
ある。
l,per node）”アプローチであるバンド幅バランシング
の上に説明の”時分割”アプローチは、スロット見出し
が、一つのビジー・ビット及び一つの要求ビットを含む
ことのみを要求する。前述のように、バス１０及び２０
上の予約あるいはビジー指標の優先レベルは、重要では
ない。式１３を実現するためには、ノードは、到着ビジ
ー・ビット及び要求ビットに以下のように応答すべきで
ある。
【数１２】
【００３６】図３の実施態様は、このバンド幅バランシ
ング・アプローチを遂行するための一つのアプローチを
図解する。図３に示されるように、図示されるノード
は、図２の実施態様と非常に良く似ている。これは図２
の実施態様と、ＦＩＦＯ２１の代わりに、図３は、優先
スケジューラ２７を使用する点が異なる。スケジューラ
２７は、ＦＩＦＯ２１と同一の機能を遂行するが、ただ
し、これはまた、ユーザーから到着するパースルを優先
度に従って高い優先度のパースルが低い優先度のパース
ルよりも絶対的な優先を持つように並べる。カウンター
３７は、これら優先の変動を考慮し、またバンド幅バラ
ンシング係数の機能を遂行できなければならない。一つ
のアプローチは、単に、このカウンターに対する異なる
域値を持つ方法である。別の方法においては、カウンタ
ー３７に一つの固定された域値が採用されるが、ただ
し、カウンティングが異なるサイズのステップにて遂行
される。例えば、Ｆが最も高い優先度に対して１６、次
の優先レベルに対して８、そして最も低い優先レベルに
対して４である場合、１６にセットされた域値を持つカ
ウンター３７が使用され、最も高い優先度のトラヒック
に対してステップ１でカウントし、中間の優先度のトラ
ヒックに対してステップ２でカウントし、そして、低い
優先度のトラヒックに対してステップ４でカウントす
る。前と同様に、カウンター３７がその域値に到達する
と、一つの信号が”要求”をシミュレートするために
（ＯＲゲート２４）を介してデータ挿入器２２に送られ
る。
ング・アプローチを遂行するための一つのアプローチを
図解する。図３に示されるように、図示されるノード
は、図２の実施態様と非常に良く似ている。これは図２
の実施態様と、ＦＩＦＯ２１の代わりに、図３は、優先
スケジューラ２７を使用する点が異なる。スケジューラ
２７は、ＦＩＦＯ２１と同一の機能を遂行するが、ただ
し、これはまた、ユーザーから到着するパースルを優先
度に従って高い優先度のパースルが低い優先度のパース
ルよりも絶対的な優先を持つように並べる。カウンター
３７は、これら優先の変動を考慮し、またバンド幅バラ
ンシング係数の機能を遂行できなければならない。一つ
のアプローチは、単に、このカウンターに対する異なる
域値を持つ方法である。別の方法においては、カウンタ
ー３７に一つの固定された域値が採用されるが、ただ
し、カウンティングが異なるサイズのステップにて遂行
される。例えば、Ｆが最も高い優先度に対して１６、次
の優先レベルに対して８、そして最も低い優先レベルに
対して４である場合、１６にセットされた域値を持つカ
ウンター３７が使用され、最も高い優先度のトラヒック
に対してステップ１でカウントし、中間の優先度のトラ
ヒックに対してステップ２でカウントし、そして、低い
優先度のトラヒックに対してステップ４でカウントす
る。前と同様に、カウンター３７がその域値に到達する
と、一つの信号が”要求”をシミュレートするために
（ＯＲゲート２４）を介してデータ挿入器２２に送られ
る。
【００３７】一つのノードの所で様々なトラヒック・パ
ースルをこれらがあたかも別個のノードから来るように
処理する場合は（”空間分割”アプローチ）、異なるモ
ードの動作となる。このような構成においては、優先度
ｐのパースルは、そのスループットを空きのバス容量の
倍数Ｆp に制限するように要請され、これよりも小さな
需要を持つパースルは、それらが望む全てのバンド幅を
得ることができる。このような構成においては、パース
ルの結果としてのスループットは、以下のようになる。
ースルをこれらがあたかも別個のノードから来るように
処理する場合は（”空間分割”アプローチ）、異なるモ
ードの動作となる。このような構成においては、優先度
ｐのパースルは、そのスループットを空きのバス容量の
倍数Ｆp に制限するように要請され、これよりも小さな
需要を持つパースルは、それらが望む全てのバンド幅を
得ることができる。このような構成においては、パース
ルの結果としてのスループットは、以下のようになる。
【数１３】 これは、以下のように書くこともできる。
【数１４】
【００３８】このスキームは、同一優先レベルの全ての
速度制御されたパースルが同一バンド幅を得ると言う意
味において公平である。異なる優先レベルのパースル
は、それらのバンド幅バランシング係数Ｆp に比例する
バンド幅を供給される。
速度制御されたパースルが同一バンド幅を得ると言う意
味において公平である。異なる優先レベルのパースル
は、それらのバンド幅バランシング係数Ｆp に比例する
バンド幅を供給される。
【００３９】前の式との関連で、式１５は、未知数ｒp
（ｎ）内のセットの殆ど線型の式（個々のノード及び優
先レベルに対して一つ）表わすことに注意する。優先レ
ベルｐの全てのＮp 個のパースルが重い需要を持つよう
な特別なケースにおいては、これら式の解は、式１３の
単純な形式を持つ。従って、例えば、三つの優先レベル
が存在し、Ｆ3 ＝８、Ｆ2＝４、及びＦ1 ＝２の場合、
一つの高優先度パースル、二つの中間優先度パースル、
及び一つの低優先度パースルが存在すると想定すると、
これらパースルのスループット率は、バス容量の８／１
９、４／１９、４／１９、及び２／１９、そして未使用
バンド幅は、１／１９である。このアプローチにおいて
は、”ノード”の概念が本質的に失われることに注意す
る。
（ｎ）内のセットの殆ど線型の式（個々のノード及び優
先レベルに対して一つ）表わすことに注意する。優先レ
ベルｐの全てのＮp 個のパースルが重い需要を持つよう
な特別なケースにおいては、これら式の解は、式１３の
単純な形式を持つ。従って、例えば、三つの優先レベル
が存在し、Ｆ3 ＝８、Ｆ2＝４、及びＦ1 ＝２の場合、
一つの高優先度パースル、二つの中間優先度パースル、
及び一つの低優先度パースルが存在すると想定すると、
これらパースルのスループット率は、バス容量の８／１
９、４／１９、４／１９、及び２／１９、そして未使用
バンド幅は、１／１９である。このアプローチにおいて
は、”ノード”の概念が本質的に失われることに注意す
る。
【００４０】”ローカル、パー・パースル（local,per
parcel）”アプローチと呼ばれるバンド幅バランシング
のこの”空間分割”バージョンを実現するためには、ス
ロット見出しは、ビジー・ビット及び一つの要求ビット
を含むことのみを要求する（つまり、ここでも、優先レ
ベル情報は必要でない）。式１５を実現するためには、
優先度ｐのトラヒックを扱う個々のノードのセクション
は、到達するビジー・ビット及び要求ビットに対して以
下のように応答しなければならない。Ｓp （ｎ，ｔ）≦
Ｆp ・Ｕ（ｎ，ｔ）
parcel）”アプローチと呼ばれるバンド幅バランシング
のこの”空間分割”バージョンを実現するためには、ス
ロット見出しは、ビジー・ビット及び一つの要求ビット
を含むことのみを要求する（つまり、ここでも、優先レ
ベル情報は必要でない）。式１５を実現するためには、
優先度ｐのトラヒックを扱う個々のノードのセクション
は、到達するビジー・ビット及び要求ビットに対して以
下のように応答しなければならない。Ｓp （ｎ，ｔ）≦
Ｆp ・Ｕ（ｎ，ｔ）
【００４１】図４に示されるような式１７の最も率直な
実現においては、ノードは個々の優先レベルに対してデ
ータを管理するための別個のセクションを持つ。セクシ
ョン１１−１、１１−ｐ及び１１−Ｐが示されるが、こ
れらは、それぞれ、優先度１、優先度ｐ、優先度Ｐのパ
ースルを扱う。Ｐは最も高い優先レベルであり、ｐは、
１よりも高いがＰより低い優先レベルである。各々のセ
クションは、それ自体のデータ挿入器２２、要求挿入器
２３、ローカルＦＩＦＯ２１、ゲート２８、及び許可カ
ウンター２９を持つ。不等式１７は、優先度ｐのノード
・セクションによって以下のように実現される。データ
挿入器２２が未分配スロット（ビジーでもなく、下流ノ
ードに対して予約されてもいず、あるいは優先度ｐのロ
ーカル・データ・セグメントを送信するために使用もさ
れてないスロット）を見つけると、これは、この許可カ
ウンター２９をバンド幅バランシング係数Ｆp だけ増分
することによってＦp 許可を生成する。ゲート２８は、
カウンター２９が正でない限りＦＩＦＯ２１セグメント
がデータ挿入器２２に到達することを阻止する。カウン
ター２９が正である間に、データ挿入器２２は、ＦＩＦ
Ｏ２１からセグメントを取り、これをその送信待ち行列
２６（図４には示されないが、図２には示される）内に
挿入する。この送信待ち行列内において、バス２０から
受信された要求は前述のようにそれらの到達の時間に従
って並べられる。個々のビジーでないスロットが出現す
る度に、データ挿入器２２は、送信待ち行列２６が下流
ノードからの要求を処理している限り、そのビジーでな
いスロットが空の状態でパスすることを許す。ＦＩＦＯ
２１からのセグメントが送信待ち行列の先頭に到達する
と、データ挿入器２２は、そのセグメントをビジーでな
いスロット内に挿入して、スロットをビジーとマーク
し、カウンター２９を１カウント減分する。カウンター
２９は、ＦＩＦＯ２１内にセグメントがなくなると、ゼ
ロにリセットする。ＦＩＦＯ２１内のセグメントがなく
なった、あるいは、Ｆ個のセグメントが挿入されたため
に、カウンター２９がゼロになると、ゲート２８の動作
は、データ挿入器２２がローカルＦＩＦＯ２１から別の
データ・セグメントを取ることを阻止する。この状態
は、一つのスロットが未分配のままとなるまで継続さ
れ、未分配となると、上のプロセスが反復される。
実現においては、ノードは個々の優先レベルに対してデ
ータを管理するための別個のセクションを持つ。セクシ
ョン１１−１、１１−ｐ及び１１−Ｐが示されるが、こ
れらは、それぞれ、優先度１、優先度ｐ、優先度Ｐのパ
ースルを扱う。Ｐは最も高い優先レベルであり、ｐは、
１よりも高いがＰより低い優先レベルである。各々のセ
クションは、それ自体のデータ挿入器２２、要求挿入器
２３、ローカルＦＩＦＯ２１、ゲート２８、及び許可カ
ウンター２９を持つ。不等式１７は、優先度ｐのノード
・セクションによって以下のように実現される。データ
挿入器２２が未分配スロット（ビジーでもなく、下流ノ
ードに対して予約されてもいず、あるいは優先度ｐのロ
ーカル・データ・セグメントを送信するために使用もさ
れてないスロット）を見つけると、これは、この許可カ
ウンター２９をバンド幅バランシング係数Ｆp だけ増分
することによってＦp 許可を生成する。ゲート２８は、
カウンター２９が正でない限りＦＩＦＯ２１セグメント
がデータ挿入器２２に到達することを阻止する。カウン
ター２９が正である間に、データ挿入器２２は、ＦＩＦ
Ｏ２１からセグメントを取り、これをその送信待ち行列
２６（図４には示されないが、図２には示される）内に
挿入する。この送信待ち行列内において、バス２０から
受信された要求は前述のようにそれらの到達の時間に従
って並べられる。個々のビジーでないスロットが出現す
る度に、データ挿入器２２は、送信待ち行列２６が下流
ノードからの要求を処理している限り、そのビジーでな
いスロットが空の状態でパスすることを許す。ＦＩＦＯ
２１からのセグメントが送信待ち行列の先頭に到達する
と、データ挿入器２２は、そのセグメントをビジーでな
いスロット内に挿入して、スロットをビジーとマーク
し、カウンター２９を１カウント減分する。カウンター
２９は、ＦＩＦＯ２１内にセグメントがなくなると、ゼ
ロにリセットする。ＦＩＦＯ２１内のセグメントがなく
なった、あるいは、Ｆ個のセグメントが挿入されたため
に、カウンター２９がゼロになると、ゲート２８の動作
は、データ挿入器２２がローカルＦＩＦＯ２１から別の
データ・セグメントを取ることを阻止する。この状態
は、一つのスロットが未分配のままとなるまで継続さ
れ、未分配となると、上のプロセスが反復される。
【００４２】図５には、よりコンパクトな実現が示され
る。ここでは、ノードは、一つのセクションのみを持
ち、一つのデータ挿入器３２及び一つの要求挿入器３１
によって全ての優先レベルのデータが管理される。ただ
し、個々の優先に対する別個のローカルＦＩＦＯ待ち行
列（３１−１、３１−ｐ、３１−Ｐ）、並びに別個の許
可カウンター３３及びゲート３４が要求される。これに
加えて、図５は、ゲート３４に応答し、その信号をデー
タ挿入器３２に加えるローカル優先待ち行列３５を含
む。許可を持つ全てのローカル・データ・セグメント
は、別個のローカルＦＩＦＯ３１内ではなく、一つの待
ち行列３５内に格納される。データ挿入器３２は、待ち
行列３５からローカル・データ・セグメントを一度に一
つづつ処理する。
る。ここでは、ノードは、一つのセクションのみを持
ち、一つのデータ挿入器３２及び一つの要求挿入器３１
によって全ての優先レベルのデータが管理される。ただ
し、個々の優先に対する別個のローカルＦＩＦＯ待ち行
列（３１−１、３１−ｐ、３１−Ｐ）、並びに別個の許
可カウンター３３及びゲート３４が要求される。これに
加えて、図５は、ゲート３４に応答し、その信号をデー
タ挿入器３２に加えるローカル優先待ち行列３５を含
む。許可を持つ全てのローカル・データ・セグメント
は、別個のローカルＦＩＦＯ３１内ではなく、一つの待
ち行列３５内に格納される。データ挿入器３２は、待ち
行列３５からローカル・データ・セグメントを一度に一
つづつ処理する。
【００４３】より詳細には、データ挿入器３２は、下流
ノードにパスされる未分配ノードを観察する度に、個々
の優先レベルｐに対するＦp 許可を生成する。つまり、
これは、個々のローカルＦＩＦＯ３１−ｉに、待ち行列
３５に最高Ｆi 個までのデータ・セグメントあるいはパ
ケットを送信するように命令する。これは、図５におい
ては、カウンター３１によって達成される。カウンター
は、対応するバンド幅バランシング係数だけ増分され、
個々のセグメントの対応するローカルＦＩＦＯ３３から
ローカル待ち行列３５への送信とともに減分される。
ノードにパスされる未分配ノードを観察する度に、個々
の優先レベルｐに対するＦp 許可を生成する。つまり、
これは、個々のローカルＦＩＦＯ３１−ｉに、待ち行列
３５に最高Ｆi 個までのデータ・セグメントあるいはパ
ケットを送信するように命令する。これは、図５におい
ては、カウンター３１によって達成される。カウンター
は、対応するバンド幅バランシング係数だけ増分され、
個々のセグメントの対応するローカルＦＩＦＯ３３から
ローカル待ち行列３５への送信とともに減分される。
【００４４】ローカル待ち行列がデータを含み、データ
挿入器３２内の送信待ち行列３６が待ち行列３５から取
られたローカル・データ・セグメントを含まないとき
は、このセグメントは送信待ち行列内にバス２０から前
に到達した要求の後ろに挿入される。バス１０上にビジ
ーでないスロットが出現する度に、ローカル送信待ち行
列３６が処理される。（ローカル待ち行列３５からの）
ローカル・データ・セグメントが送信待ち行列３６の先
頭に到達すると、このローカル・データ・セグメントが
バス１０のこのビジーでないスロット内に挿入され、こ
のスロットのビジー・ビットがセットされる。次に、ロ
ーカル待ち行列３５がローカル・データ・セグメントを
送信待ち行列に挿入するこのプロセスが反復される。ロ
ーカル待ち行列３５が空になると、データ挿入器３２
は、バス１０上の未分配のスロットが適当な時間にパス
することを許し、この全プロセスが反復され、待ち行列
３５が再びＦＩＦＯ３１から満たされる。未分配のスロ
ットがバス１０上に送られるこの”適当な時間”を決定
するための二つのアプローチが存在する。一つは、ロー
カル待ち行列３５が空で、そして送信待ち行列３６が空
の時である。もう一つのアプローチは、ローカル待ち行
列３５が空で、そして送信待ち行列３６内の待ち行列３
５が空になった以降集められた要求が満たされた時であ
る。
挿入器３２内の送信待ち行列３６が待ち行列３５から取
られたローカル・データ・セグメントを含まないとき
は、このセグメントは送信待ち行列内にバス２０から前
に到達した要求の後ろに挿入される。バス１０上にビジ
ーでないスロットが出現する度に、ローカル送信待ち行
列３６が処理される。（ローカル待ち行列３５からの）
ローカル・データ・セグメントが送信待ち行列３６の先
頭に到達すると、このローカル・データ・セグメントが
バス１０のこのビジーでないスロット内に挿入され、こ
のスロットのビジー・ビットがセットされる。次に、ロ
ーカル待ち行列３５がローカル・データ・セグメントを
送信待ち行列に挿入するこのプロセスが反復される。ロ
ーカル待ち行列３５が空になると、データ挿入器３２
は、バス１０上の未分配のスロットが適当な時間にパス
することを許し、この全プロセスが反復され、待ち行列
３５が再びＦＩＦＯ３１から満たされる。未分配のスロ
ットがバス１０上に送られるこの”適当な時間”を決定
するための二つのアプローチが存在する。一つは、ロー
カル待ち行列３５が空で、そして送信待ち行列３６が空
の時である。もう一つのアプローチは、ローカル待ち行
列３５が空で、そして送信待ち行列３６内の待ち行列３
５が空になった以降集められた要求が満たされた時であ
る。
【００４５】個々のノードが個々の優先レベルの他のノ
ードからのトラヒックに起因するバス１０の利用率を決
定できるときは、さらに別のバンド幅バランシング・ア
プローチをＤＱＤＢ網内に実現することができる。換言
すれば、他のノードのトラヒックの優先度をノード自体
を絞るときに考慮することができる。ただし、これは、
対称的に行なうと最も有効である。つまり、予約された
スロット内のトラヒック及びビジー（空きの）スロット
内のトラヒックの優先度を考慮すると効果的である。こ
れを達成するためには、バス容量の追加の尺度、つま
り、優先度ｐ及びそれ以上のパースルによって残された
容量が考察される。この容量は、以下によって与えられ
る。
ードからのトラヒックに起因するバス１０の利用率を決
定できるときは、さらに別のバンド幅バランシング・ア
プローチをＤＱＤＢ網内に実現することができる。換言
すれば、他のノードのトラヒックの優先度をノード自体
を絞るときに考慮することができる。ただし、これは、
対称的に行なうと最も有効である。つまり、予約された
スロット内のトラヒック及びビジー（空きの）スロット
内のトラヒックの優先度を考慮すると効果的である。こ
れを達成するためには、バス容量の追加の尺度、つま
り、優先度ｐ及びそれ以上のパースルによって残された
容量が考察される。この容量は、以下によって与えられ
る。
【数１５】
【００４６】ノードｎが予約ビット内及びビジー・スロ
ット内のデータの優先レベルを観察できる場合、これ
は、ノードｎによって時間ｔにおいて優先度ｐあるいは
それ以上のパースルに分配されないバス容量であるＵ
p+1 を測定することができる。
ット内のデータの優先レベルを観察できる場合、これ
は、ノードｎによって時間ｔにおいて優先度ｐあるいは
それ以上のパースルに分配されないバス容量であるＵ
p+1 を測定することができる。
【数１６】
【００４７】バンド幅バランシングは、このアプローチ
においては、優先度ｐのパースルにそのスループットを
ｐに等しいかそれ以上の優先度のパースルによって使用
されない予備のバス容量のある倍数Ｆp に制限するよう
に要請することによって達成される。この限界よりも少
ない需要を持つパースルは、勿論、それ自体を制限する
必要はない。
においては、優先度ｐのパースルにそのスループットを
ｐに等しいかそれ以上の優先度のパースルによって使用
されない予備のバス容量のある倍数Ｆp に制限するよう
に要請することによって達成される。この限界よりも少
ない需要を持つパースルは、勿論、それ自体を制限する
必要はない。
【００４８】このアプローチによると、ノードｎの所の
パースルｐのスループットは以下によって与えられる。
パースルｐのスループットは以下によって与えられる。
【数１７】 これは、以下のように書くこともできる。
【数１８】
【００４９】このスキームは、同一優先レベルの網内の
全ての速度制御されたパースルが同一のバンド幅を得る
と言う意味において公平である。
全ての速度制御されたパースルが同一のバンド幅を得る
と言う意味において公平である。
【００５０】様々な優先レベルを横断してのバンド幅の
割り当ては、以下のように行なわれる。最初に、全バス
容量があたかもそれ以下の優先度のパースルが存在しな
いかのように最も高い優先度のパースルを通じてバンド
幅バランスされる。バンド幅バランシングは、幾らかの
バス容量がこの最も高い優先度のパースルによって未使
用のまま残されることを保証する。この未使用のバンド
幅が次に第二に高い優先度のパースルを通じてバンド幅
バランシングされる。第二に高い優先度のパースルが処
理された後に残されたバンド幅が次に第三に高い優先度
のパースルを通じてバンド幅バランスされ、以下同様に
行なわれる。このアプローチにおいては、前に説明され
たアプローチとは対比的に、任意の優先度のパースルに
よって達成されるスループットは、網内のどこかに存在
するより低い優先度のパースルに依存いないことに注意
する。
割り当ては、以下のように行なわれる。最初に、全バス
容量があたかもそれ以下の優先度のパースルが存在しな
いかのように最も高い優先度のパースルを通じてバンド
幅バランスされる。バンド幅バランシングは、幾らかの
バス容量がこの最も高い優先度のパースルによって未使
用のまま残されることを保証する。この未使用のバンド
幅が次に第二に高い優先度のパースルを通じてバンド幅
バランシングされる。第二に高い優先度のパースルが処
理された後に残されたバンド幅が次に第三に高い優先度
のパースルを通じてバンド幅バランスされ、以下同様に
行なわれる。このアプローチにおいては、前に説明され
たアプローチとは対比的に、任意の優先度のパースルに
よって達成されるスループットは、網内のどこかに存在
するより低い優先度のパースルに依存いないことに注意
する。
【００５１】前に説明されたアプローチと同様に、式２
１は未知数ｒp （ｎ）内のセットの殆ど線型の式（各々
のノード及び優先レベルに対して一つ）を表わす。優先
レベルｐの全てのＮp 個のパースルが重い需要を持つよ
うな特別のケースにおいては、これら式の解は以下のよ
うな単純な形式を持つ。
１は未知数ｒp （ｎ）内のセットの殆ど線型の式（各々
のノード及び優先レベルに対して一つ）を表わす。優先
レベルｐの全てのＮp 個のパースルが重い需要を持つよ
うな特別のケースにおいては、これら式の解は以下のよ
うな単純な形式を持つ。
【数１９】
【００５２】これは、Ｆ1 ＝Ｆ2 ＝Ｆ3 ＝Ｆ4 であり、
一つの高優先パースル、二つの中間優先度のパースル、
及び一つの低優先度のパースルが存在する場合、これら
パースルのスループット率は、バス容量の４／５、４／
４５、４／４５、及び４／２２５、そして未使用のバン
ド幅は、１／２２５であることを意味する。
一つの高優先パースル、二つの中間優先度のパースル、
及び一つの低優先度のパースルが存在する場合、これら
パースルのスループット率は、バス容量の４／５、４／
４５、４／４５、及び４／２２５、そして未使用のバン
ド幅は、１／２２５であることを意味する。
【００５３】バンド幅バランシングのこの”グローバル
・パー・パースル（global,per-parcel ）”のために
は、スロット見出しは、ビジー・ビット、ビジー・スロ
ット内のデータ・セグメントの優先レベルの指標、及び
要求の優先レベルの指標を含まなければならない。要求
の優先度に関しては、現在のスロット割り当ては、各々
の優先レベルに対して一つの要求ビットを持つ複数ビッ
ト要求欄（図１参照）を提供するが、これは、この要求
欄内においてセットされる特定のビットを選択すること
によって要求の優先レベルを指定することを可能にす
る。ビジー・スロットの優先情報に関しては、図１の見
出し内の二つの予備ビットを使用することを提案する。
ビジー優先ビット及び要求ビットを読み出すことによっ
て、各々のノードは、バス上の全てのトラヒックの優先
レベルを決定することができる。
・パー・パースル（global,per-parcel ）”のために
は、スロット見出しは、ビジー・ビット、ビジー・スロ
ット内のデータ・セグメントの優先レベルの指標、及び
要求の優先レベルの指標を含まなければならない。要求
の優先度に関しては、現在のスロット割り当ては、各々
の優先レベルに対して一つの要求ビットを持つ複数ビッ
ト要求欄（図１参照）を提供するが、これは、この要求
欄内においてセットされる特定のビットを選択すること
によって要求の優先レベルを指定することを可能にす
る。ビジー・スロットの優先情報に関しては、図１の見
出し内の二つの予備ビットを使用することを提案する。
ビジー優先ビット及び要求ビットを読み出すことによっ
て、各々のノードは、バス上の全てのトラヒックの優先
レベルを決定することができる。
【００５４】式２１を実現するためには、ノードｎは、
到着するビジー及び要求情報に対して、Ｓp （ｎ，ｔ）
≦Ｆp ・Ｕp+（ｎ，ｔ）となるように応答すべきであ
る。
到着するビジー及び要求情報に対して、Ｓp （ｎ，ｔ）
≦Ｆp ・Ｕp+（ｎ，ｔ）となるように応答すべきであ
る。
【００５５】図６は、式２１のバンド幅バランシングを
遂行するための一つの実施態様を表わす。これは、各々
のノード内に複数のセクションを含むが、ここで、個々
のセクションは、異なる優先レベルのデータを管理す
る。こうして、図６には、セクション１１−１、１１−
ｐ、及び１１−Ｐが示される。セクション１１−１は、
セクション１１−ｐの上流であり、優先度１（最も低い
優先度）のデータを管理し、セクション１１−Ｐは、セ
クション１１−ｐの下流であり、優先度Ｐ（最も高い優
先度）のデータを管理する。
遂行するための一つの実施態様を表わす。これは、各々
のノード内に複数のセクションを含むが、ここで、個々
のセクションは、異なる優先レベルのデータを管理す
る。こうして、図６には、セクション１１−１、１１−
ｐ、及び１１−Ｐが示される。セクション１１−１は、
セクション１１−ｐの上流であり、優先度１（最も低い
優先度）のデータを管理し、セクション１１−Ｐは、セ
クション１１−ｐの下流であり、優先度Ｐ（最も高い優
先度）のデータを管理する。
【００５６】図４及び図６のレイアウトは、ノード１１
の実際の物理的実現は必ずしも対応する必要はないが、
機能的には同一であり、従って、本発明の説明の目的で
は、図６の実施態様を説明することは意味を持つ。ただ
し、実際のＤＱＤＢノード内においては、これらセクシ
ョンは、一つのよりコンパクトな実施態様に合体され、
ここでは、これらセクション間の信号法は（バスを通じ
てではなく）明示的に遂行され、また、全てのセクショ
ンは、これらのいずれかが書き込む機会を持つ前に、同
一場所のバスを読み出す。
の実際の物理的実現は必ずしも対応する必要はないが、
機能的には同一であり、従って、本発明の説明の目的で
は、図６の実施態様を説明することは意味を持つ。ただ
し、実際のＤＱＤＢノード内においては、これらセクシ
ョンは、一つのよりコンパクトな実施態様に合体され、
ここでは、これらセクション間の信号法は（バスを通じ
てではなく）明示的に遂行され、また、全てのセクショ
ンは、これらのいずれかが書き込む機会を持つ前に、同
一場所のバスを読み出す。
【００５７】図６においては、各々のセクションは、そ
れ自体のデータ挿入器４２、要求挿入器４３、ローカル
ＦＩＦＯ４１、及びゲート４４を持つ許可カウンター４
５を含む。図４の場合と同様に、データ挿入器４２は、
バス１０をまたぐ。ＦＩＦＯ４１は、ユーザーからのデ
ータを受信し、ＦＩＦＯ４１とデータ挿入器４２との間
には、ゲート４４が位置する。カウンター４５は、デー
タ挿入器４２によってカウンター４５に提供される信号
の結果としてゲート４４を制御する。データ挿入器４２
はまたバス２０をまたぐ要求挿入器４３を制御する。
れ自体のデータ挿入器４２、要求挿入器４３、ローカル
ＦＩＦＯ４１、及びゲート４４を持つ許可カウンター４
５を含む。図４の場合と同様に、データ挿入器４２は、
バス１０をまたぐ。ＦＩＦＯ４１は、ユーザーからのデ
ータを受信し、ＦＩＦＯ４１とデータ挿入器４２との間
には、ゲート４４が位置する。カウンター４５は、デー
タ挿入器４２によってカウンター４５に提供される信号
の結果としてゲート４４を制御する。データ挿入器４２
はまたバス２０をまたぐ要求挿入器４３を制御する。
【００５８】データ挿入器４２は、最大一つの優先度ｐ
のローカル・データ・セグメントを保持することができ
る送信待ち行列４６を含む。バス２０上のノード・セク
ションｐに入って来る優先度ｐあるいはそれ以上の全て
の要求は、送信待ち行列４６の要素となり、ｐより小さ
な優先度の要求は、待ち行列４６に置かれない。バス１
０上に空のスロットが現われると、送信待ち行列４６が
処理される。見出し項目がローカル・データ・セグメン
トであるときは、このスロット見出しは、このスロット
が現在優先度ｐのデータにてビジーであることを示すよ
うに修正され、ローカル・データ・セグメントがこのス
ロットにて伝送される。
のローカル・データ・セグメントを保持することができ
る送信待ち行列４６を含む。バス２０上のノード・セク
ションｐに入って来る優先度ｐあるいはそれ以上の全て
の要求は、送信待ち行列４６の要素となり、ｐより小さ
な優先度の要求は、待ち行列４６に置かれない。バス１
０上に空のスロットが現われると、送信待ち行列４６が
処理される。見出し項目がローカル・データ・セグメン
トであるときは、このスロット見出しは、このスロット
が現在優先度ｐのデータにてビジーであることを示すよ
うに修正され、ローカル・データ・セグメントがこのス
ロットにて伝送される。
【００５９】送信待ち行列４６内において、これら要求
は、第一に優先度によって、次に到着時間によって分類
される。この規律を実現するためにも二つのみのカウン
ターが必要である。片方のカウンターは、送信待ち行列
４６の所にローカル・データ・セグメントの前に到着し
た優先度ｐの要求、及びこれに加えて、到着時間に係わ
らず、ｐよりも大きな優先度の全ての要求をカウントす
る。もう一つのカウンターは、待ち行列４６の所にロー
カル・データ・セグメントの後に到達した優先度ｐの要
求をカウントする（待ち行列４６は、ｐより小さな優先
度の要求を保持しないことに注意する）。
は、第一に優先度によって、次に到着時間によって分類
される。この規律を実現するためにも二つのみのカウン
ターが必要である。片方のカウンターは、送信待ち行列
４６の所にローカル・データ・セグメントの前に到着し
た優先度ｐの要求、及びこれに加えて、到着時間に係わ
らず、ｐよりも大きな優先度の全ての要求をカウントす
る。もう一つのカウンターは、待ち行列４６の所にロー
カル・データ・セグメントの後に到達した優先度ｐの要
求をカウントする（待ち行列４６は、ｐより小さな優先
度の要求を保持しないことに注意する）。
【００６０】不等式２４は、ノードの優先度ｐを扱うセ
クション内において以下のように実現される。データ挿
入器４２が優先度ｐあるいはそれ以上のトラヒックに割
り当てられてないスロットを見つけると、これは、Ｆp
個の許可を生成する（つまり、カウンター４５をバンド
幅バランシング係数だけ増分する）。前に説明されたア
プローチとは異なり、データ挿入器４２がこれらスロッ
トを見つける二つの状況が存在する。つまり、（ａ）ス
ロットが空の状態にて到達し、データ挿入器４２内の送
信待ち行列も空であり、ローカル・データ・セグメント
も下流ノードからの要求も保持しない状況、及び（ｂ）
スロットが既にそのスロットがデータ挿入器４２に到達
したときｐより小さな優先度のセグメントにてビジーで
ある状況が存在する。
クション内において以下のように実現される。データ挿
入器４２が優先度ｐあるいはそれ以上のトラヒックに割
り当てられてないスロットを見つけると、これは、Ｆp
個の許可を生成する（つまり、カウンター４５をバンド
幅バランシング係数だけ増分する）。前に説明されたア
プローチとは異なり、データ挿入器４２がこれらスロッ
トを見つける二つの状況が存在する。つまり、（ａ）ス
ロットが空の状態にて到達し、データ挿入器４２内の送
信待ち行列も空であり、ローカル・データ・セグメント
も下流ノードからの要求も保持しない状況、及び（ｂ）
スロットが既にそのスロットがデータ挿入器４２に到達
したときｐより小さな優先度のセグメントにてビジーで
ある状況が存在する。
【００６１】カウンター４５が正である間、ローカル・
データ・セグメントがゲート４４を通じてＦＩＦＯ４１
からデータ挿入器４２内の送信待ち行列４６に送られる
度にカウンター４５が１カウントだけ減分される。カウ
ンター４５は、ノードが送信すべき優先度ｐのデータを
持たなくなると、ゼロにリセットする。
データ・セグメントがゲート４４を通じてＦＩＦＯ４１
からデータ挿入器４２内の送信待ち行列４６に送られる
度にカウンター４５が１カウントだけ減分される。カウ
ンター４５は、ノードが送信すべき優先度ｐのデータを
持たなくなると、ゼロにリセットする。
【００６２】複数優先度トラヒックをバンド幅バランシ
ングするための様々なアプローチ（ローカル・パー・ノ
ード；ローカル・パー・パースル；及びグローバル・パ
ー・パースル）について上で説明された。これら全ての
方法は、複数のラウンド・トリップ遅延時間の後に次第
に定常状態に収束する。これら三つの方法は、定常状態
にあっても幾らかのバス・バンド幅を無駄にする。好都
合にも、これら全ての方法は、予測が可能である。これ
らノードの定常状態におけるスループット率は、これら
の申し出負荷によってのみ決定されるものであり、これ
らの相対的なバス位置、あるいはこれらの相対的な開始
時間によって決定されることはない。収束速度とバンド
幅バランシング係数を通じて実現されるバス利用率との
間にはトレード・オフが存在する。さらに、これら方法
は、各々のノードが一つの優先レベルのみのトラヒック
を持ち、またそのパースル需要が大きいときは、同一の
優先レベルにおいてアクティブなノードが定常状態にお
いて幾らかのバンド幅を得ると言う意味において公平で
ある。
ングするための様々なアプローチ（ローカル・パー・ノ
ード；ローカル・パー・パースル；及びグローバル・パ
ー・パースル）について上で説明された。これら全ての
方法は、複数のラウンド・トリップ遅延時間の後に次第
に定常状態に収束する。これら三つの方法は、定常状態
にあっても幾らかのバス・バンド幅を無駄にする。好都
合にも、これら全ての方法は、予測が可能である。これ
らノードの定常状態におけるスループット率は、これら
の申し出負荷によってのみ決定されるものであり、これ
らの相対的なバス位置、あるいはこれらの相対的な開始
時間によって決定されることはない。収束速度とバンド
幅バランシング係数を通じて実現されるバス利用率との
間にはトレード・オフが存在する。さらに、これら方法
は、各々のノードが一つの優先レベルのみのトラヒック
を持ち、またそのパースル需要が大きいときは、同一の
優先レベルにおいてアクティブなノードが定常状態にお
いて幾らかのバンド幅を得ると言う意味において公平で
ある。
【００６３】これらの方法は、これらがバス・バンド幅
を様々な優先レベルを横断して割り当てる方法を異にす
る。”ローカル・パー・ノード”スキームにおいては、
各々のノードは、そのスループットをバンド幅バランシ
ング係数と未使用バス容量の積に制限する。このアプロ
ーチにおいては、バンド幅バランシング係数は、ノード
が現在伝送を行なっている優先レベルに従って変動す
る。各々のノードは、それ自体のデータ・セグメントを
厳格な優先順に処理する。つまり、低い優先度のセグメ
ントは、それより高い優先度のセグメントが待ってない
ときにのみ処理される。換言すれば、このスキームは、
バンド幅を全てのノードにそれらの現在の（最も高い優
先レベル）のバンド幅バランシング係数に比例して割り
当てる。より高い優先度のトラヒック・パースルの定常
状態スループットは、同一ノード内のより低い優先度の
パースルの存在によっては影響されないが、これは、他
のノードの所のより低い優先度のパースルの存在には影
響される。上の二つの”パー・パースル”アプローチに
おいては、一つのノード内の全てのアクティブなパース
ルが幾らかのバンド幅を受ける。”ローカル・パー・パ
ースル”アプローチにおいては、各々のトラヒック・パ
ースルは、そのスループットをバンド幅バランシング係
数と未使用バス容量の積に制限する。勿論、バンド幅バ
ランシング係数は、パースルの優先レベルに依存する。
換言すれば、このアプローチは、バンド幅を全てのパー
スルに（それらがどのノードに属するか無関係に）それ
らのバンド幅バランシング係数に比例して割り当てる。
ここでは、トラヒック・パースルの定常状態スループッ
トは、同一ノード内のより低い優先度のパースルを含む
そのバスに対する他の個々のパースルの存在によって影
響される。”グローバル・パー・パースル”アプローチ
においては、各々のトラヒック・パースルは、そのスル
ープットをバンド幅バランシング係数とそれと等しいか
それ以上の優先度のパースルによって使用されてないバ
ス容量との積に制限する。簡単に言えば、このアプロー
チは、バンド幅を最初により高い優先度のパースルに割
り当て、次に残ったバンド幅をより低い優先度のパース
ルに割り当てる。より低い優先度のパースルは、より高
い優先度のパースルの定常状態スループットには影響を
与えない。
を様々な優先レベルを横断して割り当てる方法を異にす
る。”ローカル・パー・ノード”スキームにおいては、
各々のノードは、そのスループットをバンド幅バランシ
ング係数と未使用バス容量の積に制限する。このアプロ
ーチにおいては、バンド幅バランシング係数は、ノード
が現在伝送を行なっている優先レベルに従って変動す
る。各々のノードは、それ自体のデータ・セグメントを
厳格な優先順に処理する。つまり、低い優先度のセグメ
ントは、それより高い優先度のセグメントが待ってない
ときにのみ処理される。換言すれば、このスキームは、
バンド幅を全てのノードにそれらの現在の（最も高い優
先レベル）のバンド幅バランシング係数に比例して割り
当てる。より高い優先度のトラヒック・パースルの定常
状態スループットは、同一ノード内のより低い優先度の
パースルの存在によっては影響されないが、これは、他
のノードの所のより低い優先度のパースルの存在には影
響される。上の二つの”パー・パースル”アプローチに
おいては、一つのノード内の全てのアクティブなパース
ルが幾らかのバンド幅を受ける。”ローカル・パー・パ
ースル”アプローチにおいては、各々のトラヒック・パ
ースルは、そのスループットをバンド幅バランシング係
数と未使用バス容量の積に制限する。勿論、バンド幅バ
ランシング係数は、パースルの優先レベルに依存する。
換言すれば、このアプローチは、バンド幅を全てのパー
スルに（それらがどのノードに属するか無関係に）それ
らのバンド幅バランシング係数に比例して割り当てる。
ここでは、トラヒック・パースルの定常状態スループッ
トは、同一ノード内のより低い優先度のパースルを含む
そのバスに対する他の個々のパースルの存在によって影
響される。”グローバル・パー・パースル”アプローチ
においては、各々のトラヒック・パースルは、そのスル
ープットをバンド幅バランシング係数とそれと等しいか
それ以上の優先度のパースルによって使用されてないバ
ス容量との積に制限する。簡単に言えば、このアプロー
チは、バンド幅を最初により高い優先度のパースルに割
り当て、次に残ったバンド幅をより低い優先度のパース
ルに割り当てる。より低い優先度のパースルは、より高
い優先度のパースルの定常状態スループットには影響を
与えない。
【００６４】三つの全ての方法において、要求に関して
必要とされる優先情報と、ビジー・スロットに関して必
要とされる優先情報との間に対称性が存在するが、ただ
し、それぞれのスキームにおいて必要とされるこの情報
は異なる。上の二つの”ローカル”スキームにおいて
は、簡潔な非優先度情報がバス上を送信され、このため
ノード内においてより少ないカウンターが必要とされ
る。”グローバル”スキームは、より多くの通信及び計
算オーバーヘッドを持つ。これら三つの全ての技法は、
ＤＱＤＢスロット・フォーマット及びプロトコールを少
し変えるのみで実現することができる。
必要とされる優先情報と、ビジー・スロットに関して必
要とされる優先情報との間に対称性が存在するが、ただ
し、それぞれのスキームにおいて必要とされるこの情報
は異なる。上の二つの”ローカル”スキームにおいて
は、簡潔な非優先度情報がバス上を送信され、このため
ノード内においてより少ないカウンターが必要とされ
る。”グローバル”スキームは、より多くの通信及び計
算オーバーヘッドを持つ。これら三つの全ての技法は、
ＤＱＤＢスロット・フォーマット及びプロトコールを少
し変えるのみで実現することができる。
【００６５】これら二つの”ローカル”アプローチは、
ローカル・データ・セグメントが処理される前に受信さ
れた全ての要求を、要求の到着時間と無関係に満足させ
ることによってその”送信待ち行列”を処理する流線
型”データ挿入器”（”グローバル・パー・パースル”
アプローチと類似）にて実現することができる。（網内
の全てのノードは、バンド幅バランシング規律に従うた
め、ローカル・データ・セグメントはやがては処理され
る）。この待ち行列規律の長所は、上に述べたように、
これが二つではなく一つのカウンターにて実現できるこ
とである。
ローカル・データ・セグメントが処理される前に受信さ
れた全ての要求を、要求の到着時間と無関係に満足させ
ることによってその”送信待ち行列”を処理する流線
型”データ挿入器”（”グローバル・パー・パースル”
アプローチと類似）にて実現することができる。（網内
の全てのノードは、バンド幅バランシング規律に従うた
め、ローカル・データ・セグメントはやがては処理され
る）。この待ち行列規律の長所は、上に述べたように、
これが二つではなく一つのカウンターにて実現できるこ
とである。
【００６６】二つのカウンターを持つ方法の説明が、以
下の理由によって、データ挿入器のＤＱＤＢをベースと
する実現を強調するために示された。つまり、両方の実
現とも、長期的なオーバー・ロード下においては、同一
のスループット性能を示すが、ただし、緩やかな負荷下
においての遅延性能は、通常、２−カウンター実現の方
が良好である。（２）多くのＤＱＤＢ網は、（例えば、
バスが短い場合、伝送速度が遅い場合、あるいはアプリ
ケーションがマルチ・アクセスではなく、ポイント間ア
クセスの場合は）、重大な公平さ、あるいは優先度の問
題は持たない。これらケースにおいては、（これがある
程度のバンド幅を無駄にするために）、バンド幅バラン
シングを不能にし、純粋なＤＱＤＢプロトコールを使用
することが有利であるが、これは２−カウンター・デー
タ挿入器を必要とする。つまり、バンド幅バランシング
とともに、あるいはこれ無しに使用することができる一
つのデータ挿入器を構築することが有利であり、これ
は、２−カウンター・バージョンを支持する。
下の理由によって、データ挿入器のＤＱＤＢをベースと
する実現を強調するために示された。つまり、両方の実
現とも、長期的なオーバー・ロード下においては、同一
のスループット性能を示すが、ただし、緩やかな負荷下
においての遅延性能は、通常、２−カウンター実現の方
が良好である。（２）多くのＤＱＤＢ網は、（例えば、
バスが短い場合、伝送速度が遅い場合、あるいはアプリ
ケーションがマルチ・アクセスではなく、ポイント間ア
クセスの場合は）、重大な公平さ、あるいは優先度の問
題は持たない。これらケースにおいては、（これがある
程度のバンド幅を無駄にするために）、バンド幅バラン
シングを不能にし、純粋なＤＱＤＢプロトコールを使用
することが有利であるが、これは２−カウンター・デー
タ挿入器を必要とする。つまり、バンド幅バランシング
とともに、あるいはこれ無しに使用することができる一
つのデータ挿入器を構築することが有利であり、これ
は、２−カウンター・バージョンを支持する。
【００６７】これは、”ローカル”アプローチと比較し
ての”グローバル”バンド幅バランシング・スキームの
もう一つの長所は以下の通りである。つまり、”ローカ
ル”・スキームが要求ビットの数をスロット当り一つに
減らして物理的に実現された場合（全ての優先レベルに
よって共有された場合）、バンド幅バランシングが不能
にされる度に、網は優先度機構を持たなくなる。”グロ
ーバル”スキームでは、各々の優先レベルがスロット当
り一つの要求ビットを持ち、従って、バンド幅バランシ
ングが不能にされたときでも、純粋なＤＱＤＢの優先機
構が保持される。
ての”グローバル”バンド幅バランシング・スキームの
もう一つの長所は以下の通りである。つまり、”ローカ
ル”・スキームが要求ビットの数をスロット当り一つに
減らして物理的に実現された場合（全ての優先レベルに
よって共有された場合）、バンド幅バランシングが不能
にされる度に、網は優先度機構を持たなくなる。”グロ
ーバル”スキームでは、各々の優先レベルがスロット当
り一つの要求ビットを持ち、従って、バンド幅バランシ
ングが不能にされたときでも、純粋なＤＱＤＢの優先機
構が保持される。
【図１】ＤＱＤＢ網の一つのセクションを示し、また図
１の網の二つのバス内に現れるタイム・スロットの一つ
を図解する図である。
１の網の二つのバス内に現れるタイム・スロットの一つ
を図解する図である。
【図２】単一優先度動作のために使用されるバンド幅バ
ランシンク・ノードの一つの実施態様を示す図である。
ランシンク・ノードの一つの実施態様を示す図である。
【図３】パースルが網内に優先度の順に注入される複数
優先度ノードに対する一つの実施態様を図解する図であ
る。
優先度ノードに対する一つの実施態様を図解する図であ
る。
【図４】全てのパースルを同時に処理する複数優先度ノ
ードのブロック図である。
ードのブロック図である。
【図５】図４の実施態様の合体バージョンを示す図であ
る。
る。
【図６】全てのパースルがデータ・バス上並びに予約バ
ス上の優先情報にて同時に扱われる複数優先度ノードの
ブロック図である。
ス上の優先情報にて同時に扱われる複数優先度ノードの
ブロック図である。
１０、２０ パス ２１ ローカルＦＩＦＯ ２２ データ挿入器 ２３ 要求挿入器 ２４ ＯＲゲート ２５ カウンター ２６ 送信待ち行列
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ニコラス フランク マクゼムチュック アメリカ合衆国 07092 ニュージャー シィ，マウンテンサイド，ローリング ロック ロード 335 (56)参考文献 特開 平４−124937（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−123544（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−220035（ＪＰ，Ａ) Ｅ．Ｌ．Ｈａｈｎｅ，Ａ．Ｋ．Ｃｈｏ ｕｄｈｕｒｙ，Ｎ．Ｆ．Ｍａｘｅｍｃｈ ｕｋ，ＩＭＰＲＯＶＩＮＧ ＴＨＥ Ｆ ＡＩＲＮＥＳＳ ＯＦ ＤＩＳＴＲＩＢ ＵＴＥＤ−ＱＵＥＵＥ−ＤＵＡＬ−ＢＵ Ｓ ＮＥＴＷＯＲＫＳ，ＩＥＥＥ ＩＮ ＦＯＣＯＭ ’99，ＴＨＥ ＣＯＮＦＥ ＲＥＮＣＥ ＯＮ ＣＯＭＰＵＴＥＲ ＣＯＭＭＵＮＩＣＡＴＩＯＮＳ，米国, 1990年６月３日，ｐｐ．175−184 (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) H04L 12/40
Claims (25)
- 【請求項１】 網の網ノード１からＮを通じて昇順にパ
スする一つのデータ・バス及び網ノードＮから１へと降
順にパスする一つの要求バスをもつ網内の伝送容量を割
り当てるための方法において、該データ・バス上の伝送
容量がスロットに分割され、該データ・バス上の各々の
スロットが一つのデータ欄並びに一つのビジー・サブ欄
及び要求サブ欄を含む一つの見出し欄を含み、各々のノ
ードｊ（ここで、ｊは１からＮの間の整数を表わす）が
該網上のノードｋに伝送するために該ノードのユーザー
・ポートからの関連する優先レベルをもつデータを受信
し（ここで、ｊ＜ｋ≦Ｎ）、該データの該データ・バス
上への注入を以下のステップからなる手順に従って制御
し、該手順が： 各々のノードが該データ・バス上にそれ自体を提供でき
る有効予備容量を該要求バス上のスロットの要求サブ欄
内の要求ビット及び該データ・バス上のスロットの要求
サブ欄内のビジー・ビットの存在に基づいて決定するス
テップ；及び 各々のノードが該データ・バスへのデータの注入速度を
該有効予備容量の分数に絞るステップを含み、該分数が
該ノードに供給されるデータの優先度と関連することを
特徴とする方法。 - 【請求項２】 請求項１に記載の方法において、該有効
予備容量が、該要求バス上に要求されるスロットの優先
レベルにも、該データ・バス上のビジー・スロット内の
情報にも関係しないことを特徴とする方法。 - 【請求項３】 請求項１に記載の方法において、該有効
予備容量が、該要求バス上に要求されるスロットの優先
レベル及び該データ・バス上のビジー・スロット内の情
報の優先レベルに関係することを特徴とする方法。 - 【請求項４】 請求項１に記載の方法において、該有効
予備容量が、該要求バス上の要求ビットの優先レベル及
び該データ・バス上のビジー・スロット内のビジー・ビ
ットの優先レベルに関係することを特徴とする方法。 - 【請求項５】 請求項４に記載の方法において、該有効
予備容量を決定するステップが： ノードのパースルの優先レベルｐを決定するステップ、 要求バスの所に現われるスロットの要求サブ欄内におい
て優先レベルｐあるいはそれ以上にセットされた要求の
率を決定するステップ、及び 該データ・バスの所に現われるスロットのビジー・サブ
欄内の優先度ｐあるいはそれ以上のビジー指標の率を決
定するステップを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項６】 請求項１に記載の方法において、該ノー
ドがそれ自体の伝送速度を絞るステップが： 該ノードによって受信されたパースルの中から該データ
・バス上への伝送のために最も高い優先レベルを持つパ
ースルを選択するステップ、及び 該最も高い優先度のパースルの伝送速度を該優先レベル
に対すバンド幅バランシング係数に従って絞るステップ
からなることを特徴とする方法。 - 【請求項７】 請求項１に記載の方法において、各々の
ノードが該ユーザー・ポートから受信されたパースルを
優先度に基づいて並べるステップ、及び 該並べられた順に従って一度に一つずつ該パースルを該
絞りステップに適用するステップがさらに含まれること
を特徴とする方法。 - 【請求項８】 請求項１に記載の方法において、各々の
ノードが複数のパースルから構成される該ユーザー・ポ
ートから受信されるデータの出現を確認するステップ、
及び 各々のノードが、該データ・バスへの該パースルのデー
タの注入の速度を個々に絞るために該複数のパースルを
分離するステップがさらに含まれ、 該各々のノードがそのデータの注入速度を絞るステップ
が複数の絞りプロセスから成り、各々のプロセスが異な
る一つの分離されたパースルのデータの注入速度を有効
予備容量の分数に絞り、該複数の絞りプロセスの各々に
おいて使用される該分数が絞られるパースルの優先レベ
ルと関係付けられることを特徴とする方法。 - 【請求項９】 請求項８に記載の方法において、各々の
絞りプロセスにおける該有効予備容量が該要求バス上に
要求されるスロットの優先レベルにも、あるいは該デー
タ・バス上の該ビジー・スロット内の情報の優先レベル
にも関係しないことを特徴とする方法。 - 【請求項１０】 請求項８に記載の方法において、各々
の絞りプロセスにおける該有効予備容量が該要求バス上
に要求されたスロットの優先レベル及び該データ・バス
上のビジー・スロット内の情報の優先レベルに関係する
ことを特徴とする方法。 - 【請求項１１】 請求項８に記載の方法において、各々
の絞りプロセスにおける該有効予備容量が該要求バス上
に要求されたｐよりも大きな優先度のスロットの優先レ
ベル、及び該データ・バス上のｐより大きな優先度のビ
ジー・スロット内の情報の優先レベルと関係し、ここ
で、ｐは、該絞りプロセスによって絞られるパースルの
優先レベルのすぐ下の優先レベルであることを特徴とす
る方法。 - 【請求項１２】 請求項８に記載の方法において、該各
々のノードが有効予備容量を決定するステップが複数の
有効予備容量決定ステップから構成され、各々のステッ
プが一つのパースルに対してそのパースルの優先レベル
に従って有効予備容量を決定し、優先レベルｐに対する
有効予備容量が優先度ｐを持つパースルのデータの注入
速度を絞るために使用されることを特徴とする方法。 - 【請求項１３】 網の網ノード１からＮを通じて昇順に
パスする一つのデータ・バス及び網ノードＮから１へと
降順にパスする一つの要求バスを持つスロット網内の伝
送容量を割り当てるための方法において、該データ・バ
ス上の伝送容量がスロットに分割され、該データ・バス
上の各々のスロットが一つのデータ欄並びにビジー・サ
ブ欄及び要求サブ欄を含む一つの見出し欄を含み、各々
のノードｊ（ここで、ｊは１からＮのあいだの整数）が
該網上のノードｋ（ここで、ｊ＜ｋ≦Ｎ）に伝送するた
めにユーザー・ポートから関連する優先レベルを持つデ
ータを受信し、該データが情報のパケットからなり、該
データの該データ・バスへの注入を以下のステップから
成る手順に従って制御し、これらステップが： 待ち行列内のノードｍ（ここで、ｍ＞ｊ）から要求を累
積するステップ、 ノードｊからのローカル要求が存在せず、ノードｊの所
でデータが利用できる場合、該待ち行列内のローカル要
求を累積し、該要求を累積するステップに戻るステッ
プ、 該要求を累積するステップと並行して、該待ち行列内の
先頭の要求がノードｍからの要求であり、該データ・バ
ス上の該ノードｊの所にビジーでないスロットが出現し
た場合、該スロットを修正することなく後続のノードに
パスすることによってその先頭の要求を満たし、該待ち
行列から該満たされた要求を除去するステップ、 該要求を累積するステップと並行して、該待ち行列内の
先頭の要求がノードｊからのローカル要求であり、ビジ
ーでないスロットが該ノードｊに入る該データ・バスの
所に出現した場合、 バンド幅バランシング指標がセットされているときは、
該スロットに一つのデータ・パケットを入れることによ
って該ローカル要求を満たし、 バンド幅バランシング指標がセットされていないとき
は、修正することなく該スロットを後続のノードにパス
し、該バンド幅バランシング指標をセットするステップ
を含み、 該バンド幅バランシング指標が該データの優先レベルに
従ってアンセットされることを特徴とする方法。 - 【請求項１４】 請求項１３に記載の方法において、該
バンド幅バランシング指標が該ローカル要求を満たす個
々のＭp 個の瞬間によってアンセットされ、ここで、Ｍ
p がそのデータの優先レベルと関連することを特徴とす
る方法。 - 【請求項１５】 請求項１４に記載の方法において、優
先度ｐが優先度ｊよりも高い場合、Ｍp がＭj よりも大
きいことを特徴とする方法。 - 【請求項１６】 請求項１３に記載の方法において、該
要求を累積するステップがノードｍ（ここで、ｍ＞ｊ）
から到達するすべての要求を該ローカル要求の該待ち行
列の前に置くことを特徴とする方法。 - 【請求項１７】 請求項１６に記載の方法において、該
累積するステップが、カウンターを増分することによっ
て達成され、該待ち行列から除去するステップがカウン
ターを減分することによって達成されることを特徴とす
る方法。 - 【請求項１８】 請求項１３に記載の方法において、該
要求を累積するステップがノードｍ（ここで、ｍ＞ｊ）
から到着する全ての要求を到着の順番に該待ち行列内に
置くことを特徴とする方法。 - 【請求項１９】 請求項１６に記載の方法において、ノ
ードｊからのローカル要求が存在する間、該要求を累積
するステップが第一のカウンターを増分することによっ
て達成され、該待ち行列から除去するステップが第二の
カウンターを減分することによって達成されることを特
徴とする方法。 - 【請求項２０】 請求項１３に記載の方法において、該
要求を到着順に累積するステップがローカル要求の優先
度よりも低い優先度の要求を無視し、該無視されなかっ
た要求が要求の優先度順に並べられ、優先度による要求
の順位付けが到着時間による要求の順位付けよりも優先
されることを特徴とする方法。 - 【請求項２１】 網の網ノード１からＮを通じて昇順に
パスする一つのデータ・バス及び網ノードＮから１へと
降順にパスする一つの要求パスを持つスロット網内の伝
送容量を割り当てるための方法において、該データ・バ
ス上の伝送容量がスロットに分割され、該データ・バス
上の各々のスロットが一つのデータ欄並びにビジー・サ
ブ欄及び要求サブ欄を含む一つの見出し欄を含み、各々
のノードｊ（ここで、ｊは１からＮの間の整数）が該網
上のノードｋ（ここで、ｊ＜ｋ≦Ｎ）に伝送するために
ユーザー・ポートから関連する優先レベルを持つデータ
を受信し、該データが情報のパケットから成り、該デー
タの該データ・バスへの注入を以下のステップからなる
手順に従って制御し、これらステップが： 該要求バスから受信された満たされてない要求の数を決
定するステップ、 空のスロットを詰めないままパスすることによって該満
たされてない要求を満たすステップ；及び 詰められた空のスロットの選択された数おきに詰められ
なかった空のスロットをパスすることによって該データ
にて残りの全部ではない空のスロットを詰めるステップ
を含み、この選択された数が該データの該関連する優先
レベルと関連することを特徴とする方法。 - 【請求項２２】 請求項２１に記載の方法において、満
たされない要求の数Ｑがノードｊによって詰められずに
残されたノードｊ＋１への該データ・バス上のノードｊ
を通じてパスされた空のスロットの数を超える下流ノー
ドｊ＋１からＮから該要求バス上のノードｊによって受
信された要求ビットの数に対応することを特徴とする方
法。 - 【請求項２３】 網の網ノード１からＮを通じて昇順に
パスする一つのデータ・バス及び網ノードＮから１へと
降順にパスする一つの要求バスを持つスロット網内の伝
送容量を割り当てるための方法において、 該データ・バス上の伝送容量がスロットに分割され、 該データ・バス上の各々のスロットが一つのデータ欄並
びにビジー・サブ欄及び要求サブ欄を含む一つの見出し
欄を含み、 各々のノードｊ（ここで、ｊは１からＮの間の整数）が
ノードｊ＜ｋ≦Ｍより下流の該網上のノードｋに伝送す
るために該ノードのユーザー・ポートから関連する優先
レベルを持つパースルを受信し、 該パースルは、該スロットの該データ欄内に入るのに十
分に小さなデータ・パケットから成り、 該ノードｊが該データ・パケットの該データ・バスへの
注入を以下のステップから成る手順に従って制御し、こ
れらステップが： 累積された要求を満たすステップ、 空のスロットが該データ・バス上に出現し、該累積され
た要求が満たされたとき、データ・パケットを注入する
ステップ、 注入されたデータ・パケットの与えられた数おきに空の
スロットが詰められないままパスすることを許容するス
テップ、及び 該累積された要求を満足させるステップにもどすステッ
プを含み、 該累積された要求の尺度が数Ｑであり、このＱは下流ノ
ードｊ＋１ないしＮから該要求バス上のノードｊによっ
て受信された要求ビットの数から、データ・パケットを
注入する該ステップの最も最近の実行からの該要求ビッ
トに応答してノードｊ＋１への該データ・バス上のノー
ドｊを通じて詰められないままパスされた空のスロット
の数を引いた値に等しく、 該累積された要求を満たすステップがＱこの空のスロッ
トが詰められないままパスすることを許容し、 該与えられた数が該ユーザー・ポートから受信された該
パースルと関連する該優先レベルと関係することを特徴
とする方法。 - 【請求項２４】 請求項２３に記載の方法において、要
求が該要求バス上に現れる度にカウントを増分し、空の
スロットが詰められないままパスされる度に該カウント
を減分することによって該累積された要求の尺度が展開
されることを特徴とする方法。 - 【請求項２５】 請求項２４に記載の方法において、注
入されたデータ・パケットの任意の数おきに空のスロッ
トが詰められないままパスされることを許す該ステップ
が注入されたデータ・パケットの任意の数おきにスロッ
ト要求を生成することによって達成され、該生成された
要求が該ノードｊから下流のノードからの要求として該
ノードｊの所に出現することを特徴とする方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/586,661 US5115430A (en) | 1990-09-24 | 1990-09-24 | Fair access of multi-priority traffic to distributed-queue dual-bus networks |
| US586661 | 1990-09-24 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04227146A JPH04227146A (ja) | 1992-08-17 |
| JP3359926B2 true JP3359926B2 (ja) | 2002-12-24 |
Family
ID=24346648
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP23673791A Expired - Fee Related JP3359926B2 (ja) | 1990-09-24 | 1991-09-18 | 分散待ち行列二重バス網への複数優先トラヒックの公平なアクセス |
Country Status (8)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5115430A (ja) |
| EP (1) | EP0478190B1 (ja) |
| JP (1) | JP3359926B2 (ja) |
| KR (1) | KR100212104B1 (ja) |
| AU (1) | AU632709B2 (ja) |
| CA (1) | CA2050692C (ja) |
| DE (1) | DE69131794T2 (ja) |
| ES (1) | ES2143460T3 (ja) |
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