JP4546138B2

JP4546138B2 - 通信ネットワークにおいてデータのバーストを送信用にスケジューリングする方法

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Publication number: JP4546138B2
Application number: JP2004132874A
Authority: JP
Inventors: クマランクリシュナン; ロスケヴィン; サニーイラジ; ウィジャジャインドラ
Original assignee: アルカテル−ルーセントユーエスエーインコーポレーテッド
Priority date: 2003-04-30
Filing date: 2004-04-28
Publication date: 2010-09-15
Anticipated expiration: 2024-04-28
Also published as: EP1473961A1; DE602004003615T2; US20040218622A1; CN100551095C; JP2004336759A; CN1571524A; DE602004003615D1; US7283552B2; EP1473961B1

Description

本発明は、通信ネットワークにおけるバースト、すなわち限られた長さのデータ・シーケンスのスケジューリングに関する。バースト送信は、特にＷＤＭ光ネットワークに適用される。

Ｒ．Ｃ．Ｇｉｌｅｓらによる２００３年４月１０日出願の本明細書とともに本発明の譲受人に譲渡された「ＯｐｔｉｃａｌＮｅｔｗｏｒｋＷｉｔｈＳｕｂｗａｖｅｌｅｎｇｔｈＧｒｏｏｍｉｎｇ」という名称の米国特許出願第１０／４１１，０３９号は、本明細書と共通するある主題を開示している。

Ｒ．Ｃ．Ｇｉｌｅｓらによる２００３年４月３０日出願の本明細書とともに本発明の譲受人に譲渡された「ＳｙｓｔｅｍａｎｄＭｅｔｈｏｄｆｏｒＷＤＭＣｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｗｉｔｈＩｎｔｅｒｌｅａｖｉｎｇｏｆＯｐｔｉｃａｌＳｉｇｎａｌｓｆｏｒＥｆｆｉｃｉｅｎｔＷａｖｅｌｅｎｇｔｈＵｔｉｌｉｚａｔｉｏｎ」という名称の米国特許出願公開第２００４／０２１８９２２号は、本明細書と共通するある主題を開示している。

本明細書で言う「バースト」とは、限られた長さのデータ・シーケンスである。この用語は、光ネットワークの分野では最も良く知られているが、本明細書で使用する場合、例えば、時分割多重化無線ネットワーク、またはワイヤライン・パケット化ネットワークにおけるソースから宛先に送信するための短いデータ・シーケンスも含む。

波長チャネルが全光ＷＤＭネットワークで使用される効率を向上させる方法として、光バーストモード送信が提案されている。例えば、上記の「ＯｐｔｉｃａｌＮｅｔｗｏｒｋＷｉｔｈＳｕｂｗａｖｅｌｅｎｇｔｈＧｒｏｏｍｉｎｇ」という名称の米国特許出願第１０／４１１，０３９号は、ＷＤＭリング・ネットワークについて記載しており、これもまた上述した「ＳｙｓｔｅｍａｎｄＭｅｔｈｏｄｆｏｒＷＤＭＣｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｗｉｔｈＩｎｔｅｒｌｅａｖｉｎｇｏｆＯｐｔｉｃａｌＳｉｇｎａｌｓｆｏｒＥｆｆｉｃｉｅｎｔＷａｖｅｌｅｎｇｔｈＵｔｉｌｉｚａｔｉｏｎ」という名称の米国特許出願公開第２００４／０２１８９２２号は、ＷＤＭメッシュ・ネットワークについて記載している。これらはいずれもバーストモード送信に適している。

上記の特許出願に記載されているネットワークの１つの重要な特徴は、受動的な波長選択構成要素を使用して、各宛先の受信機がその宛先専用の波長チャネルに存在するバーストのみを確実に受信することができることである。一方、発信側ノードは一般に、特定の対象の宛先にそれぞれ対応している様々な任意の波長チャネルでバーストを送信することができる。

こうしたネットワークだけではなく、類似の問題を提示する無線ネットワーク、ワイヤライン・ネットワークにおいても、異なる発信源からのバーストが衝突しないように、すなわち同時に共通の宛先に到着しないようにバーストをスケジュールすることが望ましい。発信源と宛先のノード対の間の伝搬遅延がほんのわずかであるときは、良く知られているアルゴリズムを使用して、使用可能な波長チャネルおよびタイムスロットを確実に効率良く使用できるようにするスケジュールを生成することができる。
米国特許出願第１０／４１１，０３９号米国特許出願公開第２００４／０２１８９２２号Ｓ．Ｒｕｂｉｎｅｔａｌ．，"Ｉｍｐｌｅｍｅｎｔａｔｉｏｎｏｆｕｌｔｒａｆａｓｔｗｉｄｅｌｙ−ｔｕｎａｂｌｅｂｕｒｓｔ−ｍｏｄｅ１０Ｇｂｉｔ／ｓｔｒａｎｓｃｅｉｖｅｒ，"ＥｌｅｃｔｒｏｎｉｃｓＬｅｔｔｅｒｓ３８（Ｎｏｖ．２００２）１４６２−１４６３

しかし、遅延を考慮に入れる必要がある場合は問題がかなり難しくなる。現在のところ、ノード対の間の様々な伝搬遅延を考慮に入れる効率的なスケジューリング・アルゴリズムがない。

衝突を避けながらバーストを効率良くスケジューリングするスケジューリング・アルゴリズムを発見した。重要なことは、新しいアルゴリズムは、遅延を考慮することである。
したがって、本発明によるバーストのスケジューリングは、まだスケジュールされていない実行可能なノード対をその間のバーストのスケジューリングのために選択する工程と、有限のタイムスロット・シーケンスから１つのタイムスロットを選択する工程と、選択したタイムスロットにバーストをスケジュールする工程と、スケジュールされていない需要または実行可能なノード対がなくなるまで上記の諸工程を繰り返す工程とを含む。

バーストがすでにスケジュールされているバーストと同時に発信ノードから開始しない、また、遅延を考慮に入れて、すでにスケジュールされているバーストと当時に宛先ノードに到着しない場合のみ、まだスケジュールされていないノード対は、所与のタイムスロットにおいて実行可能であるとみなされる。つまり、スケジュールされるバーストがすでにスケジュールされているバーストと衝突しない場合に、そのノード対はスケジュールに適している。

本発明の特定の実施形態では、スケジューリングのために選択される各ノード対、およびこうしたノード対のために選択される各タイムスロットは、重み関数によって優先的に選択される。重み関数は、所与のタイムスロットでの所与のノード対について、所与のノード対の間のスケジュールされていない需要に比例し、特定の１組に属するノード対の間のスケジュールされていない要求の合計によって正規化される。合計をとる組は、所与のノード対と衝突する可能性のある１組の実行可能なノード対とタイムスロットの組合せである。

図１は、いわゆる「１対１」光ＷＤＭリング・ネットワークを概略的に示している。ここでは、各発信源−宛先のノード対ごとに１つの全波長チャネルが当てられており、１０のレーザが必要である。わかりやすいように、示したリングは、５つの双方向リンクによって相互接続される１０．１〜１０．５の５つのノードのみに限られている。各リンクは、リンク上の１つの全波長チャネルにそれぞれ対応する３つのサブリンクに再分割されるように描かれている。図では、各サブリンクの網掛けは、対応する波長チャネルを示している。

したがって、サブリンク２０．１は、ノード１０．１をノード１０．２に接続し、サブリンク２０．２〜２０．５のそれぞれも同様にノードの隣接する１対を接続する。サブリンク３０．１Ａおよび３０．１Ｂは、同じ波長チャネルに対応し、ノード１０．１をノード１０．３に接続する。同様に、サブリンク対３０．２Ａ／３０．２Ｂ〜３０．５Ａ／３０．５Ｂのそれぞれは、単一の波長チャネルに対応し、１対の隣接しないノードを接続する。

有効ではあるが、図１に示したような構成では、多少非効率である。というのは、その需要が割り当てられたチャネルの容量のごく一部を超えることはないものを含めて、全波長チャネルを、各発信源−宛先対に割り当てる必要があるからである。結果として、十分に活用されていない波長チャネルをサポートするレーザや光アドドロップ要素などの光源など十分に活用されない構成要素によってネットワークのコストが跳ね上がる。例えば電気グルーミング技術（ｅｌｅｃｔｒｉｃａｌ−ｇｒｏｏｍｉｎｇｔｅｃｈｎｉｑｕｅ）を適用するなど、波長を再利用することによってより大きい効率性を達成することはできるが、こうした技術は一般に、少なくとも一部のノードで、光から電気ドメインへの変換および逆変換が必要となり、設備費が増加する。

それに対して、図２に、時間ドメイン・インターリーブ・ネットワーキング（Ｔｉｍｅ−ＤｏｍａｉｎＩｎｔｅｒｌｅａｖｅｄＮｅｔｗｏｒｋｉｎｇ：ＴＷＩＮ）と呼ばれる方式を実施することができる同様のリングを示している。重要なことは、ＴＷＩＮは一般に、リング・ネットワークだけではなく、メッシュ・ネットワークにおいても適用されることである。ＴＷＩＮでは、特定の波長チャネルまたは波長チャネルの組が各宛先ノードに割り当てられる。発信ノードは、例えば波長可変レーザを介して様々な宛先ノードのそれぞれに断続的に送信する。所与の宛先ノードへの各送信は、送信が送出されたノードとは関係なく、割り当てられた波長チャネルで行われる。したがって、経路指定は、波長の割当、およびその波長に割り当てられる各発信ノードから宛先ノードに向かうリンクのシーケンスを指定する、「ツリー」と呼ばれる割り当てられた波長ごとにあらかじめ割り当てられたグラフによって決定される。ツリーは、有利には、波長選択相互接続（ｗａｖｅｌｅｎｇｔｈ−ｓｅｌｅｃｔｉｖｅｃｒｏｓｓ−ｃｏｎｎｅｃｔ：ＷＳＣＣ）によって実施される。バーストは、異なる発信源からのバーストが共通の宛先で衝突するのを防ぐなどの方法でスケジュールされる。ＴＷＩＮでは、経路指定を請け負うハードウェア要素の状態の任意の変更なくバースト自体の固有の物理的性質によって経路指定が達成されるという意味で、光バーストは、ネットワークにわたって受動的に移送される。

図２のノードには、前の図と同じ参照番号を付している。図１の双方向リンクとは異なり、図２のリンクは、簡単にするために一方向リンクとして示している。図に示すように、各リンクは、４つのサブリンクに再分割されており、対応する波長チャネルを示すために、それぞれを網掛け表示にしている。これもまた図の網掛けによって示すように、各宛先ノードは、波長チャネルの１つと関連付けられている。

図に示すように、ノード１０．１へのすべての送信は、サブリンク４０．１Ａ〜４０．１Ｄから成る一部またはすべてのパスを使用する。同様に、ノード１０．２への送信はサブリンク４０．２Ａ〜Ｄ、ノード１０．３へはサブリンク４０．３Ａ〜Ｄ、ノード１０．４へはサブリンク４０．４Ａ〜Ｄ、ノード１０．５へはサブリンク４０．５Ａ〜Ｄを使用する。

図１を調べると、そこに示すリングに使用されている波長チャネルの総数は１０であることがわかる。５つは隣接するノードを接続し、５つは隣接しないノードを接続する。固定波長レーザをノードで光源として使用する場合、こうしたレーザが２０、すなわち各方向に１０必要である。これに対して、図２のリングは、宛先ノードごとに１つの５つの波長チャネルだけですむ。図２のリングの場合、光源として５つの可変波長レーザで十分である。

図３は、図２のノード１０．１のツリーを表す。宛先、すなわちノード１０．１は、ツリーの根に位置し、本明細書では、図の一番上に示されている。他の各ノードからノード１０．１への送信は、図に示すように、ノードのシーケンス（および当然相互接続リンクのシーケンス）を通って（図に示すように）上方に進む。他の各ノードにも同様のツリーがある。

上述したように、ＴＷＩＮは、リング・ネットワークに限定されず、代わりに一般に光ネットワークに適用される。さらに例として、図４には、リング・ネットワークではない簡略化された光メッシュ・ネットワークを示している。図に示すように、そこに示したネットワークには、説明のために、三角形の頂点に位置する３つのノード５０．１〜５０．３、および三角形の中央に位置する４番目のノード５０．４がある。ＴＷＩＮの基本概念によれば、４つのノードのそれぞれには割り当てられた１つの波長チャネルがあり、これを、図には適切なノードにつながれているものとして三角旗の網掛けによって示している。

図４のネットワークの経路指定方式が考案されている。これは単に可能な様々な宛先ベースのツリー・グラフの例を示すためのものである。これは、最適さ、あるいは実際に実用性の考慮に関係なく考案されている。経路指定方式は、図には、波長チャネルに対応するようにそれぞれに網掛けした、各リンクの１つ、２つ、または３つのサブリンクへの再分割で示している。

図を調べると、ノード５０．２〜５０．４のそれぞれはノード５０．１に直接送信することがわかる。この構成を図５Ａのツリーに示している。図４をさらに調べると、ノード５０．４は、ノード５０．２に直接送信するが、ノード５０．１および５０．３のそれぞれは、ノード５０．４を介してのみノード５０．２に送信する。この構成を図５Ｂのツリーに示している。図４をさらに調べると、ノード５０．１および５０．４のそれぞれは、ノード５０．３に直接送信するが、ノード５０．２は、ノード５０．１を介してのみノード５０．３に送信することがわかる。この構成を図５Ｃのツリーに示している。最後にもう一度図４を参照すると、ノード１０．１〜１０．３は、１０．３、１０．２、１０．１、１０．４へのシーケンスによってノード１０．４に送信することがわかる。この構成を図５Ｄに示している。

一般に、所与のネットワークの宛先ノードごとに異なる多くのツリーが可能である。ネットワーク開発者が適切なツリーを選択するのを助けるのに様々なアルゴリズムを使用可能である。特に、所与のネットワークの所与の宛先ノードへの最短スパニング・ツリー、または最短パス・ツリーを容易に識別するアルゴリズムが使用可能である。ツリーは、可能なネットワーク障害を考慮に入れるために、冗長性を含めて設計することもできる。

上述したように、再構成を可能にするために、一部またはすべてのノードで波長選択相互接続（ＷＳＣＣ）をインストールすることによってツリーを実施することが有利である。また、これらのＷＳＣＣが、共通の入力波長を共通の出力ファイバにマージする別の機能を実行することも有利である。ＷＳＣＣが１×Ｋ波長選択スイッチを使用して実施される場合、かなりのコスト・メリットが達成される。

光メッシュ・ネットワークの例の詳細は、上記の「ＳｙｓｔｅｍａｎｄＭｅｔｈｏｄｆｏｒＷＤＭＣｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｗｉｔｈＩｎｔｅｒｌｅａｖｉｎｇｏｆＯｐｔｉｃａｌＳｉｇｎａｌｓｆｏｒＥｆｆｉｃｉｅｎｔＷａｖｅｌｅｎｇｔｈＵｔｉｌｉｚａｔｉｏｎ」という名称の米国特許出願公開第２００４／０２１８９２２号に記載されており、これによって、参照により本明細書に組み込む。

図６は、波長選択相互接続（ＷＳＣＣ）１２０およびデータ・アセンブラ１３０を含むノードの機能略図である。データ・アセンブラの機能は、入力信号ストリームを、一般に電気ドメインにおいて信号入力を提供する信号ソース１６０から、それぞれの宛先に従って複数の波長チャネル上に分散された、および少なくとも一部の場合、ローカル入力ファイバ１４５からＷＳＣＣ１２０にわたって分散された光バーストの適切に時間付けされたシーケンス（ｔｉｍｅｄｓｅｑｕｅｎｃｅ）に変換することである。それだけには限定されないが一例として、ソース１６０からの信号入力には、同期または非同期形式があり得ることに注意されたい。同期形式の例には、ＤＳ−１、ＳＴＳ−１、およびＳＴＳ−３がある。非同期形式の例には、ＩＰ、ＡＴＭ、ＦＲ、Ｅｔｈｅｒｎｅｔ（登録商標）、およびＳＡＮがある。

図で、データ・アセンブラ１３０は、波長チャネルごとにそれぞれのバッファ１９０を含むものとして示されている。図には、それぞれ全部塗りつぶした円、半分塗りつぶした円、塗りつぶしていない円で３つの波長の例が示されている。各バッファ１９０は、信号入力をそれぞれのレーザ送信機２００に提供するものとして示されている。各レーザ送信機２００の出力は、ＷＳＣＣのローカル入力ファイバ１４５に光結合されるものとして示されている。

説明上、ＷＳＣＣ１２０は、３つのローカル入力ファイバ１４５、および隣接するノードからの６つの入力ファイバ１４０を有するものとして示されている。また説明上、ＷＳＣＣは、隣接するノードへの６つの出力ファイバ１５０、および３つのローカル・ドロップ・ファイバ１５５、１５７を有するものとして示されている。

レーザ送信機の総数を大幅に低減することができるように、信号光源は、高速波長可変レーザであることが好ましい（レーザは、切替時間が１００ｎｓ未満の場合、この文脈では「高速波長可変」とみなされる）。例えば、３つの固定レーザ２００を１つの高速波長可変レーザに交換することができる。本発明の文脈で有用で、サブナノ秒で１つの波長から別の波長に交換することができる高速波長可変レーザが市販されている。

本発明の少なくとも一部の実施形態では、個別ネットワーク１７０を介してタイミング情報、および他の制御情報をノードに分配することが有利である。本明細書では個別ネットワークをデータ通信ネットワーク（ＤＣＮ）と呼ぶ。ＤＣＮ１７０を利用する１つの構成要素は、ネットワーク・スケジューラ１８０である。ネットワーク・スケジューラの機能は、各ソース・ノードからの各波長チャネルにおける光バーストにタイムスロットを割り当てることである。衝突を避けるために、すなわち個別ソースからの、しかし共通の波長チャネルでのバーストが宛先ノードへの到着時に重ならないようにタイミングを取り決める必要がある。

理解できるように、衝突回避の複雑さは、上記のようにツリー・グラフを使用することによって大幅に低減される。特に、ツリーの使用によって、宛先で衝突が起こらない場合、前の任意のポイントでは確実に衝突が起こらない。このことは、２つのバーストが中間ノードで衝突する場合、その後宛先までずっと衝突することから得られる。

一般に、ネットワーク・スケジューラは、各ソース−宛先ノード対の間の遅延時間を考慮に入れる。タイミング問題を解決する１つの有効な手法について以下で説明する。

再度ＷＳＣＣ１２０を参照すると、図で示すように、ＷＳＣＣの各入力ファイバおよび出力ファイバが、ＷＳＣＣ内で波長記号の配列まで扇状に広がる。波長記号の３つは、上述したように全部塗りつぶした円、半分塗りつぶした円、塗りつぶしていない円として明示的に示されている。これらの記号のそれぞれは、入力ファイバから出力ファイバにＷＳＣＣを介して接続することができる波長を表す。一部の相互接続の例を、図に矢印で示しており、そのそれぞれは、入力側波長記号から一致する出力側波長記号に延びている。これらの相互接続は一般に、ＤＣＮ１７０を介して送信された信号に応答して、ネットワーク・メンテナンス操作の比較的長い時間スケールの特徴に再プログラム可能である。

マージ機能は、所与の共通の波長の入力信号を共通の出力ポートに向けることによって達成される。一般に、こうした信号は、共通の出力ファイバ上に出力される。

図で示したノードは、その割り当てられた波長チャネルが全部塗りつぶした円の記号で示されているノードである。そのため、図には、チャネルの４つの入力信号が「ローカル・ドロップ」出力ファイバに接続されているところを示している。出力ファイバ１５７に向けられた信号は、ローカルに生成された信号であることに注意されたい。こうした信号は、通信ではなく、制御用に使用することができる。

各ソース・ノードで、データ・アセンブラ１３０内で統合機能（ａｇｇｒｅｇａｔｉｏｎｆｕｎｃｔｉｏｎ）を実行することができる。つまり、入ってくるトラフィック・フローは、ＩＰパケット、ＡＴＭセル、ＭＬＰＳフレームなどの形で入る。所与のクライアントからの情報のこうした単位を、本明細書では、総称的に「クライアント・プロトコル・データ単位（ＰＤＵ）」と呼ぶ。複数のクライアントからの所与の宛先向け１群のＰＤＵを単一の光バーストに統合することができる。宛先ノードで、受信した光信号が復調された後、こうしたバーストのそれぞれを個々のクライアントＰＤＵにカプセル開放して、それぞれのクライアントのポートに転送する必要がある。これに関連して、それぞれ同期信号、および非同期信号用に個別の統合機能が必要となり得ることに注意されたい。

図６には示していないが、ローカルにドロップされる光信号を検出するための受信機がある。各ノードでのこうした受信機は、非同期にクロックされる様々な送信機から到着したバーストを検出し、異なる波長上の信号の受信を区別し、時間で分離できるように、バーストごとに周波数および位相同期を行うことが必要である。この目的に適した受信機が知られており、当分野では「バーストモード受信機」と呼ばれている。こうした受信機は、例えば、Ｓ．Ｒｕｂｉｎｅｔａｌ．，“Ｉｍｐｌｅｍｅｎｔａｔｉｏｎｏｆｕｌｔｒａｆａｓｔｗｉｄｅｌｙ−ｔｕｎａｂｌｅｂｕｒｓｔ−ｍｏｄｅ１０Ｇｂｉｔ／ｓｔｒａｎｓｃｅｉｖｅｒ，”ＥｌｅｃｔｒｏｎｉｃｓＬｅｔｔｅｒｓ３８（Ｎｏｖ．２００２）１４６２−１４６３に記載されている。

同期を容易にする１つの有用な方法は、各光バーストの前に付加されるプリアンブル・フィールドによるものである。これによって受信機のシンクロナイザは、バーストごとに送信機のビット・ストリームにロックすることができる。バースト開始デリミタ・フィールド（ｓｔａｒｔ−ｏｆ−ｂｕｒｓｔｄｅｌｉｍｉｔｅｒｆｉｅｌｄ）も光バーストの前に付加され、このフィールドは、ビット同期が達成されると、バーストを区切るのに役立つ。

バーストの長さの実際の下限は、異なるノード間のタイミングのずれによって課せられる。好ましい実施形態では、各ノードは、その日時のタイミングをＧＰＳから導出する。これには一般に、１００ｎｓ以下の不確実性がある。こうした不確実性を考慮するために、２つの隣接するバーストが、一般に不確実性と同じ大きさのガード・タイム・インターバルによって分離される。したがって、効率のよさを達成するためには、バーストの長さは、ガード・タイム・インターバルより長くなければならない。一方、バーストの長さは、パケット化遅延が大幅に増大するほど長くすべきではない。数マイクロ秒から数十マイクロ秒の範囲のバースト長で現在使用可能な技術を使用して適切なトレードオフが提供されることがわかっている。

一例として、光バーストの形式は、何らかの変更により、ｓｔａｎｄａｒｄｓｄｏｃｕｍｅｎｔＩＴＵ−ＴＲｅｃ．Ｇ．７０４１，“ＧｅｎｅｒｉｃＦｒａｍｉｎｇＰｒｏｃｅｄｕｒｅ（ＧＦＰ），”Ｄｅｃ．２００１に記載のＧＦＰ仕様に準拠することが有利となり得る。１つの有効な変更は、より長いペイロードに対応できるように、ＧＦＰペイロード長フィールドを拡張することである。もう１つの有効な変更は、各クライアントＰＤＵがペイロード内に収まるようにＰＤＵ長フィールドを追加することである。さらに別の有効な変更は、プリアンブルおよびバースト開始デリミタを追加することである。

光バーストの送信を調整する方式の例では、各バーストが１つのタイムスロットで運ばれる。したがって、１つのタイムスロットの合計期間は、ペイロード期間、ガード・タイム、およびオーバーヘッド期間の合計である。一般のタイムスロット期間は２〜２０マイクロ秒であり、これは、光チャネル速度が１０Ｇｂｐｓであり、最も小さい粒度のストリームが約５０Ｍｂｐｓのときに適している。いくつかのタイムスロット、一般に１５０〜２００が反復サイクルに詰め込まれる。

スケジューリング機能は、衝突を避け、スロット使用率が最大になり、好ましくは少なくとも一部の最低送信速度が発信源−宛先対に保証されるように、スロットを発信源−宛先対に割り当てるよう働く。本発明の実施形態の例では、分散型スケジューラ（ＤＳ）は、非同期トラフィックをサポートし、集中型スケジューラ（ＣＳ）は、同期トラフィックをサポートする。同じスロットについてのＤＳおよびＣＳによる競合を避けるために、各サイクルを２つの期間に再分割し、１つをトラフィックの各クラスの送信用として使用することが有利である。

有利には、各ＤＳは、所与の宛先に関連付けられ、その宛先に送信すべき情報を有する発信ノード間のスケジューリングを行う。ＤＳは、ソースによって送信された帯域幅要求を検査し、応答してその後のサイクルにおいて選択されたスロットを許可する。要求メッセージおよび許可メッセージは、帯域内で、すなわちＤＣＮを介してではなく、データチャネルと同じ光チャネルで送信され、その結果、この情報は、その要求の変更に対応できるほど十分迅速に交換される。

ＣＳは、クライアントＰＤＵが定期的に到着し、接続の帯域幅が比較的一定している同期トラフィックのバースト送信をスケジュールする。したがって、ＣＳは、数秒という比較的長い時間スケールにわたって、トラフィック需要マトリックスなど、関係する情報を集め、処理することができる。その結果、ＣＳは、発信源−宛先対の望ましいスロット割振りを計算するのに非常に有効なアルゴリズムを稼動させることができる。こうしたアルゴリズムの１つについて以下で説明する。重要なことは、スケジューラは、様々なノート対の間の伝搬遅延を考慮に入れる必要があることである。

現在の対象のスケジューリング・アルゴリズムは、バースト間の衝突回避の問題と独立した組のグラフ理論概念の間の関係に基づく。グラフ理論では、独立した１組の頂点は、隣接する頂点の対、すなわち１つの縁によって結ばれる頂点の対を含まない。グラフ理論は、あるノードｉからあるノードｊへの所与のタイムスロットでの可能なすべての送信に頂点（ｉ，ｊ）を割り当てることによってスケジューリング問題に適用される。

結果として得られるグラフの２つの頂点（ｉ，ｊ）（ｉ’，ｊ’）は、隣接条件（ｎｅｉｇｈｂｏｒｈｏｏｄｃｏｎｄｉｔｉｏｎ）を満たす場合、隣接している。送信が瞬時である場合、またはノードｉからノードｊへの送信遅延ｄ_ｉｊがすべてのｉおよびｊについて等しい場合、隣接条件は、ｉ＝ｉ’またはｊ＝ｊ’である場合に満たされる（明記しない限り「または」は包含である）。

ｉとｉ’が等しいことは、衝突の禁止とみなされる。というのは、各発信ノードは、タイムスロットごとに１つの宛先ノードにしか送信できないからである。ｊとｊ’が等しいこと（ｉ≠ｉ’の場合）は、個別の発信源からの送信は、同じタイムスロットで共通の宛先に到達するという点で衝突を含意する。

異なる（ｉ，ｊ）の場合にｄ_ｉｊが変動する場合、隣接条件はより複雑である。タイムスロット・インデックスｋ，ｋ＝１，．．．，Ｔを導入する。この場合Ｔは、現在指定されているほとんどまたはすべてのトラフィック需要Ｗ_ｉｊをスケジュールするのに十分大きい。ｉからｊへの送信がタイムスロットｋにおいて開始される場合、対応する頂点にインデックス（ｉ，ｊ，ｋ）が付される。

ｉ≠ｉ’の場合、頂点（ｉ，ｊ，ｋ）および（ｉ’，ｊ’，ｋ’）は、共通の宛先（ｊ＝ｊ’）を有し、タイムスロットｋでｉから送信されたバーストがタイムスロットｋ’でｉ’から送信されたバーストと同時にｊに到着する場合（ｋ＋ｄ_ｉｊ＝ｋ’＋ｄ_ｉ’ｊ）、隣接条件を満たす。上述したように、共通の発信源（ｉ＝ｉ’）および共通の初期タイムスロット（ｋ＝ｋ’）を有している場合、頂点の対も隣接条件を満たす。

アルゴリズムを後述するため、実行可能性と呼ぶ頂点の性質について説明する。バーストがタイムスロットｋにおいてノードｉから送信されるようスケジュールされていない場合、またはノードｊに向かうことになっているバーストがタイムスロットｋ＋ｄ_ｉｊで到着するようにまだスケジュールされていない場合、頂点（ｉ，ｊ，ｋ）は実行可能である。第２の代替の条件は、送信（ｉ’，ｊ，ｋ’）はまだスケジュールされていないことを意味する。この場合、ｋ’＝ｋ＋ｄ_ｉｊ−ｄ_ｉ’ｊである。

したがって、禁止された衝突の恐れなく、タイムスロットｋにおいてバーストをスケジュールすることができる場合、時間ｋでのノード対（ｉ，ｊ）の場合の実行可能性インジケータ（ｆｅａｓｉｂｉｌｉｔｙｉｎｄｉｃａｔｏｒ）は、単一値をとる。そうでない場合、実行可能性インジケータはゼロ値をとる。実行可能性インジケータを使用して、禁止された衝突をかなり防止する。この文脈で、タイミングまたは遅延の測定が不正確なために生じるものを除いて「かなり防止する」とはすべての衝突の防止を意味する。

遅延をタイムスロット・インデックスに追加する際に、各遅延ｄ_ｉｊは、次に高い全タイムスロット単位に切り上げられる。

定義によれば、独立した１組の送信は、発信源または宛先において衝突しないため、独立した送信は、単一のタイムスロット内で一斉に送信することができる。説明すべきアルゴリズムは、連続するタイムスロットごとに、まだスケジュールされていない需要の可能な独立した組の最大のものを見つけること、および最高のスケジュールされていない需要が残っているノード対を優先することという２つの望ましい目的の間のトレードオフを得ようとする。

所望のトレードオフを達成するために、アルゴリズムは、本明細書で正規化重量（ＮｏｒｍａｌｉｚｅｄＷｅｉｇｈｔ：ＮＷ）を意味するある量を参照する。時間ｋでのノード対（ｉ，ｊ）のＮＷは、時間ｋでのノード対（ｉ，ｊ）に隣接するノード対のスケジュールされていない需要の合計で割ったその対の間のスケジュールされていない需要Ｄ_ｉｊである。

重要なことは、この合計は、時間およびノード対に対して行われることである。したがって、各タイムスロットｋ’で、（ｉ，ｊ）に隣接し、頂点（ｉ’，ｊ’，ｋ’）が実行可能性条件を満たす（代替ではなく追加の要件）唯一無二のノード対（ｉ’，ｊ’）がカウントされる（これに関連して、（ｉ，ｊ）はそれ自体の隣接するメンバであるとみなされる）。

ＮＷは、次の式で表される。

この場合、合計は、（ｉ，ｊ，ｋ）に隣接する頂点に対してのみ行われ、（ｉ’，ｊ’，ｋ’）が実行可能である場合、ｆ_ｉ’ｊ’（ｋ’）は１に等しい。そうではい場合はゼロである。

図７を参照すると、スケジューリング・アルゴリズムによれば、ｋ∈｛１，・・・，Ｔ｝の場合、まず、最大のＮＷを有する実行可能な頂点（ｉ^＊，ｊ^＊，ｋ^＊）を求める（図７のブロック２００）。（ｉ^＊，ｊ^＊，ｋ^＊）をスケジュールし（ブロック２１０）、Ｄ_ｉ＊ｊ＊を１単位ずつ減分する（ブロック２２０）。すべての需要がスケジュールされるまで（ブロック２３０）または残りの頂点が実行可能でなくなるまで（ブロック２４０）同じ手順を繰り返す。

実際のネットワークでは、リンク障害または他の障害を考えた場合にノード対の間の接続を維持するために保護方式を含めることが有利である。実施しやすい後述の保護方式を導出した。保護方式の実施によって、ネットワーク・パフォーマンスが幾分低減することが予測される。しかし、実際のトラフィック・モデリングに基づく数値的シミュレーションによって、この方式に関するパフォーマンスのハンディキャップは一般的に比較的小さいことがわかっている。

この保護方式によれば、各ノード対には２つのパスが割り当てられる。１つは通常の操作時に使用される主要パスであり、もう１つは障害が検出されたときに切り替えるためのバックアップ・パスである。各宛先ノードへのバックアップ・パスの組は、そのノードに関連するバックアップ・ツリーを構成する。本開示では、保護がすべてのノード対に提供されることを仮定しているが、ノード対の一部のみが保護されるときにも同様の論議が適用されることを理解されたい。

主要ツリーと同様、知られている様々なアルゴリズムのどんなものでも簡単に使用してバックアップ・ツリーが生成される。一般に、各バックアップ・パスを対応する主要パスから分離することが最も有利である。その結果、少なくとも簡単な障害の場合、一時に故障するのは２つのパスの一方だけですむ。

上述したものなど、スケジューリング・アルゴリズムは、主要パスおよびバックアップ・パスの両方にスケジュールするように機能する。これは、各ノード対（ｉ，ｊ）をそれぞれの遅延

を有する２つのノード対（ｉ^ｐ，ｊ^ｐ）および（ｉ^ｂ，ｊ^ｂ）に置き換えることによって達成される（一般に、主要遅延はより小さい遅延である）。

スケジューリング・アルゴリズムを実行する際に、衝突に対する禁止は、主要ノード対の場合と同じようにバックアップ・ノード対に適用される。しかし、こうした禁止は、主要パスおよびその対応するバックアップ・バスの間には適用されない。

通常のネットワーク操作では、すべての需要が主要パスにおいて行われ、したがってバックアップ・ノード対の間ではスケジュールされる需要はゼロである。影響を受けたノード対が障害を検出すると、こうした対の間のすべての需要は、バックアップ・パスに切り替えられ、それに応じてスケジュールされる。

上記のスケジューリング・アルゴリズムは、ＷＤＭ光ネットワークの文脈で説明してきた。重要なことは、同じ、または同様のアルゴリズムも、ネットワーク、実際には他の種類の通信媒体に適用されることである。例えば、無線ネットワークにおけるバーストは、上記のようにスケジュールでき、例えばｒｆ周波数帯域またはＣＤＭＡコードに従ってそれぞれの宛先に向けられる。パケット化ネットワークでは、ヘッダ情報といっしょにパケット化されたバーストは、上記のように同様にスケジュールでき、それぞれのヘッダに含まれる情報に従ってそれぞれの宛先に経路指定できる。

従来技術のＷＤＭリング・ネットワークを示す概念図である。本明細書に記載したスケジューリング方法が有用となり得るＷＤＭリング・ネットワークを示す概念図である。図２のノード１０．１に対応するツリー・グラフである。ＴＷＩＮの実装形態の例によって構成されるＷＤＭメッシュ・ネットワークを示す概念図である。Ａ〜Ｄは、図４のそれぞれのノードに対応するツリー・グラフである。ＴＷＩＮの実装形態の例によって構成されるＷＤＭメッシュ・ネットワークの例のノードを示す機能略図である。本発明の一実施形態でのフロー図の例である。

Claims

通信ネットワークのノード対を形成する発信ノードと宛先ノードとの間で多量のトラフィックを運ぶバーストをスケジュールする方法であって、
ａ）有限のタイムスロット・シーケンスのタイムスロットに対し、未選択の実行可能なノード対の１またはそれ以上を決定する工程を含み、バーストが既にスケジュールされているバーストと同時に前記発信ノードで開始せず、さらに、遅延を考慮して、バーストが既にスケジュールされているバーストと同時に前記宛先ノードに到着していないときには、ノード対は任意のタイムスロットで実行可能であり、さらに、
ｂ）前記有限のタイムスロット・シーケンスからタイムスロットを選択する工程と、
ｃ）前記選択されたタイムスロットに対し決定された前記未選択の実行可能なノード対の１つを選択する工程と、
ｄ）前記選択されたタイムスロットと実行可能なノード対とに対して前記バーストをスケジュールする工程と、
ｅ）スケジュールされていない需要または実行可能なノード対がなくなるまで、前記工程ａ）〜ｄ）を繰り返す工程とを含み、
ノード対とタイムスロットとの関数として重み付けが規定され、前記重み付けが最大のノード対−タイムスロット組み合わせに優先が前記工程（ｃ）で与えられ、任意のノード対−タイムスロット組み合わせの前記重み付けは、前記タイムスロットにおけるノード対の間でのスケジュールされていない需要の量とともに増加し、前記スケジュールされていない需要の合計に反比例するものであり、そして、前記任意のノード対が前記任意のタイムスロットにスケジュールされるときには実行不可能とされるこれらノード対−タイムスロット組み合わせを介して前記合計がとられる、方法。
各バーストがそのバーストの宛先ノードを決定する固有の性質を有している請求項１に記載の方法。
前記ネットワークは光ネットワークであり、前記固有の性質は波長である請求項２に記載の方法。
さらに、スケジュールされた各バーストを前記発信ノードから前記宛先ノードに移送する工程からなる請求項３に記載の方法。
前記バーストが受動的に移送される請求項４に記載の方法。
少なくとも１つのノード対は、前記適切な発信ノードから前記適切な宛先ノードへの主要パス上でスケジュールするための候補として表され、前記ノード間のバックアップ・パス上でスケジュールするための候補としてさらに表される請求項１に記載の方法。
前記主要パスとバックアップ・パスとが分離されている請求項６に記載の方法。