JP5897605B2 - 最適化された動的帯域幅スケジューラ - Google Patents

最適化された動的帯域幅スケジューラ Download PDF

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Description

［発明の背景］
［技術分野］
本発明は包括的にはアクセスネットワークに関し、より詳細には受動光ネットワーク（Passive Optical Network; ＰＯＮ）に関する。
本発明は特に、１つの端末と複数のユニットとの間のポイントツーマルチポイント通信のためのイーサネット（登録商標）受動光ネットワーク（ＥＰＯＮ）において適用される。
［関連技術］
このセクションにおいて記述される手法は、追及することは可能であったものであるが、必ずしも以前から考えられ又は追及されてきた手法であるとは限らない。それゆえ、本明細書において別の指示がない限り、このセクションにおいて記述される手法は、本出願における特許請求の範囲に対する先行技術でもなければ、このセクションに含めることによって先行技術であると認めるものでもない。
ＰＯＮは単一の共有光ファイバであり、中央局（Central Office; ＣＯ）からの単一のファイバを、安価な光学スプリッタを用いて、個々の加入者に送り込む別々のストランドに分割する。そのようなネットワークでは、レーザーバーストによって情報が搬送される。加入者端点及びＣＯを除いて、アクセスネットワーク内に能動電子機器が存在しないので、ＰＯＮは「受動」と呼ばれる。単一のファイバは受動スプリッタによって分割される。
イーサネット受動光ネットワーク（ＥＰＯＮ）は、非同期転送モード（ＡＴＭ）標準規格に基づく他のＰＯＮ技術とは異なり、イーサネット標準規格に基づいている。ＥＰＯＮによれば、加入者端点及びＣＯの両方において、イーサネットによる規模の経済を利用できるようになり、かつ、イーサネットに基づくＩＰ（「インターネットプロトコル」）装置に対する簡単で扱いやすい接続性が提供される。
そのようなネットワークでは、情報は、層間においてパケット単位で交換される。所与の層において受信される各パケットは、この層に固有の１組の符号化パラメータを用いて符号化される。これらのパラメータはネットワーク管理手段を通して与えられることになる。データリンク層は、加入者端点とＣＯとの間で物理リソースを共有する役割を果たす。データリンク層は、２つの副層、すなわち、論理リンク（ＬＬ）層及び媒体アクセス制御（ＭＡＣ）層によって構成される。物理層は、データリンク層からの論理通信要求を、電子信号の送信又は受信に作用するハードウェア固有の動作に変換する。
ＩＥＥＥ８０２．３ａｈＥＰＯＮ仕様は、ギガビットＥＰＯＮ（ＧＥＰＯＮ）とも呼ばれ、１ギガビットＥＰＯＮシステム（ネットワークにおいて毎秒１ギガビットのデータが伝送されることを意味する）のためのマルチポイント制御プロトコル（ＭＰＣＰ）、ポイントツーポイントエミュレーション（Ｐ２ＰＥ）及び物理層を定義している。ＩＥＥＥ８０２．３ａｖ仕様は、１０ギガビットＥＰＯＮへの拡張（主に物理層に関するもの）を定義している。少なくとも、Ｐ１９０４．１とも呼ばれる、「イーサネット受動光ネットワークにおけるサービス相互運用性に関する標準規格」（ＳＩＥＰＯＮ）グループは、ＥＰＯＮ装置のサービスレベル、マルチベンダ相互運用性を確保するために必要とされるシステムレベル要件を記述している。これらの仕様は、物理層及びデータリンク層における相互運用性を確保する既存のＩＥＥＥ標準規格８０２．３及びＩＥＥＥ標準規格８０２．１を補足している。
ＥＰＯＮネットワークは通常、ＣＯに含めることができる光加入者線終端装置（ＯＬＴ）と、ＥＰＯＮの１つ又は複数の加入者の役割を果たすことができる１つ又は複数の光ネットワークユニット（ＯＮＵ）とを含む。各ＯＬＴによって管理されるＯＮＵの数は、現在の配備では４台〜６４台である。
ポイントツーマルチポイント（Ｐ２ＭＰ）ファイバネットワークを制御するために、ＥＰＯＮはＭＰＣＰを使用する。ＭＰＣＰは、帯域幅割当て、帯域幅ポーリング、自動発見及び測距を実行する。ＭＰＣＰは、以下の６４バイトイーサネット制御メッセージを導入して、ＭＡＣ層内で実施される。
−ＧＡＴＥメッセージ及びＲＥＰＯＲＴメッセージを用いて、帯域幅を割り当て、要求する。
−ＲＥＧＩＳＴＥＲメッセージを用いて、自動発見プロセスを制御する。
ＭＡＣ層は、所与のＯＮＵが所定の時間インターバル（伝送窓又はタイムスロットとも呼ばれる）にわたってそのＯＮＵのピアから伝送できるようにする、伝送調停(transmission arbitration)の役割を果たす。各ＯＮＵに専用の伝送窓の始点及び長さは、ＯＬＴに含まれる動的帯域幅割当て（ＤＢＡ）スケジューラによって定義される。
ＧＡＴＥメッセージはＯＬＴから所与のＯＮＵに送信され、そのＯＮＵに１つ又はいくつかの伝送窓を割り当てるために用いられる。
ＲＥＰＯＲＴメッセージは、バッファー占有率（ＯＮＵによって送信されるべき待機中のデータパケットの待ち行列の長さを意味する）をＯＬＴに示すためにＯＮＵによって用いられるフィードバック機構であるので、ＤＢＡスケジューラは、ＯＮＵのバッファー占有率に適合する伝送窓を定義することができる。
伝送窓の始点および長さならびにＲＥＰＯＲＴメッセージ中のキューの長さは、時量子（Time Quantum）（ＴＱ）で表される。時量子（ＴＱ）はたとえば１６ｎｓ（ナノ秒）の時間インターバルとして定義される。すなわち、１ギガビット毎秒のスピードにおいて２バイトを伝送するための時間である。
ＩＥＥＥ８０２アーキテクチャに準拠するため、ＰＯＮに接続される装置は、論理トポロジエミュレーション（ＬＴＥ）機能を実装する。この機能は共有媒体またはポイントツーポイント媒体をエミュレートすることができる。後者では、ＯＮＵとＯＬＴとの間に能動的なスプリッタが用いられるスイッチ式ローカルエリアネットワーク（ＬＡＮ）と同じ物理的接続性を達成することが目的である。このＯＬＴ（レガシーＯＬＴとも呼ばれる）は、ある数Ｎ個のＭＡＣポート（またはインタフェース）を、各ＯＮＵについて１つずつ持つことができる。各ポートは、登録手順の間に各ＯＮＵに付与される論理リンク識別子（ＬＬＩＤ）を用いて識別される。
下り方向（すなわちＯＬＴからＯＮＵへ）では、ＯＬＴが送信したイーサネットパケットは１＊Ｎ受動スプリッタを通過して各ＯＮＵに到達する。各イーサネットパケットは、そのパケットが宛てられたポートのＬＬＩＤを格納するフレームプリアンブルを備える。このような機能は、共有媒体ネットワークに類似している（イーサネットはＥＰＯＮアーキテクチャと完全に互換し、イーサネットは性質上ブロードキャストする）。このようにして、イーサネットパケットはＯＬＴによってブロードキャストされ、イーサネットフレームプリアンブルに挿入されたＬＬＩＤを用いてＯＮＵによって選択的に抽出される。ＯＬＴにおける下り処理は、主に、入来パケットを正しいＬＬＩＤでタグ付けすることと、それらを対応する論理リンクに転送することとからなるので、非常に簡素である。
したがって、ＥＰＯＮデータ経路（ＥＤＰ）は、ＥＰＯＮシステム内のトラフィック搬送オブジェクトとして定義することができ、これはデータまたは制御フロー接続を表す。サービスまたは高レベルアプリケーションはそれぞれ専用のＥＤＰにマッピングされ、このＥＤＰにはサービス品質（ＱｏＳ）パラメータの組が結び付けられる。
ＥＤＰは、双方向ユニキャストまたは単方向（ダウンリンク）マルチキャストとすることができる。双方向ユニキャストＥＤＰは、以下の２つの方法を用いて実装可能である。
‐単一のＬＬＩＤ上で異なる複数のキューを用いるサービスレベルアグリーメント（ＳＬＡ）。帯域幅パラメータは新たな構成メッセージにより定義され、ＱｏＳは各ＯＮＵに実装されるスケジューリング機構により保証される。
‐複数のＬＬＩＤ。この複数のＬＬＩＤにおいて、新たな構成メッセージを用いて１つのキュー（すなわちサービス）が１つのＬＬＩＤ上にマッピングされる。結果として、１つのＯＮＵが、いくつかのＬＬＩＤ（専用サービスごとに１つずつ）を登録することができる。各ＬＬＩＤに対する帯域幅パラメータは、ＯＬＴのみにおいて構成され、ＤＢＡによって割り当てられる。
この複数ＬＬＩＤの方法は、以下のいくつかの利点を有する。
‐上り資源スケジューリング（すなわちＯＮＵからＯＬＴへの伝送）は、ＯＬＴ内のＤＢＡによってのみ実行される。実際に、論理リンク上にマッピングされるサービスは１種類のみなので（すなわち１つのトラフィックキューのみ）、異なる複数のキューをＯＮＵ内でスケジュールする必要はなく、これによってスケジューリング機構が簡素化される。標準規格において、優先度、スケジューリングアルゴリズムの種類、等をＯＮＵがいかに扱うかを定義する必要がない。ＲＥＰＯＲＴメッセージは、正当なキューを１つだけ含み、さらに任意選択でいくつかのキューセットとを含む。
‐ＳＬＡ法（SLA method）においてサービスを識別するために用いられる仮想ＬＡＮタグ（アウターおよびインナー）が考慮されず、これらを翻訳する必要がなく、したがって方法をより透過的にする。
‐ＬＬＩＤフィールドが１５ビットに符号化されており、ＯＮＵごとに１２８個のＬＬＩＤを定義可能であり、一方、ＯＬＴが１２８個のＯＮＵを管理することを考慮すると、方法をよりスケーラブルにする。
‐いかなるレガシーＯＬＴも、複数のＬＬＩＤをサポートするＯＮＵと互換性がある。実際に、ＯＬＴ内のＤＢＡは、ＯＮＵを扱うのではなくＬＬＩＤのみを扱う。多数のオープンされたＬＬＩＤを持つＯＮＵは、レガシーＯＬＴの視点からは独立した仮想的なＯＮＵの集合とみなされる。
しかしながら、複数ＬＬＩＤ法は、ＥＰＯＮアーキテクチャに追加のＬＬＩＤを導入するので、上りオーバヘッドを生じさせる。
実際に、ＥＰＯＮ上りオーバヘッドは、主に制御メッセージオーバヘッドおよびガード帯オーバヘッドに起因する。制御メッセージオーバヘッドの主な原因は、ＯＮＵのバッファ占有率を示すためにＯＮＵによって送信されるＲＥＰＯＲＴメッセージである。ガード帯は、レーザーをＯＮ／ＯＦＦに切り替えるとともに要求される較正を実行するために、２つの上りバーストの間でブランクのまま残される時間である。オーバヘッドの原因となる他の要因（たとえば発見オーバヘッド(discovery overhead)やフレーム描写）は無視できるものとみなせる。
ＲＥＰＯＲＴメッセージは、様々な構成を有し得る。これらは各キュー（または本ケースでは各論理リンク）のバッファリング占有率を含むことができ、異なるセットが挿入可能である。しかしながら、ＲＥＰＯＲＴメッセージ長は６４バイトに固定され、ダミーデータでパディングされる。この値は所与であり、また、各ＯＮＵによって１つのＲＥＰＯＲＴメッセージが１ｍｓ（ミリ秒）サイクルの間に送信されることを考慮すると、１Ｇｂｉｔ ＥＰＯＮについてＲＥＰＯＲＴメッセージに起因するオーバヘッドは、
Figure 0005897605
に等しい。ただし、ｎＯＮＵはＯＬＴによって管理されるＯＮＵの数であり、フレームプリアンブルには８バイトが使用され、２つの隣接するイーサネットフレームの間のフレーム間ギャップは１２バイトである。３２個および１２８個のＯＮＵについて、ＲＥＰＯＲＴメッセージオーバヘッドはそれぞれ２．１５％および８．６％に等しい。１０Ｇｂｉｔ ＥＰＯＮについて、ＲＥＰＯＲＴメッセージオーバヘッドは１％以下に下がり、無視できるものとみなせる。
ガード帯オーバヘッドを参照すると、それは次のものを備える。
‐レーザーオフ時間は、次のＯＮＵに専用のレーザーオン時間だけ部分的にオーバーラップする。これは５１２ｎｓ（ナノ秒）に固定される。
‐あるＯＮＵのレーザーのスイッチングオフと次のＯＮＵのレーザーのスッチングオンとの間の１２８ｎｓのデッドゾーン。機会(an opportunity)が専用となる。
‐ＩＥＥ８０２．３ａｈ Ｄ１．４１４仕様書に規定される９６ｎｓと４００ｎｓとの間に含まれる離散値にセットされる自動利得制御（Automatic Gain Control; ＡＧＣ）時間。
‐ＩＥＥ８０２．３ａｈ Ｄ１．４１４仕様書に規定される９６ｎｓと４００ｎｓとの間に含まれる離散値にセットされるクロックおよびデータ回復（ＣＤＲ）時間。
最悪のケース（ＡＧＣ時間およびＣＤＲ時間が４００ｎｓに等しい）を考慮すると、ガード帯時間は１．４４μｓ（マイクロ秒）に等しい。さらに、各ＯＮＵが、１ｍｓサイクルごとに機会（ＯＬＴによって送信されるＧＡＴＥメッセージ内で定義されるもの）を有することを考慮すると、ガード帯オーバヘッドは（ｎＯＮＵ×１．４４）／１０００に等しい。３２個および１２８個のＯＮＵについて、ガード帯オーバヘッドはそれぞれ４．６％および１８．４％に等しい。ガード帯オーバヘッドは、１Ｇｂｉｔ ＥＰＯＮと１０Ｇｂｉｔ ＥＰＯＮとで同一である。
表１は、１ｍｓのＤＢＡサイクルの１ＧビットＥＰＯＮ（各ＯＮＵは各サイクルでＯＬＴにデータを送信する機会を持つ）における、様々な数のＯＮＵに対する上りオーバヘッドのまとめである。
Figure 0005897605
表１に含まれる結果を参照すると、ＤＢＡサイクルあたり３２ＯＮＵを超える数を管理するのは妥当でない。実際に、ＤＢＡサイクルあたり３２ＯＮＵを超えると、オーバヘッドが１０％を超え、また、バイト数で表した伝送窓の長さが２０００バイトより小さくなるので、伝送窓は１５００バイトのフレームをただ１つ伝送できるのみとなる。
このように、ＥＰＯＮアーキテクチャにおいて、ＯＮＵに提供される伝送機会に影響を与えることなく、ＲＥＰＯＲＴメッセージおよびガード帯に起因するオーバヘッドを低減することが必要である。
［発明のサマリー］
これらの要求を解決するために、本発明の第１の態様は、通信ネットワークにおいてデータパケットおよびＲＥＰＯＲＴメッセージの伝送のために上りタイムスロットを割り当てる方法であって、前記ネットワークは、一意の端末によって管理される複数の論理リンクを備え、各論理リンクは、送信すべき待機中のデータパケットを含むキューに関連付けられ、各論理リンクにより、データパケットの伝送のために最小ビットレートが要求され、時間がサイクルに分割され、各サイクルは等しいタイムスロットに分割され、キューの長さはタイムスロットで表され、最初に前記端末において各論理リンクについて理論的送信時刻が定義され、各伝送はオーバヘッドの部分に関連付けられ、前記端末は各論理リンクについてイメージキュー長を記憶する
方法において、
前記方法は、各サイクルにおいて前記端末によって実行されるステップとして、
‐少なくとも１つの論理リンクから少なくとも１つのＲＥＰＯＲＴメッセージを受信するステップであって、前記ＲＥＰＯＲＴメッセージは前記論理リンクの更新されたキュー長を含み、前記長さはタイムスロットで表される、少なくとも１つのＲＥＰＯＲＴメッセージを受信するステップと、
‐前記論理リンクから前記ＲＥＰＯＲＴメッセージを受信するに際し、前記更新されたキュー長に基づいて前記イメージキュー長を更新するステップと、
‐データパケットまたはＲＥＰＯＲＴメッセージを伝送するための前記理論的送信時刻に基づき、かつ前記伝送に関連付けられたオーバヘッドの部分に基づいて、論理リンクに、次のサイクルの少なくとも１つのタイムスロットを割り当てるステップであって、前記論理リンクＬＬｉに対するイメージキュー長は０でなく、タイムスロットは、次のサイクル内のすべてのタイムスロットが割り当てられるまで、または、すべてのイメージキュー長が０になるまで割り当てられる、タイムスロットを割り当てるステップと、
‐各論理リンクの要求最小ビットレートに基づいて各論理リンクの前記理論的送信時刻をインクリメントするとともに、前記論理リンクの前記イメージキュー長を、前記論理リンクに割り当てられた少なくとも１つのタイムスロットだけデクリメントするステップと
を含む、方法に関する。
本発明による方法は、有利なことに、要求される最小ビットレートを考慮することにより、データパケットの伝送のためにＯＮＵの論理リンクにタイムスロットを割り当てることを可能にする。実際に、各論理リンクは、十分なサービス品質を得るために様々なビットレートを要求するそれぞれ所与のサービスに固有のものとすることができる。提案される方法は、この目的のために、所与の論理リンクについて理論的送信時刻を定義する状態時間変数を定義することを示唆する。したがって、低い要求最小ビットレートに関連付けられた論理リンクは、各サイクルにおいてサービングされないので、それらの上り伝送に関連付けられたガード帯オーバヘッドが低減可能となる。さらに、非アクティブな論理リンクは各サイクルにおいてＲＥＰＯＲＴメッセージを送信しないので、制御メッセージオーバヘッドが低減される。このように、各論理リンクに対して最小ビットレートが尊重されるとすると、サービス品質を損なうことなく全体のオーバヘッドが低減される。
本発明の別の実施形態では、論理リンクに対するイメージキューが０でない各論理リンクに対して、ｎの整数倍の個数の連続するタイムスロットが割り当てられ、ｎは、各論理リンクに対して定義される１より大きい所定の整数である。
この実施形態は、サイクルごとの割り当ての数を低減可能にし、これによって、方法の実施をより高速にする。イーサネットパケット（断片化できない）全体の伝送を容易にするために、ｎの粒度は事前に決定可能である。
さらに別の実施形態では、Ｍは、１つのサイクルの間にサービングされるべき論理リンクの、事前に決められる最大数であり、最低の理論的送信時刻を有する前記Ｍ個の論理リンクのみが、データパケットの伝送のために次のサイクルの少なくとも１つのタイムスロットを割り当てられる。
したがって、１サイクルの間にサービングされる論理リンクの数は事前に決められる数に制限され、これによって全体のオーバヘッドの制限を確実にすることができる。さらに、１サイクルの間のＭ個の選択された論理リンクは、直前のサイクルの間にサービングされなかった論理リンク（ただし非常に高い最小ビットレートを有する論理リンクを除く）であり、公平なキューイング方式を実装可能にする。
補足として、データパケットの伝送のために次のサイクルの少なくとも１タイムスロットを割り当てた後に、前記Ｍ個の論理リンクの前記Ｍ個のイメージキュー長が０である場合に、次のサイクルのすべてのタイムスロットが割り当てられるまで、または、すべてのイメージキュー長が０になるまで、次のサイクルの割り当てられていないタイムスロットが、最低の理論的送信時刻を持つ次の論理リンクに割り当てられる。
この実施形態は、有利なことに、１サイクルの間に提供されるすべての資源（タイムスロット）を利用可能にする。この目的のために、方法の公平さを損なうことなく、１サイクルの間にＭ個を超える論理リンクを選択することができる。
本発明のさらに別の実施形態によれば、ポーリング周期が、各論理リンクに対するサイクルの個数である整数として事前に決められ、前記ポーリング周期の間、前記論理リンクのイメージキュー長が０のままである場合に、次のサイクルにおいてＲＥＰＯＲＴメッセージの伝送のためにタイムスロットが前記論理リンクに割り当てられる。
したがって、非アクティブな論理リンクは、事前に決められるポーリング周期の間に非アクティブであった場合に、伝送に必要なタイムスロットを要求するための定期的な機会を有する。
本発明のさらに別の実施形態によれば、各論理リンクについて最大ビットレートが事前に決められ、ピークビットレート周期が事前に決められ、前記ピークビットレート周期にわたって所与の論理リンクに割り当てられるタイムスロットの個数は、前記論理リンクの前記最大ビットレートを前記ピークビットレート周期で乗算したものによって制限される。
この実施形態は、有利なことに、同じ論理リンクをシステマティックに優先しないことを可能にする（たとえばサービングされるべき論理リンクが少数しか存在せず、１つの論理リンクが高い最小ビットレートを要求する場合）。この実施形態は、所与の論理リンクへの割り当てを制限可能にする。
さらに別の実施形態では、前記ＲＥＰＯＲＴメッセージは、前記ＲＥＰＯＲＴメッセージを送信する論理リンクのキューに含まれるデータフレームの、異なる累積された長さを報告する複数のキューセットを含み、前記端末によって前記論理リンクに割り当てられる連続するタイムスロットの個数は、前記累積された長さの一つに等しい。
本明細書で説明されるように、この実施形態は、高い未使用資源比率（unused resource ratio）を得ることを回避可能にする。
本発明のさらに別の実施形態によれば、各キューセットについて閾値が定義され、前記閾値は、１サイクルの間にサービングされるべき論理リンクの事前に決められる最大数に対する、１サイクルに含まれるタイムスロットの数の比率の、整数倍に事前にセットされ、前記報告される累積された長さは、前記キューセットの前記閾値を超えず、キューセットのデータフレームの累積的な長さに等しい。
この実施形態は、各キューセットについて定義される閾値を、効率的に事前にセットできるようにする。
本発明のさらに別の実施形態によれば、前記複数の論理リンクはサブセットに分けられ、前記サブセットは１より大きいかまたは１に等しい数の論理リンクを有し、各サブセットは優先度に関連付けられ、各優先度は所与の最小ビットレートに関連付けられ、サブセットに属する論理リンクに関連付けられた前記最小ビットレートは、前記サブセットの論理リンクの前記個数に対する、前記所与の最小ビットレートの比率によって定義される。
この実施形態は、本発明による方法の構成を簡素化可能にする。
補足として、方法は、さらに、新たな論理リンクがサブセットに入りまたは集合から去るたびに、前記サブセットに属する論理リンクに関連付けられた最小ビットレートを更新することをさらに備える。
この実施形態は、異なる複数のサイクルの間に伝送パラメータのバリエーションに対して本方法を適応させることができる動的パラメータを有することができるようにする。
さらに別の実施形態では、同一のサブセットの前記論理リンクは互いに異なる最小ビットレートを有し、前記サブセットの前記論理リンクの最小ビットレートの合計は、前記サブセットの前記優先度に関連付けられた前記所与の最小ビットレートよりも低い。
この実施形態は、同じサブセットの論理リンクに対して異なる重みを定義できるようにし、これによって本発明による方法の柔軟性を改善する。
本発明の別の目的は、記憶媒体に記録され、コンピュータによってソフトウェアエージェントの形式で実行可能なプログラム製品であって、上述の実施形態の１つによる方法を実行するためにセットアップされた少なくとも１つのソフトウェアモジュールを含む、プログラム製品に関する。
本発明の別の目的は、通信ネットワークにおいてデータパケットおよびＲＥＰＯＲＴメッセージの伝送のためにタイムスロットを割り当てる端末であって、前記ネットワークは、端末によって管理される複数の論理リンクを備え、各論理リンクは、送信すべき待機中のデータパケットを含むキューに関連付けられ、各論理リンクにより、データパケットの伝送のために最小ビットレートが要求され、時間がサイクルに分割され、各サイクルは等しいタイムスロットに分割され、キューの長さはタイムスロットで表され、最初に前記端末において各論理リンクについて理論的送信時刻が定義され、各伝送はオーバヘッドの部分に関連付けられ、前記端末は各論理リンクについてイメージキュー長を記憶する、端末において、
前記端末は、
‐少なくとも１つの論理リンクから少なくとも１つのＲＥＰＯＲＴメッセージを受信する手段であって、前記ＲＥＰＯＲＴメッセージは前記論理リンクの更新されたキュー長を含み、前記長さはタイムスロットで表される、少なくとも１つのＲＥＰＯＲＴメッセージを受信する手段と、
‐前記論理リンクから前記ＲＥＰＯＲＴメッセージを受信するに際し、前記更新されたキュー長に基づいて前記イメージキュー長を更新する手段と、
‐データパケットまたはＲＥＰＯＲＴメッセージを伝送するための前記理論的送信時刻に基づき、かつ前記伝送に関連付けられたオーバヘッドの前記部分に基づいて、論理リンクに、次のサイクル内の少なくとも１つのタイムスロットを割り当てる手段であって、前記論理リンクＬＬｉに対するイメージキュー長は０でなく、タイムスロットは、次のサイクルのすべてのタイムスロットが割り当てられるまで、または、すべてのイメージキュー長が０になるまで割り当てられる、タイムスロットＴＱを割り当てる手段と、
‐各論理リンクの要求最小ビットレートに基づいて各論理リンクの前記理論的送信時刻をインクリメントするとともに、前記論理リンクの前記イメージキュー長を、前記論理リンクに割り当てられた少なくとも１つのタイムスロットだけデクリメントする手段とを備える、端末に関する。
本発明の別の目的は、複数のネットワークユニットを備えるシステムであって、各ユニットは、少なくとも１つの論理リンクと、前記論理リンクを管理する端末とを備え、各論理リンクは、送信すべき待機中のデータパケットを含むキューに関連付けられ、各論理リンクにより、データパケットの伝送のために最小ビットレートが要求され、時間がサイクルに分割され、各サイクルは等しいタイムスロットに分割され、キューの長さはタイムスロットで表され、最初に前記端末において各論理リンクについて理論的送信時刻が定義され、各伝送はオーバヘッドの部分に関連付けられ、前記端末は各論理リンクについてキュー長のイメージを記憶する、システムにおいて、
前記端末は、
‐少なくとも１つの論理リンクから少なくとも１つのＲＥＰＯＲＴメッセージを受信する手段であって、前記ＲＥＰＯＲＴメッセージは前記論理リンクの更新されたキュー長を含み、前記長さはタイムスロットで表される、少なくとも１つのＲＥＰＯＲＴメッセージを受信する手段と、
‐前記論理リンクから前記ＲＥＰＯＲＴメッセージを受信するに際し、前記更新されたキュー長に基づいて前記イメージキュー長を更新する手段と、
‐データパケットまたはＲＥＰＯＲＴメッセージを伝送するための前記理論的送信時刻に基づき、かつ前記伝送に関連付けられたオーバヘッドの前記部分に基づいて、論理リンクに、次のサイクル内の少なくとも１つのタイムスロットを割り当てる手段であって、前記論理リンクＬＬｉに対するイメージキュー長は０でなく、タイムスロットＴＱは、次のサイクルのすべてのタイムスロットが割り当てられるまで、または、すべてのイメージキュー長が０になるまで割り当てられる、タイムスロットを割り当てる手段と、
‐各論理リンクＬＬｉの要求最小ビットレートに基づいて各論理リンクＬＬｉの前記理論的送信時刻をインクリメントするとともに、前記論理リンクの前記イメージキュー長を、前記論理リンクに割り当てられた少なくとも１つのタイムスロットだけデクリメントする手段とを含む、システムに関する。
本発明は、添付図面において限定ではなく例を用いて説明され、添付図面において類似の参照番号は類似の要素を参照する。
本発明の一実施形態による方法の各ステップのフローチャートを表す図である。 本発明の一実施形態によるシステムを表す図である。
［好適な実施例の記載］
ＲＥＰＯＲＴメッセージおよびガード帯に起因するオーバヘッドを低減するための解決策は、各ＤＢＡサイクル内でスケジュールされまたはサービングされる論理リンクＬＬｉの数を低減することである。ＥＰＯＮ内でサポートされる論理リンクＬＬｉの総数を制限することなく、本方法は、従来技術に関連する部分において提示されるレガシー割り当ての代わりに、論理リンク伝送機会の動的割り当て（または所与のＤＢＡサイクル内でのタイムスロット割り当て）を含む。
このような解決策がオーバヘッドの低減をもたらす。不公平なキューイング方式を得ることを避けるために、この解決策では上り伝送時間を増加させ、ＯＮＵがタイムスロットを割り当てられる前に数サイクル待つという前提のもとで、本発明は、各論理リンクＬＬｉに次時刻発信値（next time emission value）を導入する。次時刻発信値は、異なる論理リンクＬＬｉの間で公平さを保証する。
したがって、各サイクルｋにおいて、各論理リンクＬＬｉが過去にどのようにサービングされたかの跡（trace）が維持されるので、同じ論理リンクＬＬｉが常に優先されることがなくなる。このように、サイクルｋ＋１において、本発明は、サイクルｋにおいてサービングされなかった論理リンクＬＬｉにサービングすることを提案する。
よりよい理解のために、以下に本方法のいくつかの実装を記載する。
図１を参照すると、本発明の一実施形態による方法の各ステップのフローチャートが示されている。
これらのステップは、以下において図２を参照して提示されるＯＬＴのスケジューラによって実装可能である。
ステップＳ１０１において、各論理リンクＬＬｉに重みＷｉが付与される。Ｗｉは、論理リンクＬＬｉに授与(grant)される最小ビットレートｂｉを反映する。スケジューラによって割り当て可能なタイムスロットの最低数に対応して、粒度もまた定義される。例として、１つの時量子（ＴＱ）の粒度を考え、これはＴＱが時間の１単位に等しくなるよう最初に正規化される。したがって、最小ビットレートｂｉを、固定されたＴＱ間時間インターバル(a fixer inter-TQ time interval)Ｔｉに翻訳することが可能になる。ただしＴｉ＝１／Ｗｉである。
ステップＳ１０２において、ＯＬＴが管理するＯＮＵのひとつからそのＯＬＴがＲＥＰＯＲＴメッセージを受信した場合（このＲＥＰＯＲＴメッセージは論理リンクＬＬｉに関連するものである）、スケジューラがステップＳ１０３において次のアルゴリズムを実行する。このＲＥＰＯＲＴメッセージは更新されたキュー長を含むことができ、これはその論理リンクＬＬｉ上でのデータパケットの伝送のために要求されるＭｉに等しいＴＱの数に対応し得る。ＯＬＴは、所与の論理リンクＬＬｉ内で送信すべきデータパケットに対応する各キューのイメージ（image）を記憶する。イメージキュー長はＱｉと表記され、ＴＱで表される。その後、スケジューラはステップＳ１０３において以下の動作を実行する。
If Qi=0
If {TTTi, Qj≠０｝≠０
/少なくとも１つのバックログされる接続が存在する/
TTTi=max(TTTi,minj(TTTj))
Else
TTTi=max(TTTi, TTT-1)
Endif
Endif
Qi=Mi-Gi
ただしＴＴＴ−１はデータパケットの最後に送信されたＴＱの理論的送信時刻（Theoretical Transmission Time）である。
このようなアルゴリズムは、ＲＥＰＯＲＴメッセージの受信前に非アクティブであり、かつデータパケットの伝送にＭｉ個のＴＱを要求する論理リンクＬＬｉに対するＴＱの割り当てを優先可能にする。実際に、ＥＰＯＮの少なくとも１つの論理リンクＬＬｉがアクティブである場合、その論理リンクＬＬｉに割り当てられるＴＴＴｉは、それに割り当てられた最後のＴＴＴｉと、アクティブな論理リンクＬＬｊのＴＴＴｊのうち最小値とのうちの最大値に等しい。実際に、キューイング方式の公平さを尊重するため、非アクティブな論理リンクがデータを長時間転送しておらず、ＴＱが非常に高速にそれらに割り当てられるということが可能である。そうでない場合、その論理リンクＬＬｉに割り当てられるＴＴＴｉは、それに割り当てられた最後のＴＴＴｉと、データパケットの最後に送信されたＴＱの理論的送信時刻ＴＴＴ−１とのうちの最大値に等しい。
ＲＥＰＯＲＴメッセージを送信している論理リンクがすでにアクティブであった場合、イメージキュー長Ｑｉは、単純に、論理リンクＬＬｉによって要求されているＴＱの数Ｍｉから、現在スケジュールされているサイクルについて授与された資源の数Ｇｉを減算したものに等しい。
スケジューラは、イメージキュー長Ｑｉを更新した後、サイクルｋ−１の間にスケジュールされたように、サイクルｋの間に受信される新たなＲＥＰＯＲＴメッセージを待つ。
ステップ１０２と並列に、ステップＳ１０４が実行され、その間に、スケジューラが、またはスケジューラに関連付けられたサイクルビルダが、サイクルｋ＋１を構築する。
ＥＰＯＮサイクルの内容および構造は動的に定義され、スケジュールされた論理リンクＬＬｉの数と、それらに割り当てられたＴＱの量と、関与するＯＮＵの数とに依存する。
さらに、論理リンクＬＬｉにタイムスロット（ＴＱ）を割り当てるためのフレーム構築規則の適用と、シグナリングメッセージ（ＲＥＰＯＲＴメッセージ）に対するタイムスロットの割り当てとが、様々なオーバヘッドを生じさせる。結果として、物理層オーバヘッド（ガード帯インターバル、プリアンブル）およびシグナリングオーバヘッド（ＲＥＰＯＲＴメッセージオーバヘッド）は、あるサイクルｋから次のｋ＋１まで変化し得、物理層が実際に提供する容量がＭＰＣＰ層には可変資源として見える。しかしながら、スケジューラは、ＭＰＣＰ層が提供するＴＱに関して表され得る不変資源を共有することを目的とする。
結果として、サイクルビルダは、ステップＳ１０４において、ＭＰＣＰ層内で割り当てられた資源が実際の利用可能物理資源と一致するか否かをチェックする。
フレームビルダの動作は、サイクルｋの間に経過する時間によってペーシングされる、サイクルｋの間のサイクルｋ＋１の漸進的構築（progressive construction）に基づく。時間は、状態変数CurrTimeによって実体化される。この状態変数CurrTimeは、ＴＱ１つに等しい周期を持つ基準時間ベースによって生成される刻み(tick)ごとにインクリメントされる。サイクルビルダの他の入力には、サイクル構築規則のリストと、スケジューラ出力とがある。後者に基づき、サイクルビルダは第２の時間変数NextFreeSlotを維持する。第２の時間変数NextFreeSlotは、サイクルｋ＋１内に新たなＴＱが割り当てられるたびに、サイクルｋ＋１（またはタイムスロット）内の次のフリーロケーション(free location)をポイントする。CurrTime変数およびNextFreeSlot変数は各サイクルの開始時点でリセットされる。
以下では、ｎの粒度が考慮される。ｎは１に等しいか１より大きい整数である。ｎ個のＴＱの実際の物理的長さ（フレーム内への挿入に要するオーバヘッドの部分を含む）をＴＴＱｓと表し、１サイクルの持続時間をＴｃｙｃｌｅと表す。ＴＴＱｓは、ガード帯インターバルと、ＲＥＰＯＲＴメッセージの存在とを考慮する。たとえば、サイクルｋ＋１内で以前にサービングされていなかった論理リンクＬＬｉにｎ個のＴＱが割り当てられるとき、ＴＴＱｓ＝ｎ＋ＴＧＢＩ＋ＴＲＥＰＯＲＴである。ただし、ＴＧＢＩはガード帯インターバルの長さ（ＴＱで表される）であり、ＴＲＥＰＯＲＴはＲＥＰＯＲＴメッセージの長さである（ＴＲＥＰＯＲＴ＝３２ＴＱ）。
次に、サイクル構築は、以下のアルゴリズムによって記述され得る。
If CurrTime ≧ NextFreeSlot
If 弾性スケジューラ（elastic scheduler）が論理リンクＬＬｉにサービングする準備ができている
サイクルビルダがTTQsを計算する
If (NextFreeSlot + TTQs) ≦ Tcycle
論理リンクＬＬｉについて候補ＴＱを挿入
弾性スケジューラの変数を更新
NextFreeSlot = NextFreeSlot + TTQs
Endif
Endif
Endif
よりよい理解のために、とくにスケジューラ変数への参照の理解のために、論理リンクサービスに際し、スケジューラは各論理リンクＬＬｉに対して最大の粒度をもってアルゴリズムを実行する。これはＮｉ個のＴＱに等しい。以下では、Ｇｉはサイクルｋ＋１内で論理リンクＬＬｉに授与されるＴＱの数を指す。Ｇｉはサイクル構築の開始前にリセットされるということに留意すべきである。
If {TTTｊ, Qｊ≠０｝≠０
Ｑｊ≠０であるjについて TTTi = minj(TTTj)
/ＴＴＴｉはすべてのバックログされた接続の理論的時刻の最小値であることを意味する/
Gi = Gi + min(Ni,Qi) /論理リンクＬＬｉにいくつかのＴＱを割り当てる/
TTTi = TTTi + Ti
Qi = Qi - min (Ni,Qi)
Endif
このように、ある論理リンクＬＬｉが最低のＴＴＴｉを有する場合には、ｍｉｎ（Ｎｉ，Ｑｉ）個のＴＱがその論理リンクに割り当てられる。したがって、論理リンクＬＬｉが要求するＴＱのみがそれに割り当てられ得る。
より正確なアルゴリズムを実行するためには、ＮｉをＴＱ１つに等しい粒度によって置き換えてもよい。しかしながら、粒度Ｎｉは、このアルゴリズムの公平さに大きく影響を与えることなく、このアルゴリズムのより高速な実装を提供可能にする。
上述のサイクルビルダアルゴリズムを参照すると、ステップＳ１０４において、サイクルビルダは、データパケットの伝送にタイムスロット（またはＴＱ）を要求する論理リンクが存在するか否かをチェックする（「弾性スケジューラが論理リンクＬＬｉにサービングする準備ができている」は、論理リンクサービスに際し、スケジューラルゴリズム内の「If {TTTｊ, Qｊ≠０}≠０」に対応する。）０に等しくないイメージキュー長が少なくとも１つ存在する場合、サイクルビルダは、様々なオーバヘッドに基づいてＴＴＱｓを計算した後に、スケジューラが選択した論理リンクＬＬｉへのタイムスロットの割り当てのために次のサイクルｋ＋１内で依然としてタイムスロットがいくつか利用可能であるか否か（If (NextFreeSlot + TTQs) ≦ Tcycle）をチェックする。
双方の条件が尊重される(respected)場合、ステップＳ１０５において、サイクルビルダは、論理リンクＬＬｉに関連付けられた粒度に基づき、次のサイクルｋ＋１内で、選択された論理リンクＬＬｉにタイムスロットを割り当てる。
変数Ｇｉ、ＴＴＴｉおよびＱｉは、サイクル構築アルゴリズムにおいて説明したように（「弾性スケジューラの変数を更新」）、ステップＳ１０６においてインクリメントされる（Gi = Gi + min(Ni,Qi); TTTi = TTTi + Ti; Qi = Qi - min (Ni,Qi)）。タイムスロットがさらに利用可能である場合には、論理リンクにタイムスロットをさらに割り当てるために変数NextFreeSlotもまたインクリメントされる（NextFreeSlot = NextFreeSlot + TTQs）
ステップＳ１０４において、上記２条件のうち一方が尊重されない場合、サイクルビルダはサイクルｋ＋１の構築を終了していた。ＯＬＴは、ステップＳ１０７において、論理リンクＬＬｉに割り当てられたサイクルｋ＋１のタイムスロットの間、選択された論理リンクＬＬｉ内でデータパケットを伝送できるように、選択されたＯＮＵにＧＡＴＥメッセージを伝送する前に、サイクルｋの終了を待つ。論理リンクＬＬｉに対するＧＡＴＥ伝送の後、変数Ｇｉはリセットされる。サイクルｋ＋１において、サイクルｋ＋２を構築するために上述のステップＳ１０２〜Ｓ１０７が反復される。いくつかの実施形態では、構成ステップＳ１０１も反復してもよい。
別の実施形態では、サイクル構築アルゴリズムは、数種類のスケジューラをサポートしそれらの間の優先状況を確実にするように拡張されてもよい。たとえば、遅延および帯域幅保証を提供するために、仮想スケジューリングアルゴリズムから導出されるパケットスペーシングを伴う最早納期（Earliest Due Date; ＥＤＤ）サービス原則に基づく剛性のスケジューラが実装可能である。この場合、スロットが利用可能になると、サイクルｋ＋１内に挿入すべき論理リンクＬＬｉに割り当てられる次のＴＱを提供するために、実際に優先度が与えられる。次に、第２の場所内の弾性接続(elastic connection)のデータに資源が割り当てられる。これによって、剛性の論理リンクが常にそれらの遅延制約に従ってサービスを受けることが保証される。
本発明の別の実施形態では、ステップ１０１において、１サイクルの間にサービングされるべき論理リンクの最大数Ｍが事前に決められる。１サイクル内で利用可能な資源の総数をＲで表す（１サイクル内のＴＱの数に対応する）。たとえば、１Ｇ ＥＰＯＮにおいて持続時間が１ｍｓであるサイクルに対してはＲ＝６２５００ＴＱである。各サイクルについて、Ｇｉ≠０である論理リンクＬＬｉの集合Ｓが定義される。
この実施形態では、スケジューラがステップＳ１０４、Ｓ１０５およびＳ１０６において実行する論理リンクサービスアルゴリズムは次のものである。
m=M
If {TTTj, Qj≠０｝≠０
If Size(S)＜m
Qj≠０であるjについてTTTi=minj(TTTj)
Else
Qj≠０かつGj≠０であるjについてTTTi=minj(TTTj)
Endif
/ＴＴＴｉはすべてのバックログされた接続の理論的送信時刻の最小値である/
Gi = Gi + min(Ni,Qi) /論理リンクＬＬｉにいくつかのＴＱを割り当てる/
TTTi = TTTi + Ti
Qi = Qi - min (Ni,Qi)
Endif
上述のアルゴリズムを詳細にするために、Ｍ個の論理リンクが選択され優先してサービングされるまで、最低のＴＴＴｉを持つ論理リンクが以前に選択される。実際に、「Size(S)＜m」（ただしSize(S)は集合Ｓ内の論理リンクの数に関連する）であるときには、すべてのイメージキュー長Ｑｊがゼロに等しくなるか、または、サイクル内で割り当てるべきタイムスロットがもはや存在しなくなるまで、そのサイクルの間に少なくとも１つのタイムスロットがすでに割り当てられた論理リンク（Ｇｊ≠０である）のみが、さらなる割り当てのために選択され得る。各論理リンクＬＬｉが選択され、（数Ｍと比較して十分な数のアクティブな論理リンクが存在する場合に）その論理リンクＬＬｉが次のサイクルの間に選択されないことを確実にするたびにＴＴＴｉがインクリメントされ、したがって公平なキューイング方式を確実にするということに留意すべきである。
このような変更は、１サイクル内でスケジュールされる論理リンクＬＬｉの数の制限につながる。しかしながら、Ｍ個の選択された論理リンクＬＬｉのＭ個のイメージキュー長Ｑｉは少なくとも０に等しいので、いくつかの資源（タイムスロットまたはＴＱ）は依然として利用可能な場合がある。この場合、残るタイムスロット（以下ではｒと表す）は、そのサイクルの間にサービングされなかった論理リンクの間で共有される。
新たな追加論理リンクの最大数ｍは、上述のアルゴリズム（サービスアルゴリズム）において、次の数式を用いてインクリメントされる。
ｍ＝ｍ＋（ｒ／Ｒ）×Ｍ
次に、ｍの新たな値を用いて同じサービスアルゴリズムが実行される。利用可能なタイムスロットがもはや存在しなくなるか、または、すべてのイメージキュー長Ｑｉが０に等しくなるまで、反復プロセスが繰り返される。
本発明の別の実施形態では、ステップＳ１０１において各論理リンクＬＬｉに対して最大ポーリング周期ＰＰｉが定義可能である。最大ポーリング周期ＰＰｉはサイクルの数として表される。
実際に、非アクティブな（またはアイドルな）論理リンクは、その時点でスケジューリングプロセスによって資源が割り当てられていない空のイメージキューを持つ論理リンクである。しかしながら、ＯＬＴ内にそれらのキューのイメージを維持するとともに、いくつかの入来パケットがこれらの論理リンクのキューに入るときに資源を割り当てるために、それらを定期的にポーリングする（すなわち、それらが次のサイクル（複数）のうちひとつの間に少なくとも１つのＲＥＰＯＲＴメッセージを伝送できるようにするのに十分な上り資源またはタイムスロットを授与する）ことが有用である場合がある。非アクティブな論理リンクに対してスケジューラに何らかの資源を要求するために、ＯＬＴに対して内部的にいくつかの資源要求を行うことができる。
ステップＳ１０１においてNextPollCycleiと表される変数が定義可能である。この変数は、非アクティブな論理リンクＬＬｉをポーリングするために何らかの資源が割り当てられる次の時刻（サイクル番号として表される）を含む。NextPollCycleiは、ステップＳ１０５で論理リンクＬＬｉに何らかの資源が割り当てられるたびに、ステップＳ１０６で CurrentCycle + PPi の値にリセットされる。CurrentCycle≧NextPollCycleiのとき、内部的に何らかの資源がスケジューラに要求され、ＯＬＴ内でＲＥＰＯＲＴメッセージの到着に際して実行される動作がスケジューラによって実行される。非アクティブな論理リンク（すなわちバックログされていない論理リンク）は、通常は、それらのＴＴＴｉがバックログされた論理リンクのＴＴＴｉのうち最低のものと整合するか、または、最後にサービングされた論理リンクと整合するので、通常は優先的にサービングされるということに留意すべきである（ＲＥＰＯＲＴメッセージの受信に際するスケジューラアルゴリズムを参照されたい）。
他のポーリングアルゴリズムも実装可能である。最も単純なものは、固定ポーリング周期ＰＰｉを持つポーリングプロセスである。ポーリング周期ＰＰｉは、論理リンクＬＬｉがアクティブになるときに余分の遅延を追加するということに留意すべきである。論理リンクＬＬｉがアクティブであり続ける間は、各上り伝送窓内でＲＥＰＯＲＴメッセージがシステマティックに伝送されるので、データフレームはこの余分な遅延を被らない。
本発明のさらに別の実施形態では、ステップＳ１０１において各論理リンクＬＬｉに対して最大許容ビットレートＬｍａｘ，ｉが定義可能である。実際に、ネットワークオペレータによっては、各論理リンクＬＬｉに割り当てられる帯域幅を制限したいかもしれない。たとえば、顧客上り最大ビットレートが１００Ｍビット／秒（メガビット毎秒）に制限される場合がある。本提案による弾性スケジューラは、重みパラメータＷｉによって、最小ビットレートｂｉを扱うことができる（最大許容ビットレートに関するものではなく）。
これを達成するために、ステップＳ１０５におけるスケジューリングアルゴリズムの前にリーキーバケットアルゴリズム（leaky bucket algorithm）が追加可能である。以下では、最大許容ビットレートＬｍａｘ，ｉはピークビットレート周期ＴＰＢＲにわたって評価されると想定する。ピークビットレート周期ＴＰＢＲは１サイクルより大きくなる場合がある。たとえば、ＴＰＢＲ＝１０ｍｓで固定可能である。ピークビットレート周期ＴＰＢＲの間に割り当て可能なＴＱの最大数は、以下の式に等しい。
ＲＰＢＲ，ｉ＝Ｌｍａｘ，ｉ×ＴＰＢＲ／（８×２）
結果として、各ピークビットレート周期ＴＰＢＲごとに、リーキーバケットＢｉ（ピークビットレート周期ＴＰＢＲの間に所与の論理リンクＬＬｉにさらに割り当てられ得るＴＱの数）がＲＰＢＲ，ｉにリセットされる。
いくつかのＴＱが論理リンクＬＬｉに割り当てられるたびに、ステップＳ１０６において、リーキーバケットＢｉは、割り当てられた資源から０に到達するまで減少する。その後、リーキーバケットＢｉがＲＰＢＲ，ｉにリセットされるまで、その論理リンクＬＬｉにはさらなるＴＱを割り当てることができない（すなわち、その論理リンクＬＬｉはスケジュール可能な論理リンクのリストから禁止される）。
ＯＮＵが報告する資源は、選択された粒度によってＴＱ単位で表され、イーサネットデータパケットは可変長を持ち得る。さらに、ＯＮＵはイーサネットデータパケットを断片化できないので、ＯＮＵはＯＬＴが割り当てたタイムスロットの全体を使用できない場合がある。たとえば、ＯＮＵが１５１４バイト（＝７０７ＴＱ）の４つのデータフレームのキューを報告し、ＯＬＴがそのＯＮＵに対して２０００ＴＱの上り伝送窓のみを割り当てると想定すると、この窓の間に２つのデータフレームのみが送信可能であり、４８６ＴＱが失われることになる。このような状況は、スケジューリングプロセスが、要求された資源全体を単一の授与構造内で割り当てられないときに発生する。
未使用比率は、未使用資源と、１サイクルの間で利用可能な資源すべてとの間の比率として定義される。この比率は、１サイクル内でスケジュールされるＯＮＵの数が増加するとき、および、大きいパケットが使用されるときに増加する。結果として、論理リンクＬＬｉに割り当てられるＴＱの数はその論理リンクＬＬｉのキュー内で待機しているデータフレームサイズには依存せず、ランダムに分布することを考慮すると、未使用資源比率は、サイクルあたりのスケジュールされる論理リンクの数およびデータフレームサイズに比例するということを記載しておく。
１９９８年および２００８年に捕捉されたいくつかのデータセットに基づく研究によれば、インターネットトラフィックは、ほぼ、小さいパケット（＜１００バイト）および大きいパケット（＞１４００バイト）の均等な配分からなる。大きいパケットは重要な未使用資源比率（３２個のＯＣＵの場合には２０％に到達し得る）を生じるとすると、不適切な伝送窓に起因する未使用資源は現実の問題である。
別の実施形態は、この状況を解消可能にする。実際に、ＲＥＰＯＲＴメッセージは、ステップＳ１０２において、各キュー長について、複数のキューセット長を含むことができる。各キューセット長は、先頭キュー(head queue)から開始されるデータフレームの累積された長さを報告する。ＥＰＯＮ標準規格はキューセットの使用について非常に曖昧であるので、キューセットがいかに実装されるかはＳＩＥＰＯＮ標準規格が定義すべきである。各論理リンクＬＬｉの各キューについていくつかの閾値が定義され（キューセットごとに１つ）、報告されるキュー長は、パケットの累積された長さに等しくなる（ただし閾値を超えない）。
複数のキューセットは、ＯＬＴが維持するキューのイメージを精緻化し、スケジューリングプロセスにより多くの情報を与える。有益にするために、ステップＳ１０５におけるタイムスロット割り当ては閾値に等しい粒度をもって実行可能である。補足として、スケジューラは待機データパケット長にアクセス可能であってもよいが、この情報はＯＮＵからＯＬＴにシグナリングするには重過ぎる。ＳＩＥＰＯＮの寄書(contribution)によれば、単一のキューに対して最大で４つのキューセットが使用可能である。１つはキュー全体のために予約可能である（閾値なし）ので、３つのキューセットが中間的な閾値に対して利用可能である。
ＳＩＥＰＯＮの寄書によれば、各キューセットについて定義される閾値は、構成メッセージを用いてＯＬＴによって構成してもよい。閾値は更新可能であるが、高速な周期ごとではないと想定することができる。したがって、閾値は準静的にセット可能である。時間に伴うトラフック変動に起因して、次サイクル内でＯＬＴによって論理リンクのキューがいかにサービングされるかが予測困難であるため、この状況における閾値の定義は非常に困難となる可能性がある。しかしながら、本発明は、一実施形態において、１サイクルの間にサービングすべき論理リンクの数をＭに制限することを提案するので、最小の閾値の値を固定するためのベースとして比率Ｒ／Ｍを用いることができる（ただしＲは１サイクルの間に割り当てるべきＴＱの総数である）。他の閾値は、単一の論理リンクに対してより多くのＴＱが利用可能である場合を扱うために、この値の整数倍（multiple）として定義してもよい。しかしながら、平均未使用資源比率は伝送窓サイズ（割り当てられるタイムスロットまたはＴＱの数）とともに減少するので、大きい閾値をセットすることはそれほど興味を引かない。
たとえば、Ｍ＝１６であり、１Ｇ ＥＰＯＮにおいて（すなわちＲ＝１２５０００バイト）、閾値を７８１２バイト、１２６２４バイトおよび２３４３６バイトにセットしてもよい。この閾値を超えると、最大未使用資源比率は６％未満となる。
上述のように、各論理リンクＬＬｉに重みＷｉが結び付けられる。ただしＷｉは論理リンクＬＬｉに授与される最小ビットレートｂｉを反映する。より正確には、この最小ビットレートｂｉは次式で与えられる。
Figure 0005897605
ただしＢは利用可能な帯域幅の総量である（たとえば１Ｇｂｐｓまたは１０Ｇｂｐｓ）。
すべての論理リンクが同一の重みを有する場合には、各論理リンクはＢ／Ｎに等しい同一の最小帯域幅を経験する。ただしＮは論理リンクＬＬｉの数である。上り資源は、ＯＮＵ内の関連付けられたキューが空でない場合にのみ論理リンクＬＬｉに割り当てられ授与されるということに気付くことができる。その後、未使用資源はアクティブな論理リンク間で共有される。
ＥＰＯＮシステムでは、しばしば優先度により異なる複数のデータフローが順序付けられるので、ステップＳ１０１においてスケジューリングパラメータを正しくセットするために、優先度から重みへの変換（またはマッピング）を行うことができる。
この目的のために、ステップＳ１０１において、１つまたはいくつかの論理リンクＬＬｉに関連付けられる、異なる複数の優先度ｐｊのレベルが定義可能である。優先度ｐｊのレベルのそれぞれについて、優先度ｐｊを持つ論理リンクＬＬｉ内のすべてのデータパケット伝送について帯域幅Ｒｊの最大比率が使用可能である。Ｓｅを論理リンクＬＬｉの集合とし、Ｓｊを優先度ｐｊに関連付けられた論理リンクＬＬｉの集合とする。重みは、
Figure 0005897605
となるように正規化可能である。したがって、次の関係が得られる。
Figure 0005897605
単一の優先度ｐｊを持つすべてのデータパケット伝送は、同一のサービスレベル（同一の帯域幅要件）を要求する可能性があると考えられる。したがって、優先度ｐｊを持つすべての論理リンクＬＬｉは重みＷｊ＝Ｒｊ／Ｎｊを有する。ただしＮｊは集合Ｓｊに属する論理リンクＬＬｉの数である。一実施形態では、新たな論理リンクＬＬｉがオープンされまたはクローズされるたびに（すなわち論理リンクＬＬｉが集合Ｓｊに入りまたは集合Ｓｊから去るたびに）、ステップＳ１０１において式Ｗｊ＝Ｒｊ／Ｎｊを用いて重みＷｊが更新される。
以下の例では、帯域幅の５％がボイスオーバーＩＰ（ＶｏＩＰ）サービスのために予約され、２０％がビデオサービスのために予約され、２５％が仮想プライベートネットワーク（ＶＰＮ）サービスのために予約され、５０％が他のサービス（ベストエフォート）のために予約されると想定する。したがって、与えられたパーセンテージは、ＶｏＩＰトラフィックのために予約されるのは５０Ｍｂｐｓ未満であることを想定している。また、ＯＮＵの最大数は１２８であり、各ＯＮＵはＶｏＩＰおよびベストエフォートのための専用論理リンクを有すると想定する。しかしながら、ＯＮＵの半数のみがＶＰＮおよびビデオサービスを有する。
次の結果が得られる：
Ｗ０＝Ｒ０／Ｎ０＝０．０５／１２８＝３．９×１０−４
Ｗ１＝Ｒ１／Ｎ１＝０．２０／６４＝３．１×１０−３
Ｗ２＝Ｒ２／Ｎ２＝０．２５／６４＝３．９×１０−３
Ｗ３＝Ｒ３／Ｎ３＝０．５０／１２８＝３．９×１０−３
オペレータによっては、いくつかのサービスについて、トラフィック優先度に加えて最小ビットレートｂｉを保証したがるかもしれない。たとえば、ＶＰＮの顧客に、異なる最小ビットレートｂｉ（たとえば６４ｋｂｐｓの整数倍）を提供することが有用である場合がある。したがって、優先度ｐｊの同一の集合Ｓｊについて、論理リンクＬＬｉが互いに異なる重み値を有することになる。この場合には、集合Ｓｊ（優先度ｐｊを持つ）に属する論理リンクＬＬｋに対して最小ビットレートｂｋが供給されるとすると、重みＷｋは次のようになる。
Figure 0005897605
集合Ｓｊに対して予約される帯域幅はＢｊ（Ｂｊ＝Ｂ・Ｒｊ）と表され、次の条件が尊重されなければならない。
Figure 0005897605
直前の例では、ＶＰＮの顧客について以下の申し込みが考慮される。
‐１Ｍｂｐｓおよび重みＷ２，１Ｍｂｐｓを持つ３２人の顧客
‐２Ｍｂｐｓおよび重みＷ２，２Ｍｂｐｓを持つ２４人の顧客
‐１０Ｍｂｐｓおよび重みＷ２，１０Ｍｂｐｓを持つ８人の顧客
このようにして、ＶＰＮサービス（＜２５０Ｍｂｐｓ）に対して１６０Ｍｂｐｓの総帯域幅が得られる。次に、Ｓ２（ＶＰＮサービスに関連付けられた集合）に属する論理リンクについて次の重みが計算される。
Ｗ２，１Ｍｂｐｓ＝１．５６×１０−３
Ｗ２，２Ｍｂｐｓ＝３．１×１０−３
Ｗ２，１０Ｍｂｐｓ＝１．５６×１０−２
これらの簡単な変換規則は、本提案のスケジューリングアルゴリズムを構成することが非常に簡単であるということと、以下の事項をサポートできるということとを示す。
‐異なる優先度を持つサービスのクラスの間での帯域幅の共有
‐サービスの特定のクラス内での帯域幅供給
図２を参照すると、本発明の一実施形態によるシステムが示されている。システムは、本発明による方法を実装するよう適合したＯＬＴ１を備える。ＯＬＴ１は複数のＯＮＵ２．１、２．２および２．３に接続され、各ＯＮＵはそれぞれのユーザ４．１、４．２および４．３に関連付けられる。当然ながら、１つのＯＮＵが複数のユーザのサービスを担当することができる。
ＯＬＴ１は、受動スプリッタ５を備えるＥＰＯＮを介してＯＮＵ２．１、２．２および２．３に接続される。受動スプリッタ５はＯＬＴ１からの光ファイバを複数の光ファイバに分割するためのものである。この複数の光ファイバのそれぞれは、論理リンク３．１１、３．１２、３．２１および３．３１に関連付けられる。たとえば、各論理リンクはあるサービスに関連付けることができる（直前の例を参照）。本実施形態では、ＯＮＵ２．１が論理リンク３．１１および３．１２の両方を管理し、ＯＮＵ２．２が論理リンク３．２１を管理し、ＯＮＵ２．３が論理リンク３．３１を管理する。ＯＮＵは、論理リンクを介してタイムスロット内でデータパケットを伝送するよう適合している。タイムスロットは、本発明の方法で、ＯＬＴ１によってＧＡＴＥメッセージを介して定義される。ＯＮＵは、それぞれの伝送タイムスロットの間にＯＬＴ１にＲＥＰＯＲＴメッセージを送信することができる。
この目的のために、ＯＬＴ１は、スケジューラ６と、サイクルビルダ７と、ネットワークインタフェース８とを備える。スケジューラ６およびサイクルビルダ７は、ＯＬＴからＲＥＰＯＲＴメッセージを受信している間、サイクルを構築するために前述のアルゴリズムを実行するよう適合している。サイクルにおいて、異なる論理リンク３．１１、３．１２、３．２１および３．３１内のデータパケットの伝送のために、ＯＮＵ２．１、２．２および２．３に対してタイムスロットが公平な方法で割り当てられる。インタフェース８は、ＧＡＴＥメッセージのヘッドに論理リンクの識別子を含めるためにＧＡＴＥメッセージを構築し、またＯＮＵからＲＥＰＯＲＴメッセージを受信するよう適合している。
本発明はコンピュータープログラム製品に組み込むこともでき、そのコンピュータープログラム製品は本明細書に記載される方法を実施できるようにする全ての特徴を含み、情報処理システムにロードされるときに、情報処理システムを引き起こす。この文脈におけるコンピュータープログラム手段又はコンピュータープログラムは、情報処理能力を有するシステムが直接（又は、別の言語への変換後に）、特定の機能を実行するように意図される１組の命令に関する、任意の言語、コード又は表記における任意の表現を意味する。そのようなコンピュータープログラムは、コンピュータ可読媒体又は機械可読媒体（データ、命令、メッセージ又はメッセージパケット及び他の機械可読情報を、その媒体から読み出すことができるようにするもの）上に記憶することができる。コンピュータ可読媒体又は機械可読媒体は、不揮発性メモリ（ＲＯＭ、フラッシュメモリ、ディスクドライブメモリ、ＣＤ−ＲＯＭ及び他の恒久的記憶装置、等）を含むことができる。さらに、コンピュータ可読媒体又は機械可読媒体は、揮発性記憶装置（ＲＡＭ、バッファー、キャッシュメモリ、及びネットワーク回線、等）を含む場合がある。さらに、コンピュータ可読媒体又は機械可読媒体は、ネットワークリンク及び／又はネットワークインタフェースのような一時的状態の媒体（有線ネットワーク又は無線ネットワークを含む）内にあるコンピュータ可読情報又は機械可読情報を含むことができ、デバイスがそのようなコンピュータ可読情報又は機械可読情報を読み出すことができるようになる。
「備える、含む(comprise)」、「含む(include)」、「組み込む(incorporate)」、「収容する、含む(contain)」、「である(is)」、「有する(have)」のような表現は、説明及び関連する特許請求の範囲を解釈する際に非排他的に解釈されるべきであり、すなわち、同様に存在していると明示的には規定されない他の項目又は構成要素を考慮に入れ得るように解釈されるべきである。単数形への参照は、複数形への参照としても解釈されるべきであり、その逆も同様である。
現時点で本発明の好ましい実施形態であると見なされるものが図示及び説明されてきたが、本発明の真の範囲から逸脱することなく、種々の他の変更を加えることができること、および、代わりに均等物を用いることができることは、当業者には理解されよう。さらに、本明細書において記述される中心的な発明の概念から逸脱することなく、特定の状況を本発明の教示に適合させるように数多くの変更を加えることができる。さらに、本発明の一実施形態が上記の特徴の全てを含むとは限らない。それゆえ、本発明は開示される特定の実施形態に限定されるのではなく、上記で広く定義されたように本発明の範囲内に入る全ての実施形態を含むことを意図している。
本明細書において開示される種々のパラメータを変更できること、及び本発明の範囲から逸脱することなく、開示及び／又は特許請求される種々の実施形態を組み合わせることができることは当業者には容易に理解されよう。

Claims (14)

  1. 通信ネットワークにおいてデータパケットおよびＲＥＰＯＲＴメッセージの伝送のためにタイムスロットを割り当てる方法であって、
    前記ネットワークは、端末（１）によって管理される複数の論理リンクＬＬｉ（３．１１； ３．１２； ３．２１； ３．３１）を備え、
    各論理リンクは、送信すべき待機中のデータパケットを含むキューに関連付けられ、
    各論理リンクにより、データパケットの伝送のために最小ビットレートｂｉが要求され、
    時間がサイクルに分割され、各サイクルは等しいタイムスロットＴＱに分割され、
    キューの長さはタイムスロットＴＱで表され、
    最初に前記端末において各論理リンクＬＬｉについて理論的送信時刻ＴＴＴｉが定義され、
    各伝送はオーバヘッドの部分に関連付けられ、
    前記端末は各論理リンクＬＬｉについて論理リンクＬＬ ｉ によって送信すべきデータに対応するイメージキュー長Ｑｉを記憶する
    方法において、
    前記方法は、各サイクルｋにおいて前記端末によって実行されるステップとして、
    ‐少なくとも１つの論理リンクＬＬｉから少なくとも１つのＲＥＰＯＲＴメッセージを受信するステップであって、前記ＲＥＰＯＲＴメッセージは前記論理リンクＬＬｉの更新されたキュー長を含み、前記長さはタイムスロットで表される、少なくとも１つのＲＥＰＯＲＴメッセージを受信するステップと、
    ‐前記論理リンクＬＬｉから前記ＲＥＰＯＲＴメッセージを受信するに際し、前記更新されたキュー長に基づいて前記イメージキュー長Ｑｉを更新するステップと、
    ‐データパケットまたはＲＥＰＯＲＴメッセージを伝送するための前記理論的送信時刻ＴＴＴｉに基づき、かつ前記伝送に関連付けられたオーバヘッドの前記部分に基づいて、論理リンクＬＬｉに、次のサイクルｋ＋１内の少なくとも１つのタイムスロットＴＱを割り当てるステップであって、前記論理リンクＬＬｉに対するイメージキュー長は０でなく、タイムスロットＴＱは、次のサイクルｋ＋１のすべてのタイムスロットＴＱが割り当てられるまで、または、すべてのイメージキュー長Ｑｉが０になるまで割り当てられる、タイムスロットＴＱを割り当てるステップと、
    ‐各論理リンクＬＬｉの要求最小ビットレートｂｉに基づいて各論理リンクＬＬｉの前記理論的送信時刻ＴＴＴｉをインクリメントするとともに、前記論理リンクＬＬｉの前記イメージキュー長Ｑｉを、前記論理リンクＬＬｉに割り当てられた少なくとも１つのタイムスロットＴＱだけデクリメントするステップと
    を含むことを特徴とする、方法。
  2. 論理リンクＬＬｉに対するイメージキューが０でない各論理リンクＬＬｉ（３．１１； ３．１２； ３．２１； ３．３１）に対して、Ｎｉの整数倍の個数の連続するタイムスロットＴＱが割り当てられ、Ｎｉは、各論理リンクＬＬｉに対して定義される１より大きい所定の整数である、請求項１に記載の方法。
  3. Ｍは、１つのサイクルｋの間にサービングされるべき論理リンクＬＬｉ（３．１１； ３．１２； ３．２１； ３．３１）の、事前に決められる最大数であり、
    最低の理論的送信時刻ＴＴＴｉを有する前記Ｍ個の論理リンクＬＬｉのみが、データパケットの伝送のために次のサイクルｋ＋１の少なくとも１つのタイムスロットＴＱを割り当てられる、請求項１に記載の方法。
  4. データパケットの伝送のために次のサイクルｋ＋１の少なくとも１タイムスロットＴＱを割り当てた後に、前記Ｍ個の論理リンクＬＬｉ（３．１１； ３．１２； ３．２１； ３．３１）の前記Ｍ個のイメージキュー長Ｑｉが０である場合に、
    次のサイクルｋ＋１のすべてのタイムスロットＴＱが割り当てられるまで、または、
    すべてのイメージキュー長Ｑｉが０になるまで、
    次のサイクルｋ＋１の割り当てられていないタイムスロットＴＱが、最低の理論的送信時刻ＴＴＴｉを持つ次の論理リンクＬＬｉに割り当てられる、
    請求項３に記載の方法。
  5. ポーリング周期ＰＰｉが、各論理リンクＬＬｉ（３．１１； ３．１２； ３．２１； ３．３１）に対するサイクルの個数である整数として事前に決められ、
    前記ポーリング周期ＰＰｉの間、前記論理リンクＬＬｉのイメージキュー長が０のままである場合に、次のサイクルにおいてＲＥＰＯＲＴメッセージの伝送のためにタイムスロットＴＱが前記論理リンクＬＬｉに割り当てられる、請求項１に記載の方法。
  6. 各論理リンクＬＬｉ（３．１１； ３．１２； ３．２１； ３．３１）について最大ビットレートＬｍａｘ，ｉが事前に決められ、
    ピークビットレート周期ＴＰＢＲが事前に決められ、
    前記ピークビットレート周期ＴＰＢＲにわたって所与の論理リンクＬＬｉに割り当てられるタイムスロットＴＱの個数は、前記論理リンクＬＬｉの前記最大ビットレートＬｍａｘ，ｉを前記ピークビットレート周期ＴＰＢＲで乗算したものによって制限される、請求項１に記載の方法。
  7. 前記ＲＥＰＯＲＴメッセージは、前記ＲＥＰＯＲＴメッセージを送信する論理リンクＬＬｉ（３．１１； ３．１２； ３．２１； ３．３１）のキューに含まれるデータフレームの、異なる累積された長さを報告する複数のキューセットを含み、
    前記端末（１）によって前記論理リンクＬＬｉに割り当てられる連続するタイムスロットＴＱの個数Ｎｉは、前記累積された長さの一つに等しい、請求項１に記載の方法。
  8. 各キューセットについて閾値が定義され、
    前記閾値は、１サイクルの間にサービングされるべき論理リンクＬＬｉの事前に決められる最大数に対する、１サイクルに含まれるタイムスロットＴＱの数の比率の、整数倍に事前にセットされ、
    前記報告される累積された長さは、前記キューセットの前記閾値を超えず、キューセットのデータフレームの累積的な長さに等しい、請求項７に記載の方法。
  9. 前記複数の論理リンクＬＬｉ（３．１１； ３．１２； ３．２１； ３．３１）はサブセットＳｊに分けられ、
    前記サブセットＳｊはＮｊ個の論理リンクＬＬｉを有し、
    Ｎｊは１より大きいかまたは１に等しく、
    各サブセットＳｊは優先度ｐｊに関連付けられ、
    各優先度ｐｊは所与の最小ビットレートＢｊに関連付けられ、
    サブセットＳｉに属する論理リンクＬＬｉに関連付けられた前記最小ビットレートｂｉは、前記個数Ｎｊに対する前記所与の最小ビットレートＢｊの比率によって定義される、請求項１に記載の方法。
  10. 新たな論理リンクＬＬｉがサブセットＳｊに入りまたは集合Ｓｊから去るたびに、前記サブセットＳｊに属する論理リンクＬＬｉ（３．１１； ３．１２； ３．２１； ３．３１）に関連付けられた最小ビットレートｂｉを更新することをさらに備える、請求項９に記載の方法。
  11. 同一のサブセットＳｊの前記論理リンクＬＬｉ（３．１１； ３．１２； ３．２１； ３．３１）は互いに異なる最小ビットレートｂｉを有し、
    前記サブセットＳｊの前記論理リンクの最小ビットレートｂｉの合計は、前記サブセットＳｊの前記優先度ｐｊに関連付けられた前記所与の最小ビットレートＢｊよりも低い、請求項９に記載の方法。
  12. プログラムを記録した記憶媒体であって、
    前記プログラムは、コンピュータによってソフトウェアエージェントの形式で実行可能であり、
    前記記憶媒体は、請求項１に記載の方法を実行するためにセットアップされた少なくとも１つのソフトウェアモジュールを含むことを特徴とする、記憶媒体。
  13. 通信ネットワークにおいてデータパケットおよびＲＥＰＯＲＴメッセージの伝送のためにタイムスロットを割り当てる端末であって、
    前記ネットワークは、端末（１）によって管理される複数の論理リンクＬＬｉ（３．１１； ３．１２； ３．２１； ３．３１）を備え、
    各論理リンクは、送信すべき待機中のデータパケットを含むキューに関連付けられ、
    各論理リンクにより、データパケットの伝送のために最小ビットレートｂｉが要求され、
    時間がサイクルに分割され、各サイクルは等しいタイムスロットＴＱに分割され、
    キューの長さはタイムスロットＴＱで表され、
    最初に前記端末において各論理リンクＬＬｉについて理論的送信時刻ＴＴＴｉが定義され、
    各伝送はオーバヘッドの部分に関連付けられ、
    前記端末は各論理リンクＬＬｉについて論理リンクＬＬ ｉ によって送信すべきデータに対応するイメージキュー長Ｑｉを記憶する
    端末において、
    前記端末は、
    ‐少なくとも１つの論理リンクＬＬｉから少なくとも１つのＲＥＰＯＲＴメッセージを受信する手段であって、前記ＲＥＰＯＲＴメッセージは前記論理リンクＬＬｉの更新されたキュー長を含み、前記長さはタイムスロットで表される、少なくとも１つのＲＥＰＯＲＴメッセージを受信する手段と、
    ‐前記論理リンクＬＬｉから前記ＲＥＰＯＲＴメッセージを受信するに際し、前記更新されたキュー長に基づいて前記イメージキュー長Ｑｉを更新する手段と、
    ‐データパケットまたはＲＥＰＯＲＴメッセージを伝送するための前記理論的送信時刻ＴＴＴｉに基づき、かつ前記伝送に関連付けられたオーバヘッドの前記部分に基づいて、論理リンクＬＬｉに、次のサイクルｋ＋１内の少なくとも１つのタイムスロットＴＱを割り当てる手段であって、前記論理リンクＬＬｉに対するイメージキュー長は０でなく、タイムスロットＴＱは、次のサイクルｋ＋１のすべてのタイムスロットＴＱが割り当てられるまで、または、すべてのイメージキュー長Ｑｉが０になるまで割り当てられる、タイムスロットＴＱを割り当てる手段と、
    ‐各論理リンクＬＬｉの要求最小ビットレートｂｉに基づいて各論理リンクＬＬｉの前記理論的送信時刻ＴＴＴｉをインクリメントするとともに、前記論理リンクＬＬｉの前記イメージキュー長Ｑｉを、前記論理リンクＬＬｉに割り当てられた少なくとも１つのタイムスロットＴＱだけデクリメントする手段と
    を備えることを特徴とする、端末。
  14. 複数のネットワークユニット（２．１；２．２；２．３）を備えるシステムであって、
    各ユニットは、少なくとも１つの論理リンクＬＬｉ（３．１１； ３．１２； ３．２１； ３．３１）と、前記論理リンクＬＬｉを管理する端末（１）とを備え、
    各論理リンクは、送信すべき待機中のデータパケットを含むキューに関連付けられ、
    各論理リンクにより、データパケットの伝送のために最小ビットレートｂｉが要求され、
    時間がサイクルに分割され、各サイクルは等しいタイムスロットＴＱに分割され、
    キューの長さはタイムスロットＴＱで表され、
    最初に前記端末において各論理リンクＬＬｉについて理論的送信時刻ＴＴＴｉが定義され、
    各伝送はオーバヘッドの部分に関連付けられ、
    前記端末は各論理リンクＬＬｉについて論理リンクＬＬ ｉ によって送信すべきデータに対応するイメージキュー長Ｑｉを記憶する
    システムにおいて、
    前記端末は、
    ‐少なくとも１つの論理リンクＬＬｉから少なくとも１つのＲＥＰＯＲＴメッセージを受信する手段であって、前記ＲＥＰＯＲＴメッセージは前記論理リンクＬＬｉの更新されたキュー長を含み、前記長さはタイムスロットで表される、少なくとも１つのＲＥＰＯＲＴメッセージを受信する手段と、
    ‐前記論理リンクＬＬｉから前記ＲＥＰＯＲＴメッセージを受信するに際し、前記更新されたキュー長に基づいて前記イメージキュー長Ｑｉを更新する手段と、
    ‐データパケットまたはＲＥＰＯＲＴメッセージを伝送するための前記理論的送信時刻ＴＴＴｉに基づき、かつ前記伝送に関連付けられたオーバヘッドの前記部分に基づいて、論理リンクＬＬｉに、次のサイクルｋ＋１内の少なくとも１つのタイムスロットＴＱを割り当てる手段であって、前記論理リンクＬＬｉに対するイメージキュー長は０でなく、タイムスロットＴＱは、次のサイクルｋ＋１のすべてのタイムスロットＴＱが割り当てられるまで、または、すべてのイメージキュー長Ｑｉが０になるまで割り当てられる、タイムスロットＴＱを割り当てる手段と、
    ‐各論理リンクＬＬｉの要求最小ビットレートｂｉに基づいて各論理リンクＬＬｉの前記理論的送信時刻ＴＴＴｉをインクリメントするとともに、前記論理リンクＬＬｉの前記イメージキュー長Ｑｉを、前記論理リンクＬＬｉに割り当てられた少なくとも１つのタイムスロットＴＱだけデクリメントする手段と
    を含むことを特徴とする、システム。
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