JP6238222B2 - パケットベースのネットワークにおいて送信タイムスロットを割り当てる方法、イーサネット受動光ネットワーク光回線終端装置、およびコンピュータプログラム - Google Patents

Description

本発明は、広くアクセスネットワークに関し、より正確には、光回線終端装置と、複数の光ネットワーク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受動光ネットワーク（ＰＯＮ）に関する。

ＰＯＮは、単一の共有される光ファイバであり、中央局（Central Office）（ＣＯ）からの単一のファイバを、個々の加入者に供給を行う個別のストランドに分割するために、廉価な光スプリッタを用いる。このようなネットワークでは、情報はレーザーバーストによって搬送される。アクセスネットワーク内には、加入者エンドポイントおよびＣＯを除いて能動的な電子機器が存在しないので、ＰＯＮは「受動」と呼ばれる。この単一の光ファイバは受動スプリッタによって分割される。

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（登録商標）受動光ネットワーク（ＥＰＯＮ）はイーサネット標準規格（ＩＥＥＥ８０２．３）に基づいている。ＥＰＯＮはイーサネットの規模の経済を利用し、加入者エンドポイントおよびＣＯの双方において、イーサネットベースのＩＰ（インターネットプロトコル）機器に、簡素で管理しやすい接続性を提供する。

このようなネットワークでは、層間においてパケット単位で情報が交換される。ある層において受信された各パケットは、その層に固有の符号化パラメータセット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介して与えられる。データリンク層は、加入者エンドポイントとＣＯとの間の物理的資源を共有する役割を果たす。データリンク層は、２つのサブ層、すなわち論理リンク（ＬＬ）層および媒体アクセス制御（ＭＡＣ）層からなる。物理層は、データリンク層からの論理通信要求を、電子的信号の送受信に影響を及ぼすハードウェア固有の動作に変換する。

ＩＥＥＥ８０２．３ａｈ ＥＰＯＮ仕様書は、ギガビットＥＰＯＮ（ＧＥＰＯＮ）とも呼ばれ、１ギガビットＥＰＯＮについて、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）および物理層を定義する。ＩＥＥＥ８０２．３ａｖ仕様書は、１０ギガビットＥＰＯＮについての拡張（主に物理層に関するもの）を定義する。とりわけ、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のための標準規格（the Standard for Service Interoperability in Ethernet（登録商標） Passive Optical Networks）（ＳＩＥＰＯＮ）グループ（Ｐ１９０４．１とも呼ばれる）は、ＥＰＯＮ機器のサービスレベルマルチベンダー相互運用性を確保するのに必要なシステムレベル要件を記述している。これらの仕様書は、物理層およ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およびＩＥＥＥ標準規格８０２．１を補完する。

ＥＰＯＮネットワークは、通常、光回線終端装置（「ＯＬＴ」。ＣＯに含めることができるもの）と、１つ以上の光ネットワークユニット（「ＯＮＵ」。ＥＰＯＮの１人以上の加入者を受け持つもの）とを含む。各ＯＬＴによって管理されるＯＮＵの数は、現在の配備では典型的には４〜６４であるが、将来の配備では１０２４まで拡張可能である。

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を用いる。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ＭＡＣ層内に実装され、２種類の６４バイトイーサネット制御メッセージを導入する。帯域幅の割り当ておよび要求にＧＡＴＥメッセージおよびＲＥＰＯＲＴメッセージが用いられ、自動発見処理を制御するためにＲＥＧＩＳＴＥＲメッセージが用いられる。

ＭＡＣ層は、送信調停（transmission arbitration）の役割を果たす。送信調停により、あるＯＮＵが所定時間区間（送信窓またはタイムスロットとも呼ばれる）だけそのピアから送信できるようになる。各ＯＮＵに専用の送信窓の始点および長さは、各ＯＬＴに備わ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１つのＯＮＵに送信され、そのＯＮＵに１つまたはいくつかの送信窓を割り当てるために用いられる。一方、ＲＥＰＯＲＴメッセージは、ＯＮＵによって、そのＯＮＵのバッファ占有率（すなわち、そのＯＮＵからＯＬＴに対して送信すべき待機中のデータパケットのキューの長さ）を示すために用いられるフィードバック機構であり、これによってＤＢＡスケジューラはそのＯＮＵのバッファ占有率に適合した送信窓を定義できる。

送信窓の始点および長さ（すなわち割り当てられる資源の量）および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）の時間区間として定義される。すなわち、１ギガビット毎秒のスピードにおいて２バイトを送信するのに要する時間である。

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。後者の方式では、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に割り当てら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、非常に単純である。

上り方向では、ＯＮＵは、専用のＧＡＴＥメッセージにおいて示された送信窓の間だけ送信可能となるよう許可される。この機構によりデータ衝突が回避され、ＯＮＵ間でチャネル容量が公平に(fairly)共有される。上りイーサネットフレームは、イーサネットフレームプリアンブルにおいてＯＮＵに割り当てられたＬＬＩＤを用いてタグ付けされる。このＥＰＯＮ多重化方式は、ＬＬＩＤの数が増加すると重要となり得る上りオーバヘッドを生じる。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よるものである。制御メッセージオーバヘッドの主な原因は、ＯＮＵによってバッファ占有率を示すために送信されるＲＥＰＯＲＴメッセージである。ガード帯は、レーザのＯＮ／ＯＦＦを切り替え、必要なキャリブレーションを行うために、２つの上りバーストの間で空白のままにされる時間である。オーバヘッドの他の原因（たとえば発見オーバヘッドやフレーム描画）は無視できると考えられる。
下の表１は、１ｍｓＤＢＡ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。

表１に含まれる結果を見ると、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、バイト数で表した送信ウィンドウの長さが２０００バイトより小さくなるので、送信ウィンドウは１５００バイトのフレームをただ１つ送信できるのみとなる。

この問題を解決するために、２０１１年２月９日に出願された欧州特許出願第１１３０５１３１号明細書では、各ＤＢＡサイクル（一般的に１ｍｓ）においてスケジュールされる論理リンク（ＬＬ）の数を低減することにより、ＤＢＡサイクルあたりの上りバーストの数を制限する方法が提案されている。以下、この方法を概説する。この方法は、ＥＰＯＮがサポートするＬＬの合計数を制限することなく、レガシーの制的割り当ての代わりにＬＬ送信機会の動的割り当てを含む。それはたとえばイーサネット受動光ネットワーク（Ｇ． Ｋｒａｍｍｅｒ、２００５年、ＩＳＢＮ ０−０７−１４４５６２−５）において提案されるようなものである。

このような解決策は、オーバヘッドの低減にはつながるが、一方で、ＯＮＵが送信機会を得るまでに数サイクル待つ場合があるので、上り送信時間の増加をもたらす。このスケジューリングアルゴリズムは、バースト数制限をサポートするよう変更された自己クロック型公平キューイング（Self-Clocked Fair Queuing）（ＳＣＦＱ）アルゴリズムに基づく。

上述の方法の効率的な実装に関し、いくつかの技術的問題が存在する。これらの問題は、いくつかのプロセッサ間で資源を共有するプロセッサ上のネットワーキング機器の信頼性と複合する。

本発明は、下記の方法を提供することによって、これらの問題に対する解決策を提供する。この方法は、
パケットベースのネットワークにおいて送信タイムスロットを割り当てる方法であって、
前記ネットワークにおいて、時間がスケジューリングサイクルに分割され、各スケジューリングサイクルは複数のタイムスロットに分割され、
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、
前記端末は、各論理リンクに、いくつかの授与されたタイムスロットと、いくつかの要求されるタイムスロットと、理論的送信時刻とを関連付け、
前記いくつかの授与されたタイムスロットは、次スケジューリングサイクル内でパケットを送信するためにその論理リンクが使うことを許可された資源を表し、
前記いくつかの要求されるタイムスロットは、スケジュールされていないパケットを送信するためにその論理リンクが要求する資源を表す
方法において、
アクティブな論理リンクは、少なくとも１つの要求されるタイムスロットを有し、非アクティブな論理リンクは、要求されるタイムスロットを有さず、
スケジュールされた論理リンクは、少なくとも１つの授与されたタイムスロットを有し、スケジュールされていない論理リンクは、授与されたタイムスロットを有さず、
前記方法は、所定の最大サイズの第１の２進木および所定の最大サイズの第２の２進木を使用し、
前記第１の２進木は、スケジュールされていないアクティブな論理リンクを表すリーフを含み、
前記第２の２進木は、スケジュールされたアクティブな論理リンク（ただし、ヌルでない要求されるタイムスロット（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）を持つもの）を表すリーフを含み、
前記方法は、
論理リンクに関連するＲＥＰＯＲＴメッセージの受信の際に、
その論理リンクが非アクティブである場合、その論理リンクの理論的送信時刻を更新し、その論理リンクに関連付けられた新たなリーフを生成し、その論理リンクがスケジュールされていないか又は前記第２の２進木が満杯である場合には前記第１の２進木に前記新たなリーフを追加し、その論理リンクがスケジュールされておりかつ前記第２の２進木が満杯でない場合には前記第２の２進木に前記新たなリーフを追加するステップと、
その論理リンクについて前記要求されるタイムスロット値を更新するステップと、
各表される論理リンクに関連付けられた理論的送信時刻の値に従って前記第１の２進木および前記第２の２進木をソートするステップと、
各スケジューリングサイクルについて、
すべての授与されたタイムスロット値をゼロに初期化するステップと、
前記第２の２進木が空でなくかつ前記第１の２進木が空である場合に、または、是木第２の２進木が空でなくかつ前記第２の２進木のルートリーフの理論的送信時刻が前記第１の２進木のルートリーフの理論的送信時刻よりも小さい場合に、次スケジューリングサイクル内でいくつかのタイムスロットを前記第２の２進木のルートリーフに関連付けられた論理リンクに授与するとともに、前記第２の２進木のルートリーフに関連付けられた論理リンクの、前記理論的送信時刻、前記授与されたタイムスロット値および前記要求されるタイムスロット値を更新するステップと、
前記第２の２進木が空でありかつ前記第１の２進木が空でない場合、
前記第１の２進木のルートリーフを除去するとともに関連付けられた論理リンクが依然としてアクティブであればこれを前記第２の２進木に加える前に、
次スケジューリングサイクル内でいくつかのタイムスロットを前記第１の２進木のルートリーフに関連付けられた論理リンクに授与するとともに、前記第１の２進木のルートリーフに関連付けられた論理リンクの前記理論的送信時刻、前記授与されたタイムスロット値および前記要求されるタイムスロット値を更新するステップと、
各表される論理リンクに関連付けられた理論的送信時刻の値に従って前記第１の２進木および前記第２の２進木をソートするステップと、
前記授与するステップ、前記更新するステップおよび前記ソートするステップを、次スケジューリングサイクル内のすべてのタイムスロットが授与されるか、または、もはやアクティブな論理リンクが存在しなくなるまで、繰り返すステップと、
前記第２の２進木に残っているすべてのリーフを前記第１の２進木に転送するステップと
を備える。

好ましくは、
前記要求されるタイムスロット値が、固定された最大値よりも大きい場合、いくつかのタイムスロットを授与する前記ステップは、現在授与されているタイムスロット値を前記固定された最大値だけインクリメントすることを含み、前記理論的送信時刻を更新する前記ステップは、前記理論的送信時刻を前記固定された最大値と論理リンクに関連付けられた重みの逆数との積と等価な値だけインクリメントすることを含み、前記要求されるタイムスロット値を更新する前記ステップは、前記要求されるタイムスロット値を前記固定された最大値だけデクリメントすることを含み、
前記要求されるタイムスロット値が固定された最大値よりも大きくない場合、いくつかのタイムスロットを授与する前記ステップは、現在授与されているタイムスロット値を前記要求されるタイムスロット値だけインクリメントすることを含み、前記理論的送信時刻を更新する前記ステップは、前記理論的送信時刻を前記要求されるタイムスロット値と論理リンクに関連付けられた重みの逆数との積と等価な値だけインクリメントすることを含み、前記要求されるタイムスロット値を更新する前記ステップは、前記要求されるタイムスロット値をゼロにセットすることを含む。

好ましくは、各論理リンクに、独立に固定された最大値が関連付けられる。

好ましくは、次スケジューリングサイクル内でいくつかのタイムスロットを前記第２の２進木のルートリーフに関連付けられた論理リンクに授与する前記ステップは、次サイクル内でスケジュールされた異なる論理リンクの数が、所与のサイクル内の異なる論理リンクの目標最大数未満である場合にのみ実行され、
前記方法は、前記第１の２進木および前記第２の２進木をソートする前記ステップより前に、
論理リンクがスケジュールされていない場合に、次サイクル内でスケジュールされた異なる論理リンクの数を１だけインクリメントするステップ
をさらに備える。

好ましくは、前記第２の２進木が空であり、次サイクル内でスケジュールされた異なる論理リンクの数が異なる論理リンクの目標最大数に達している場合、異なる論理リンクの目標最大数は、所与のサイクル内の異なる論理リンクの所定の初期最大数を、ある比率で乗算した値だけインクリメントされ、
前記比率は、次スケジューリングラウンド内のタイムスロットの総数に対する、次スケジューリングラウンド内でスケジュールされていない残りのタイムスロットの数の比率である。

好ましくは、前記ＲＥＰＯＲＴメッセージの受信に際し、前記非アクティブな論理リンクの理論的送信時刻を更新する前記ステップは、
他にアクティブな論理リンクが存在する場合、前記非アクティブな論理リンクの理論的送信時刻を、その論理リンクの現在の理論的送信時刻の値と、すべてのアクティブな論理リンクのうち最小の理論的送信時刻とのうちの最大値にセットすることと、
他にアクティブな論理リンクが存在しない場合、前記非アクティブな論理リンクの理論的送信時刻を、その論理リンクの現在の理論的送信時刻の値と、すべての論理リンクのうち直近の送信時刻とのうちの最大値にセットすることと
をさらに備える。

一実施形態では、前記授与するステップ、前記更新するステップおよび前記ソートするステップの各繰り返しは、スケジューリングサイクルの間、インターバルによって分離される。

好ましくは、各繰り返し間の前記インターバルは、直前の前記授与されたタイムスロット値を更新する前記ステップの間に、前記授与されたタイムスロット値に加えられた数のタイムスロットを送信するのに要する時間に等しい。

別の実施形態では、前記授与するステップ、前記更新するステップおよび前記ソートするステップの各前記繰り返しは、スケジューリングサイクルの終了時点で割り込みなく実行される。

好ましくは、各論理リンクはメモリコンテキストを備え、
前記メモリコンテキストは、関連付けられた論理リンクＩＤと、関連付けられた要求されるタイムスロット値と、関連付けられた授与されたタイムスロット値と、関連付けられた理論的送信時刻値とを含む。

好ましくは、前記理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）は、前記第１の２進木および前記第２の２進木のリーフの、最上位ビット（複数）に符号化される。

好ましくは、前記第１の２進木および前記第２の２進木をソートする前記ステップは、理論的送信時刻値の符号付き比較を用いて実行される。

好ましくは、前記方法は、すべての非アクティブな論理リンクの理論的送信時刻を、定期的に、最小の理論的送信時刻値を持つアクティブな論理リンクの理論的送信時刻値にセットするステップをさらに備える。

また、本発明は、上述の方法を実行するために構成されたイーサネット受動光ネットワーク（ＥＰＯＮ）光回線終端装置（ＯＬＴ）を提供する。

また、本発明は、データ処理装置のためのコンピュータプログラム製品を提供する。このコンピュータプログラム製品は、データ処理装置にロードされたときに、装置に上記方法の各ステップを実行させる命令の組を含む。

当業者には理解されるように、本発明は従来技術に対していくつかの利益を提供する。たとえば、本発明は、いくつかの処理間で資源が共有されるプロセッサ上の進歩したスケジューリングアルゴリズムを効率的に実装する方法を提供する。本発明の第１の態様では、上りリンク上でサイクルが開始される前に各サイクルのスケジューリングが終了しなければならないので、スケジューリング処理はリアルタイムで実行される。このために、各動作は時間的に拘束され、進行中に（on the fly）実行される。要求される動作を効率的に実行するために、２つの２進木に基づくよく適合されたメモリ構造が用いられる。この構造は、エンベッドされたプラットフォームとともに用いられるときに有利である（メモリ使用量を低減するからである）。

本発明の第２の態様によれば、スケジューリング処理自体を実行可能とするために２つの異なる実施形態が提案される。第１のものでは、スケジューリング処理は、他のタスクが割り込み可能なバックグラウンドタスクとして実行可能である。第２の実施形態では、スケジューリング処理は、各サイクルの終了直前に全体が実行される。この場合、他の処理の割り込みは不可である。

マルチプロセッサ環境では、スケジューリング処理専用のプロセッサ資源は変動し得る。したがって、本発明の第３の態様では、提案される方法は、サービス品質や、上り論理リンクに対する全利用可能帯域幅に影響を与えることなく、資源利用可能性の変動に方法自体を適合させることができる。

本発明は任意のＯＬＴに実装することができ、既存のＩＥＥＥ標準規格にいかなる修正も要しない。これは、様々なＱｏＳ制約を持つサービスの共存を許容することにより、上りリンク上でユーザが経験するＱｏＳを改善するのに役立つ。利用可能なＣＰＵ資源に動的に適合する能力は、装置のコストを低減するために特に有利である。実際に、それは、他のタスク（制御、管理）と共有されるハードウェア上に実装することができ、専用ハードウェアに実装する必要がない。このため、超高速ネットワーク（１０Ｇ−ＥＰＯＮ標準規格等）にとくによく適合する。

本発明の他の利益および恩恵は、以下の記載および添付の図面を考慮することで明白となる。

本発明の一実施形態によって用いることができるシステムを表すブロック図である。 本発明の一実施形態によるキュー更新方法を表すフローチャートである。 本発明の一実施形態によるキューサービスサブルーチンを表すフローチャートである。 本発明の一実施形態によるキューサービス方法を表すフローチャートである。 図１のシステム上で実行される、いくつかのキューサービスラウンドの結果を示す図である。 本発明の一実施形態によるＴＴＴ_ｉメンテナンスアルゴリズムの比較結果を表す図である。 本発明の一実施形態によるＴＴＴ_ｉメンテナンスアルゴリズムの比較結果を表す図である。 本発明の一実施形態によるスケジューリングのランタイムを示す図である。 本発明の別の実施形態によるスケジューリングのランタイムを示す図である。

図１は、本発明の一実施形態によって用いられるシステムを表す機能ブロック図である。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。理解されるように、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。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送信するよう適合している。タイムスロットは、後述の方法で、ＯＬＴ１によってＧＡＴＥメッセージを介して定義される。ＯＮＵは、それぞれの送信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送信のために、ＯＮＵ２．１、２．２および２．３に対してタイムスロットが公平な(fair)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。

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ブされる論理リンクＬＬ_ｉ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ＬＬ_ｉの総数を制限することなく、本方法は、従来技術の静的割り当て方法の代わりに、論理リンク送信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全体的な低減をもたらす。

不公平なキュー方式を得ることを避けるために、この解決策では上り送信時間を増加させ、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ＬＬ_ｉ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ＬＬ_ｉの間で公平さを保証する。

本発明の動作は、３つの基本的メモリ構造に依存する。第１の２進木（または主木）、第２の２進木（または副木）、および論理リンクコンテキスト（ＬＬＩＤコンテキスト）である。２進木は、高速なＴＴＴ_ｉ順序付けに用いられるデータ構造であり、複数のリーフ（葉）（またはノード）を持ち、各「親」リーフは２個またはそれ以下の「子」リーフに接続される。「ルート」リーフは、子リーフではない親リーフである。上記の構造の組合せを用いることの主な利点のひとつは、大量のキャッシュメモリを要求することなく、広範な高速計算機能を許容することである。

２進木によって要求されるメモリの他に、管理されるＬＬＩＤそれぞれについてＬＬＩＤコンテキストが要求される。ＬＬＩＤコンテキストは、いくつかのフィールドを含むメモリのセクションである。各ＬＬＩＤコンテキストは、要求されるＴＱの数すなわちＲｅｑ_ＴＱ，ｉ（すなわちＲＥＰＯＲＴメッセージの受信に際してセット可能であるもの）の数と、次のＤＢＡサイクルについてそのＬＬ_ｉに現在割り当てられているＴＱの数（すなわちＧｒ_ＴＱ，ｉの数）と、そのＬＬ_ｉに対するＴＴＴ_ｉの現在の値と、割り当てられた重みＷ_ｉから導出される時間区間Ｔ_ｉ（すなわち１／Ｗ_ｉ）とを含む。Ｗ_ｉは、論理リンクＬＬ_ｉに授与される最小ビットレートｂ_ｉを反映しており、時間区間Ｔ_ｉはＴＴＴ_ｉをインクリメントするために用いられる。Ｗ_ｉ（したがってＴ_ｉ）は、管理者によって、論理リンク登録の際に静的にセットされるということに留意すべきである。このように、管理されるＬＬ_ｉのそれぞれは、少なくとも上記のフィールドを含むＬＬＩＤメモリコンテキストを含む。他の実施形態では、他のフィールドが追加されてもよい。

第１の２進木の各リーフは、アクティブＬＬＩＤ（すなわちバックログされるＬＬ）と、それが関連付けられた次のＴＴＴ_ｉとを表す。理解されるように、第１の２進木に対する基本的操作は、木の初期化、ルートリーフ（すなわち最小のＴＴＴ_ｉを持つリーフ）の取得、木からのルートリーフの削除（これに木の再順序付けが続く）、木への新たなリーフの挿入（これにも木の再順序付けが続く）、あるリーフの他のリーフによる置換（これはＴＴＴ_ｉ更新に有利に用いられ、これにも木の再順序付けが続く）である。２進木に対するこれらの操作の実行は、当業者により明確に理解される。

本実施形態によれば、第１の木の各リーフは、３２ビット符号なし整数によって表され、最下位１０ビットがＬＬＩＤを符号化し（これによって１０２４個のＬＬＩＤをサポートし）、残る２２ビットがＬＬＩＤのＴＴＴ_ｉを符号化する。この符号化方式の結果、２進木アルゴリズムは、リーフの各部をマスクすることなく、直接的にリーフに対して作用することができる。また、２つのＬＬが同一のＴＴＴ_ｉを持つ場合、本アルゴリズムはより小さいＬＬＩＤを持つＬＬを優先する。理解されるように、リーフを符号化する他の方法を用いてもよい。

ＲＥＰＯＲＴメッセージが受信されるたびに、本発明は、ＬＬＩＤコンテキストおよび第１の２進木の双方において、ＴＴＴ_ｉおよびＲｅｑ_ＴＱ，ｉの値を更新し、これに従って木を再順序付けする。

所与のＤＢＡサイクル内でスケジュールされるＬＬＩＤの数を制限するために、第２の２進木は、現在スケジュールされているＬＬＩＤを記憶する必要がある。第２の２進木の各リーフのメモリ構成は、上述の第１の２進木のものと同様である。第２の２進木の許容可能なサイズは、１つのＤＢＡフレームにおいてスケジュールされるＬＬＩＤの最大目標数に等しい。

スケジューリング処理は、主に、完全に独立かつ非同期の２つのステップに分割される。第１のステップは「キュー更新」と呼ばれ、ＲＥＰＯＲＴメッセージの到着の際に発生するものであり、ＯＬＴにおける上りＬＬＩＤキューの状態を更新することを担当する。第２のものは「キューサービス」と呼ばれ、次のサイクルの構成を決定する（すなわち、選択されたＬＬＩＤごとに授与される資源の量を決定する）責任を負う。

図２は、本発明の一実施形態による方法のキュー更新ステップのフローチャートを表す。

ステップＳ２０１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ＬＬ_ｉに関するものである）、スケジューラが次のアルゴリズムを実行する。ＲＥＰＯＲＴメッセージは更新されたキュー長さを含むことができ、これは論理リンクＬＬ_ｉ上のデータパケットの送信のために必要なＴＱの数Ｍ_ｉに対応してもよい。ＯＬＴは、所与の論理リンクＬＬ_ｉにおいて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を記憶する。イメージキュー長はＲｅｑ_ＴＱ，ｉと表記され、ＴＱで表される。

次に、スケジューラは、下記表２の動作を実行する。

ただし、ＴＴＴ^−１は、ＥＰＯＮ内の論理リンクの１つによって直近のデータパケットが送信された時刻であり、Ｍ_ｉはＲＥＰＯＲＴメッセージにおいてＬＬ_ｉが要求しているＴＱの数であり、Ｇｒ_ＴＱ，ｉは、次サイクルｋ＋１の間のデータパケットの送信のために、論理リンクＬＬ_ｉに対して現サイクルｋの間に授与されたＴＱの数に対応する。サイクルｋ＋１の開始時に、Ｇｒ_ＴＱ，ｉはゼロに初期化される。

キュー更新の動作は図２に見ることができる。ステップＳ２０１において、ＲＥＰＯＲＴメッセージが、Ｍ_ｉ（そのＲＥＰＯＲＴメッセージにおいてＬＬ_ｉが要求しているＴＱの数）を含んで受信される。ステップＳ２０２において、ＬＬ_ｉがアクティブである場合（すなわちＲｅｑ_ＴＱ，ｉ≠０である場合）、ステップＳ２０６が実行され、Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉが、Ｍ_ｉの値からＧｒ_ＴＱ，ｉ（次サイクルｋ＋１の間のデータパケットの送信ために論理リンクＬＬ_ｉに対して現サイクルｋの間に授与されたＴＱの数）を減算することによって更新される。

一方、ＬＬ_ｉが非アクティブである場合（すなわちＲｅｑ_ＴＱ，ｉ＝０である場合）、ステップＳ２０３において新たなリーフが作成される。その後、ステップＳ２０４において、Ｇｒ_ＴＱ，ｉがヌルであるか否か、および、副木が満杯である(full)か否かについての判定が行われる。副木が満杯であるか、または、Ｇｒ_ＴＱ，ｉがヌルである場合、ステップＳ２０５においてそのリーフは主２進木に注入される。一方、Ｇｒ_ＴＱ，ｉがヌルではなく、副木に存在しているリーフの数がその木の最大サイズから１を減じた値を超えない場合には、ステップＳ２０６においてそのリーフは副２進木に注入される。

ステップＳ２０７において、そのＬＬ_ｉが非アクティブであり、かつ少なくとも１つの他のＬＬ_ｉがアクティブである場合、ステップＳ２０８が実行され、ＴＴＴ_ｉは、現ＬＬ_ｉの現ＴＴＴ_ｉと、残るアクティブＬＬ_ｉのＴＴＴ_ｉの最小値とのうちの最大値に更新される。一方、ステップＳ２０７において他のＬＬ_ｉがいずれもアクティブでないと判明した場合、ステップＳ２０９が実行され、現ＬＬ_ｉのＴＴＴ_ｉ値は、現ＬＬ_ｉの現ＴＴＴ_ｉ値と、すべてのＬＬ_ｉのうち直近の送信時刻（すなわちＴＴＴ^−１）とのうちの最大値にセットされる。

その後、別のアクティブなＬＬ_ｉが存在するか否かに関わらず、ステップＳ２１０において、Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉが、Ｍ_ｉの値からＧｒ_ＴＱ，ｉ（次サイクルｋ＋１の間のデータパケットの送信ために論理リンクＬＬ_ｉに対して現サイクルｋの間に授与されたＴＱの数）を減算することによって更新される。

したがって、イメージキュー長Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉは、データパケットをＭ_ｉ個のＴＱだけ送信できるように、論理リンクＬＬ_ｉに割り当てるべき残りのタイムスロットの数を表す。いくつかの実施形態では、ＴＴＴ_ｉは絶対値であり、たとえば各論理リンクＬＬ_ｉに対してゼロに初期化される。または、いくつかの実施形態では、論理リンクＬＬ_ｉに対するＴＴＴ_ｉはＴ_ｉに初期化される。

理解されるように、上述のアルゴリズムは、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送信にＭ_ｉ個のＴＱを要求する論理リンクＬＬ_ｉに対するＴＱの割り当てを優先する。実際に、ＥＰＯＮの少なくとも１つの論理リンクＬＬ_ｉがアクティブである場合、その論理リンクＬＬ_ｉに割り当てられるＴＴＴ_ｉは、それに割り当てられた最後のＴＴＴ_ｉと、残るアクティブな論理リンクＬＬ_ｉのうち最小のＴＴＴ_ｉ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ＬＬ_ｉに割り当てられるＴＴＴ_ｉは、それに割り当てられた最後のＴＴＴ_ｉと、ＥＰＯＮ内の論理リンクの１つによって直近のデータパケットが送信された時刻（すなわち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ＬＬ_ｉがすでにアクティブである場合、イメージキュー長Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉは、単純に、論理リンクＬＬ_ｉによって要求されているＴＱの数Ｍ_ｉから、現在スケジュールされているサイクルｋについて授与された資源の数Ｇｒ_ＴＱ，ｉを減算したものに等しい。論理リンクＬＬ_ｉが非アクティブである場合、Ｇｒ_ＴＱ，ｉはゼロであり、Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ＝Ｍ_ｉである。スケジューラは、イメージキュー長Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉを更新した後、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（これはサイクルｋ−１の間にタイムスロット割り当てがスケジュールされたものである）。

提案する方法によれば、１つのＤＢＡフレーム内でスケジュールされるＬＬ_ｉの数が制限されるので、１つのＤＢＡサイクル内で発生するキュー更新の数もまた限定され、したがってシステム性能の観点においてクリティカルなものとはならない。

本発明によれば、上述のアルゴリズムは、第１の２進木を、高速ＴＴＴ_ｉ順序付けおよびＬＬＩＤコンテキストに関して更新することによって実施される。

本発明によって実施される第２の処理は、キューサービス動作であり、次サイクルの構成を準備するために、ＤＢＡサイクルの間に、継続的に実行され得る処理である。したがって、図３、４および５に示すように、１つのＤＢＡサイクルのスケジューリングが、１ＤＢＡサイクル先行して準備される。１つのＤＢＡサイクルの終了時点で、次のＤＢＡのスケジューリングが終了する。各キューサービスは独立したラウンドであり、ラウンドは、１つのＬＬＩＤを選択すること、要求されるＴＱの数（すなわちＲｅｑ_ＴＱ，ｉ）と、割り当てられまたは授与されたＴＱの数（すなわちＧｒ_ＴＱ，ｉ）とを更新すること、ＴＴＴ_ｉを更新すること、ならびに、これらに従って第１の２進木および第２の２進木の値およびＬＬＩＤコンテキストを更新すること、からなる。

本発明の一実施形態によれば、各キューサービスラウンドはバックグラウンド処理として実装され、各ラウンドの実行に要する時間の長さが、そのラウンドの間に授与された数のＴＱを発信するのに要する時間に整合するように、各ラウンドの間に遅延が導入される。

１つのＤＢＡサイクル内のキューサービスラウンドの数は、サービス細分性値(service granularity value)に依存する。サービス細分性値は、各キューサービスラウンドで選択されたＬＬＩＤに対して授与されるバイト数の最大値である。１つのラウンドの間に授与されるＴＱの最大数をＳ_Ｇと表す。いくつかの実施形態では、各ＬＬ_ｉが個別のＳ_Ｇの値（Ｓ_Ｇｉと表す）を持つことができる（図示しない）。１つのＤＢＡサイクル内のスケジューリングキューサービスラウンドの数は、[リンク速度*T_DBA/8]/S_Gにほぼ等しくすることができる。ただしＴ_ＤＢＡはＤＢＡサイクル長である。理解されるように、ＤＢＡサイクル内のいくつかのＬＬ_ｉについてＲｅｑ_ＴＱ，ｉ＜Ｓ_Ｇである場合には、より多くのキューサービスラウンドが可能である。

資源（すなわちＴＱ）の数は各ＤＢＡサイクルにおいて固定されているので、現サービスラウンド内で授与されたＴＱを発信するのに要する時間の後に次のキューサービスラウンドが発生するよう、スケジュールすることができる。本実施形態では、次のキューサービスラウンドの時間（ＴＱで表される）は、次のように計算可能である。
t_k+1 = t₀ + t_k + min(S_G,Req_TQi)
ただし、ｔ_０は、そのＤＢＡサイクルの開始時点（したがって、現ＤＢＡサイクルに対する最初のキューサービスラウンドの時）として定義される。

各キューサービスラウンドについて、選択されたＬＬＩＤに授与されるバイト数を決定するために、次のサブルーチン（図３に示す）が適用される。このサブルーチンは、ＴＴＴ_ｉ、Ｇｒ_ＴＱ，ｉおよびＲｅｑ_ＴＱ，ｉの値を更新するためにも用いられる。

図３のアルゴリズムはステップＳ３０１で開始され、そこでは、要求される資源の量（すなわち要求されるＴＱの数、またはＲｅｑ_ＴＱ，ｉ）が１ラウンドで授与され得るＴＱの最大数（すなわちＳ_Ｇ）より大きいか否かに関する判定が行われる。Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉがＳ_Ｇよりも大きいと判定された場合、本方法はステップＳ３０３に進む。ステップＳ３０３では、そのＬＬ_ｉのＴＴＴ_ｉが、
‐ＴＴＴ_ｉの現在の値、および
‐そのＬＬ_ｉのＴ_ｉ値と、１ラウンド内で授与され得るＴＱの最大数（すなわちＳ_Ｇ）との積
の和にセットされる。その後、ＤＢＡサイクルｋ＋１に対して授与されたＴＱの数（すなわちＧｒ_ＴＱ，ｉ）が、現在授与されているＴＱの数（すなわちＧｒ_ＴＱ，ｉ）と、１ラウンド内で授与され得るＴＱの最大数（すなわちＳ_Ｇ）との和に更新される。最後に、１ラウンド内で授与され得るＴＱの最大数（すなわちＳ_Ｇ）が、現在要求されているＴＱの量（すなわちＲｅｑ_ＴＱ，ｉ）から除去される。

ステップＳ３０１において、Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉがＳ_Ｇ以下であると判明した場合、本方法はステップＳ３０２に進む。ステップＳ３０２において、そのＬＬ_ｉのＴＴＴ_ｉは、
‐ＴＴＴ_ｉの現在の値、および
‐そのＬＬ_ｉのＴ_ｉ値と、現在要求されているＴＱの量（すなわちＲｅｑ_ＴＱ，ｉ）との積
の和にセットされる。その後、ＤＢＡサイクルｋ＋１に対して授与されたＴＱの数（すなわちＧｒ_ＴＱ，ｉ）が、現在授与されているＴＱの数（すなわちＧｒ_ＴＱ，ｉ）と、現在要求されているＴＱの数（すなわちＲｅｑ_ＴＱ，ｉ）との和に更新される。最後に、Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉがゼロにセットされる。ステップＳ３０２またはＳ３０３が完了した後、サブルーチンは終了する。

図３のアルゴリズムの結果は、図５に見ることができる。図５では、ＤＢＡサイクルｋにおいて入来するＲＥＰＯＲＴメッセージの内容に照らして、ＤＢＡサイクルｋ＋１を構築するために８つのキューサービスサイクルが実行される。キュー更新情報は図の上部にあり、キューサ−ビス情報は図の下部にある。

見られるように、ＤＢＡサイクルｋでは、３つのＬＬＩＤが資源を授与される。各送信の終了時点で、上述の方法に従ってキュー更新処理が実行される。この例では、ＬＬＩＤ＃１はＭ_ｉ＝０を含むレポートメッセージを送信する。したがって、これにはＤＢＡラウンドｋ＋１においていかなる資源も割り当てられない。しかしながら、ＬＬＩＤ＃２は８０００ＴＱを要求し、ＬＬＩＤ＃３０００は３０００ＴＱを要求する。新たなレポートメッセージを受信するたびに、当該ＬＬＩＤに対するＴＴＴ_ｉ値およびＲｅｑ_ＴＱ，ｉ値が、図３の方法に従って更新される。たとえば、図５に見られるように、ＬＬＩＤ＃２に対して実行される第２のキューサービスラウンド（すなわちＲ２_２）の結果として、ＬＬＩＤ＃２は５００ＴＱを授与され（Ｇｒ_ＴＱ，２＝１５００＋５００＝２０００）、要求されるＴＱの数は５００から０に減少する。しかしながら、その後、８０００ＴＱを要求するＬＬＩＤ＃２の送信の後にＲＥＰＯＲＴメッセージが到着したときには、要求されるＴＱの数は、上述のキュー更新アルゴリズムを用いて６０００にセットされる。実際に、ＲＥＰＯＲＴの到着時点でＧｒ_ＴＱ，２は２０００に等しいので、キュー更新アルゴリズムを適用することにより、Ｒｅｑ_ＴＱ２は（８０００−２０００）に等しくなる。このＲｅｑ_ＴＱ，ｉの増加は、キューサービスラウンドＲ３_２の開始時点におけるＲｅｑ_ＴＱ，ｉの初期値によって裏付けられる(evidenced)。この時点で、Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉは６０００ＴＱから４５００ＴＱに変化する。理解されるように、図５の例ではＳ_Ｇの値は１５００ＴＱである。

従来技術による自己クロック型公平キューイング（Self-Clocked Fair Queuing）（ＳＣＦＱ）アルゴリズムに記載されるように、スケジュールされたＬＬＩＤはＴＴＴ_ｉの値に従って選択される。従来技術によれば、最小のＴＴＴ_ｉを持つバックログされるＬＬＩＤが選択される。

本発明によるＤＢＡサイクルごとのＬＬＩＤ制限を適用するために、現在スケジュールされているＬＬＩＤのＴＴＴ_ｉを記憶および順序付けするために、副木が用いられる。スケジュールされたＬＬＩＤを選択して木を更新するための動作は、図４を参照して以下に記述される。ＴＴＴ_ｉを順序付けするために２進木を用い、ルートリーフは最小のＴＴＴ_ｉを持つＬＬＩＤを含む。キューサービスが実行されると、キューサービスの後に、木が新たに計算されたＴＴＴ_ｉで更新されるか（リーフ置換）、または、ＬＬＩＤがバックログされなくなる（すなわち非アクティブになる）場合にルートリーフが除去される。

下記に説明されるとともに図４に示されるアルゴリズムを参照して、変数ｎ_ＬＬＩＤは、次ＤＢＡサイクル内でスケジュールされた異なるＬＬＩＤの数を表し、Ｎ_ＬＬＩＤはＤＢＡサイクルあたりの目標最大ＬＬＩＤ数を表す。各ＤＢＡサイクルの開始時点でＮ_ＬＬＩＤはＮの値にセットされる。ＮはＤＢＡサイクルに対する初期目標Ｎ_ＬＬＩＤを表し、システム管理者により固定される。

この処理は、ステップＳ４０１において、副２進木が空であるか否かに関する判定をもって開始される。第２の２進木が空でない場合、処理はステップＳ４０２、Ｓ４０３およびＳ４０４へと継続される。これらのステップでは、主２進木が空であるか否か（Ｓ４０２）、ＤＢＡサイクルｋ＋１内の異なるＬＬＩＤの数（ｎ_ＬＬＩＤ）が、１ＤＢＡラウンド内で許容される異なるＬＬＩＤの最大数以上であるか否か（Ｓ４０３）、および、副２進木のルートリーフが主２進木のルートリーフより小さいか否か（Ｓ４０４）に関する判定が行われる。Ｓ４０２、Ｓ４０３およびＳ４０４のいずれかが肯定的に回答された場合、処理はステップＳ４０５へと継続し、操作のために副木のルートリーフが選択される。

その後、ステップＳ４０６において、Ｇｒ_ＴＱ，ｉがゼロより大きいか否か（すなわち、ＬＬ_ｉがＤＢＡサイクルｋ＋１内ですでに割り当てられている資源を有するか否か）に関する判定が行われる。ＬＬ_ｉが次サイクル内で割り当てられた資源（すなわちＴＱ）を有しない場合、それはサイクルｋ＋１内の新たなＬＬ_ｉを表し、ステップＳ４０７においてｎ_ＬＬＩＤが１だけインクリメントされ、その後ステップＳ４０８に進む。一方、ＬＬ_ｉが次ＤＢＡラウンド内ですでに割り当てられている資源を有する場合には、ｎ_ＬＬＩＤをインクリメントすることなく、処理は単にＳ４０８に進む。Ｓ４０８では、副木のルートリーフが図３のサブルーチンを実行するための基礎として用いられる（すなわち、そのＬＬ_ｉについて、ＴＴＴ_ｉ、Ｇｒ_ＴＱ，ｉおよびＲｅｑ_ＴＱ，Ｉの値を更新する）。

サブルーチンが完了すると、ステップＳ４０９において、要求されるＴＱの現在の量（すなわちＲｅｑ_ＴＱ，ｉ）がゼロより大きいか否か（言い換えると、ＬＬ_ｉが、サブルーチン内である量の資源を授与された後に、さらに資源を要求しているか否か）に関する判定が行われる。さらなる資源が要求されている場合（すなわちＲｅｑ_ＴＱ，Ｉ＞０である場合）、ステップＳ４１１において、副木のルートリーフが新たなＴＴＴ_ｉで置換され、その後処理が終了する。一方、さらなるＴＱが要求されていない場合、副木のルートリーフはもはやアクティブではないので、ステップＳ４２０において単に除去され、その後処理が終了する。

ステップＳ４０１に戻る。副２進木が空である場合、処理はＳ４１２において継続する。同様に、ステップＳ４０２、Ｓ４０３およびＳ４０４のすべてにおいて回答が否定的である場合、処理はステップＳ４１２へと継続し、主木が空であるか否かに関する判定が行われる。主木が空である場合には、ステップＳ４０１において副木も空であると判定されているので、アクティブなリンクが存在しないという点において処理は終了する。

一方、主木が空でない場合、ステップＳ４１３において、将来の操作のために主木のルートリーフが選択される。その後、ステップＳ４１４において、Ｇｒ_ＴＱ，ｉがゼロより大きいか否か（すなわちＬＬ_ｉがＤＢＡサイクルｋ＋１内ですでに割り当てられた資源を有しているか）に関する判定が行われる。ＬＬ_ｉが次サイクル内で割り当てられた資源（すなわちＴＱ）を有していない場合、それはサイクルｋ＋１内の新たなＬＬ_ｉを表し、ステップＳ４１５においてｎ_ＬＬＩＤが１だけインクリメントされ、その後ステップＳ４１６に進む。一方、ＬＬ_ｉが次ＤＢＡラウンド内ですでに割り当てられている資源を有する場合には、ｎ_ＬＬＩＤをインクリメントすることなく、処理は単にＳ４１６に進む。Ｓ４１６では、主木のルートリーフが図３のサブルーチンを実行するための基礎として用いられる（すなわち、そのＬＬ_ｉについて、ＴＴＴ_ｉ、Ｇｒ_ＴＱ，ｉおよびＲｅｑ_ＴＱ，Ｉの値を更新する）。

サブルーチンが完了すると、処理はステップＳ４１７において継続し、主木のルートリーフが除去される。その後、ステップＳ４１８において、ＬＬ_ｉが将来のさらなるＴＱを要求している（すなわちＲｅｑ_ＴＱ，ｉ＞０である）という判定が行われ、その後、ステップＳ４１９においてそのＬＬＩＤは副木に挿入される。言い換えると、ステップＳ４１７で主木のルートリーフが除去されたとき、それがさらなる資源を要求している場合には副木に挿入され、そうでなければ単に破棄される。

共有すべき資源がもはやなくなったとき（すなわち次サイクルが満杯である場合）、または、すべてのＬＬＩＤキューが空である場合（すなわちすべてのＬＬＩＤ要求に対する授与がなされた場合）には、スケジューリングは終点に到達する。前者のケースでは、その後、副木に残るすべてのリーフを主木に注入する必要がある。その後、システムは、満杯でないＧｒ_ＴＱ，ｉを持つすべてのＬＬＩＤに対して、その値に基づいていくつかのＧＡＴＥメッセージを生成する。その後、すべてのＬＬＩＤに対するＧｒ_ＴＱ，ｉ値がリセットされる。

副木の最大深さはｌｏｇ_２（Ｎ_ＬＬＩＤ）に等しく、これは、ｌｏｇ_２（ＬＬＩＤ最大値）に等しい主木の深さよりも小さい。結果として、副木に対する操作は、主木に対するものよりも高速である。このふるまいにより、単一２進木策に比べてスケジューリングサービス処理が加速される。ただし、資源要求をほとんど持たないＬＬＩＤが多数ある場合を除く。実際に、そのような場合には、各ＬＬＩＤは１つのスケジューリングサービスによりサービスされ、副木に入らない。

このアルゴリズムは、１つのＤＢＡフレーム内でスケジュールされるＬＬＩＤの最終的な数がＮ_ＬＬＩＤより小さくなることを保証しない。しかしながら、このアルゴリズムは、Ｎ_ＬＬＩＤと、ＤＢＡサイクルの充填率（利用可能な資源をすべて使おうとする）と、ＬＬＩＤ間の公平性（スケジュールされるＬＬＩＤの数がＮ_ＬＬＩＤよりも小さい間は、より小さいＴＴＴ_ｉを持つＬＬＩＤが常に優先される）との間のトレードオフを実行する。上述のように、変数ｎ_ＬＬＩＤは次ＤＢＡサイクル内でスケジュールされた異なるＬＬＩＤの数を表し、Ｎ_ＬＬＩＤはＤＢＡサイクルあたりの目標最大ＬＬＩＤ数を表す。各ＤＢＡサイクルの開始時点でＮ_ＬＬＩＤはＮの値にセットされる。ＮはＤＢＡサイクルに対する初期目標Ｎ_ＬＬＩＤであり、システム管理者により固定される。

あるＤＢＡサイクルの間にｎ_ＬＬＩＤが目標値（Ｎ_ＬＬＩＤ）に達し、副木が空である場合、Ｎ_ＬＬＩＤが次式を用いて増加される。
N_LLID = N_LLID + シーリング[N*(RemainingResource)/(ResourcePerDBACycle)]
ただし、RemainingResourceの値はＤＢＡラウンド（ｋ＋１）内でスケジュールされていないＴＱの数に等しく、ResourcePerDBACycleは１ＤＢＡサイクル内のＴＱの合計数である。

正当なリーフ値比較を保証するため、本発明の有利な一実施形態による２進木アルゴリズムは、ラップアップコヒーレンシー（wrap-up coherency）を確保するために、符号付き比較(signed comparison)を用いる。図６および図７は特定の値Ａに対する比較結果を示す。符号付き比較を用いることにより、陰付きでない半円内に位置するすべての値はＡより小さく、一方で、陰付きの半円内に位置するすべての値はより大きい。

Ａが、ｍｉｎ_ＮＢ（ＴＴＴ_ｉ）に、すなわちバックログされないＬＬに対するＴＴＴ_ｉの最小値に等しい場合には、それらのバッグログされないＬＬはすべて陰付きの半円に含まれなければならない。アクティブなＬＬＩＤは定期的に選択され、それらのＴＴＴ_ｉはｍｉｎ（ＴＴＴ_ｉ）から開始して増加するので、アクティブなＬＬＩＤについてはこの想定は常に正しい。逆に、非アクティブなＬＬＩＤは更新されず、それらのＴＴＴ_ｉが陰付きでない半円に該当し、長期の非アクティブ状態の後に、陰付きの半円に位置する場合がある。これは、符号付き比較が誤った結果を与えるので正当ではない。

これが、非アクティブなＬＬＩＤのＴＴＴ_ｉを定期的にチェックし、アクティブなＬＬＩＤの最小ＴＴＴ_ｉ値に更新するためにバックグラウンド処理が要求される理由である。実際に、非アクティブなＬＬＩＤがアクティブになるときには、少なくともｍｉｎ_ＮＢ（ＴＴＴ_ｉ）に等しいＴＴＴ_ｉをもって木に挿入される。したがって、このＴＴＴ_ｉの変更は、本発明によるＳＣＦＱアルゴリズムに影響を及ぼさず、実装は非常に効率的である。主な制約は、バックグラウンド処理によりすべての非アクティブ接続がスキャンされるスキャニング期間Ｔ_Ｓｃａｎを定義することである。

重み付き公平キューイングアルゴリズム（Weighted Fair Queuing algorithms）において、ＴＴＴ_ｉおよびＴ_ｉは、ＥＰＯＮ時量子（Time Quantum）（ＴＱ）単位（１ＴＱ＝２バイト）で表現可能な、または、Ｎｕ個（複数）のＴＱとして表現可能な時間値である。この定義を用いて、あるＬＬＩＤにｋバイトが授与されるたびに、それに関連付けられたＴＴＴ_ｉは次式を用いて更新されなければならない：
TTT_i = TTT_i + シーリング[k/2Nu] * T_i
Ｔ_Ｓｃａｎ期間にわたって、ｍｉｎ（ＴＴＴ_ｉ）の最大増加は [T_Scan.リンク速度/8]/2Nu に等しい（Ｔ_Ｓｃａｎ期間の間、ただ１つのＬＬＩＤのみがアクティブである場合）。

Ｎ_ｂがＴＴＴ_ｉを符号化するために用いられるビット数である場合、Ｔ_Ｓｃａｎ期間にわたってすべての非アクティブなＬＬＩＤがチェックされる（２^Ｎｂ−１バイトが授与されるまで）。そして、Nu ≧ [T_Scan.リンク速度/8]/ 2^Nb である。

実装を便利にするため（除算をビットシフトで置き換える）、Ｎ_ｕは２の累乗として選択することができる。たとえば、Ｔ_Ｓｃａｎが５１２ｍｓにセットされている場合（１ｍｓごとに１ＬＬＩＤがポーリングされる）、１０ギガビットＥＰＯＮに対してはＮ_ｕ＝２５６である。大きいＮ_ｕ値を用いると、公平キューイング割り当てアルゴリズムにいくらかのジッタが生じる。しかしながら、このジッタは、ＤＢＡフレームあたりのＬＬＩＤの制限によって生じるジッタと比較して無視できると考えられる。

図８に示すように、本発明の第１の実施形態では、スケジューリングキューサービス処理は、前章で開示したように、ｔ_ｋ法計算を用いてサイクル全体に定間隔で分散するバックグラウンド処理として実行される。この場合、各スケジューリングラウンドは原子的(atomic）かつ短い動作であり、ＣＰＵによって実行される他のタスクと容易にインタレース可能である。このような実施形態の主な利点は、他の処理を実行するために誘起されるジッタが１つのスケジューリングラウンドを実行するのに要する最大時間に限定されることである。たとえば、ある処理がシステムの他の部分からなんらかのデータを受信するとき（たとえばＲＥＰＯＲＴメッセージ）、そのような小さい遅延は、ＦＩＦＯ長を低減するためにリアルタイムオペレーティングシステムにとって非常に重要となる可能性がある。しかしながら、スケジューリングラウンドが発生するたびに実行コンテキストがリロードされ、これがオーバヘッドにつながる（キャッシュリローディング等）。

図９に示す第２の実施形態では、スケジューリングキューサービス処理はワンバーストで実行される。すなわち、すべてのスケジューリングサービスラウンドが、他のタスクによって割り込まれることなくＣＰＵによって実行される。この場合、スケジューリングサービスタスク全体を実行するのに要する時間ははるかに長くなり、他の処理を開始するためにより長いジッタを生じる。

しかしながら、タスクコンテキストのリローディングは必要ではなく、コードがＣＰＵの一次キャッシュに留まるので、より高速に実行される。さらに、ＲＥＰＯＲＴメッセージの受信に際しキュー更新が実行されるとき、いくつかの最適化を行うことができる。実際に、ＣＰＵによってＲＥＰＯＲＴメッセージが処理されるとき、スケジューリングサービス処理はいまだ開始されておらず、要求者ＬＬＩＤに対してなんらかの資源を直接割り当てることがより単純である。

１ＤＢＡサイクルの間に実行可能なスケジューリングラウンドの最大数は、利用可能なプロセッサ資源と、各ラウンドを実行するのに要する時間とに依存する。ｔ_SchRound,kをｋ番目のスケジューリングサービスラウンドを実行するのに要する時間とし、ｃ_SchRound,kを対応するＣＰＵサイクルの数とする（ｃ_SchRound,k = ｔ_SchRound,k * CPU_Speed）。ｃ_SchRound,kはｍａｘ（ｃ_SchRound,k）によって抑制する(bound)ことができ、その平均値はｍｅａｎ（ｃ_SchRound,k）と表すことができる。Ｒ_SchRoundを、スケジューリングサービス処理専用のＣＰＵ資源の割合（たとえば５０％）とする。そうすると、持続時間Ｔ_ＤＢＡのＤＢＡサイクル１つ内の最大スケジューリングラウンド数は、T_DBA * CPU_Speed * R_SchRound/max(c_SchRound,k) に等しい。上述のように、これは[リンク速度*T_DBA/8]/S_Gで近似することができる。そうすると、スケジューリングサービス細分性値を、次式で求めることができる。

ここで、細分性は、Ｒ_SchRoundによって表される利用可能なプロセッサ資源に動的に適合させることができる。これはＲ_SchRoundに反比例するので、適合はリアルタイムで容易に実行可能である。細分性の変動は、光リンク上でより長いデータバーストを作成するので、ジッタを増加させる。しかしながら、これは他のＱｏＳパラメータ（平均遅延、帯域幅）には影響しない。さらに、これは大域スケジューリングを変更しない（すなわち、利用可能な帯域の全体が、バックログされる論理リンク間で共有され続ける）。

理解されるように、本発明はコンピュータプログラム製品に埋め込むことも可能である。このコンピュータプログラム製品は、本明細書に記載される方法の実装を可能にするすべての機能を備えており、情報処理システムにロードされると、その情報処理システムを動作させる。本明細書のコンテキストにおけるコンピュータプログラム手段またはコンピュータプログラムとは、情報処理能力を有するシステムに対し、（直接的に、または他の言語に変換された後に）特定の機能を実行させることを意図する命令の組の、いかなる表現（いかなる言語、コードまたは表記法におけるものも）をも意味する。

このようなコンピュータプログラムは、コンピュータ可読媒体または機械可読媒体（それらの媒体から読み出されるべきデータ、命令、メッセージまたはメッセージパケットおよび他の機械可読情報を許容するもの）上に記憶することができる。このコンピュータ可読媒体または機械可読媒体は、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およ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または機械可読媒体は、たとえば揮発性記憶装置（ＲＡＭ、バッファ、キャッシュメモリおよびネットワーク回路）を含むことができる。さらに、このコンピュータ可読媒体または機械可読媒体は、一時的状態媒体（ネットワークリンクおよび／またはネットワークインタフェース（デバイスがそのようなコンピュータまたは機械可読情報を読み出すことを許容する有線ネットワークまたは無線ネットワークを含む））内のコンピュータまたは機械可読情報を含んでもよい。

図面に示す要素の機能は、専用ハードウェアおよび／またはソフトウェアを用いて提供することができる。「処理」「処理手段」および「処理モジュール」という表現は、いかなるデジタル信号プロセッサ（ＤＳＰ）ハードウェア、ネットワークプロセッサ、アプリケーション専用集積回路（ＡＳＩＣ）、フィールドプログラマブルゲートアレイ（ＦＰＧＡ）、ソフトウェアを記憶する読み出し専用メモリ（ＲＯＭ）、ランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）および不揮発性記憶装置をも含むことができるが、これらに限定されない。

Claims (15)

1. パケットベースのネットワークにおいて送信タイムスロットを割り当てる方法であって、
   前記ネットワークにおいて、時間がスケジューリングサイクルに分割され、各スケジューリングサイクルは複数のタイムスロット（ＴＱ）に分割され、
   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（ＬＬ_ｉ）を備え、
   前記端末は、各論理リンクに、いくつかの授与されたタイムスロット（Ｇｒ_ＴＱ，ｉ）と、いくつかの要求されるタイムスロット（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）と、理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）とを関連付け、
   前記いくつかの授与されたタイムスロット（Ｇｒ_ＴＱ，ｉ）は、次スケジューリングサイクル（ｋ＋１）内でパケットを送信するためにその論理リンクが使うことを許可された資源を表し、
   前記いくつかの要求されるタイムスロット（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）は、スケジュールされていないパケットを送信するためにその論理リンクが要求する資源を表す
   方法において、
   アクティブな論理リンクは、少なくとも１つの要求されるタイムスロット（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）を有し、非アクティブな論理リンクは、要求されるタイムスロットを有さず、
   スケジュールされた論理リンクは、少なくとも１つの授与されたタイムスロット（Ｇｒ_ＴＱ，ｉ）を有し、スケジュールされていない論理リンクは、授与されたタイムスロット（Ｇｒ_ＴＱ，ｉ）を有さず、
   前記方法は、所定の最大サイズの第１の２進木および所定の最大サイズの第２の２進木を使用し、
   前記第１の２進木は、スケジュールされていないアクティブな論理リンクを表すリーフを含み、
   前記第２の２進木は、スケジュールされたアクティブな論理リンクを表すリーフを含み、前記第２の２進木に含まれる前記リーフは、ヌルでない要求されるタイムスロット（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）を持つ、アクティブな論理リンクを表すものであり、
   前記方法は、
   論理リンクに関連するＲＥＰＯＲＴメッセージの受信の際に、
   その論理リンクが非アクティブである場合、その論理リンクの理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）を更新し、その論理リンクに関連付けられた新たなリーフを生成し、その論理リンクがスケジュールされていないか又は前記第２の２進木が満杯である場合には前記第１の２進木に前記新たなリーフを追加し、その論理リンクがスケジュールされておりかつ前記第２の２進木が満杯でない場合には前記第２の２進木に前記新たなリーフを追加するステップと、
   その論理リンクについて前記要求されるタイムスロット値（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）を更新するステップと、
   各表される論理リンクに関連付けられた理論的送信時刻の値（ＴＴＴ_ｉ）に従って前記第１の２進木および前記第２の２進木をソートするステップと、
   各スケジューリングサイクル（ｋ）について、
   すべての授与されたタイムスロット値（Ｇｒ_ＴＱ，ｉ）をゼロに初期化するステップと、
   前記第２の２進木が空でなくかつ前記第１の２進木が空である場合に、または、前記第２の２進木が空でなくかつ前記第２の２進木のルートリーフの理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）が前記第１の２進木のルートリーフの理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）よりも小さい場合に、次スケジューリングサイクル（ｋ＋１）内でいくつかのタイムスロットを前記第２の２進木のルートリーフに関連付けられた論理リンクに授与するとともに、前記第２の２進木のルートリーフに関連付けられた論理リンクの、前記理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）、前記授与されたタイムスロット値（Ｇｒ_ＴＱ，ｉ）および前記要求されるタイムスロット値（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）を更新するステップと、
   前記第２の２進木が空でありかつ前記第１の２進木が空でない場合、
   前記第１の２進木のルートリーフを除去するとともに関連付けられた論理リンクが依然としてアクティブであればこれを前記第２の２進木に加える前に、
   次スケジューリングサイクル（ｋ＋１）内でいくつかのタイムスロットを前記第１の２進木のルートリーフに関連付けられた論理リンクに授与するとともに、前記第１の２進木のルートリーフに関連付けられた論理リンクの前記理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）、前記授与されたタイムスロット値（Ｇｒ_ＴＱ，ｉ）および前記要求されるタイムスロット値（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）を更新するステップと、
   各表される論理リンクに関連付けられた理論的送信時刻の値（ＴＴＴ_ｉ）に従って前記第１の２進木および前記第２の２進木をソートするステップと、
   前記授与するステップ、前記更新するステップおよび前記ソートするステップを、次スケジューリングサイクル（ｋ＋１）内のすべてのタイムスロットが授与されるか、または、もはやアクティブな論理リンクが存在しなくなるまで、繰り返すステップと、
   前記第２の２進木に残っているすべてのリーフを前記第１の２進木に転送するステップと
   を備える、方法。
2. 前記要求されるタイムスロット値（Ｒｅｑ_ＴＱ、ｉ）が、固定された最大値（Ｓ_Ｇ）よりも大きい場合、いくつかのタイムスロットを授与する前記ステップは、現在授与されているタイムスロット値（Ｇｒ_ＴＱ，ｉ）を前記固定された最大値だけインクリメントすることを含み、前記理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）を更新する前記ステップは、前記理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）を前記固定された最大値と論理リンクに関連付けられた重み（Ｗ_ｉ）の逆数との積と等価な値だけインクリメントすることを含み、前記要求されるタイムスロット値（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）を更新する前記ステップは、前記要求されるタイムスロット値（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）を前記固定された最大値だけデクリメントすることを含み、
   前記要求されるタイムスロット値（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）が固定された最大値（Ｓ_Ｇ）よりも大きくない場合、いくつかのタイムスロットを授与する前記ステップは、現在授与されているタイムスロット値（Ｇｒ_ＴＱ，ｉ）を前記要求されるタイムスロット値（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）だけインクリメントすることを含み、前記理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）を更新する前記ステップは、前記理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）を前記要求されるタイムスロット値（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）と論理リンクに関連付けられた重み（Ｗ_ｉ）の逆数との積と等価な値だけインクリメントすることを含み、前記要求されるタイムスロット値（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）を更新する前記ステップは、前記要求されるタイムスロット値（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）をゼロにセットすることを含む、請求項１に記載の方法。
3. 各論理リンク（ＬＬ_ｉ）に、独立に固定された最大値（Ｓ_Ｇｉ）が関連付けられる、請求項２に記載の方法。
4. 次スケジューリングサイクル（ｋ＋１）内でいくつかのタイムスロットを前記第２の２進木のルートリーフに関連付けられた論理リンクに授与する前記ステップは、次サイクル内でスケジュールされた異なる論理リンクの数（ｎ_ＬＬＩＤ）が異なる論理リンクの目標最大数（Ｎ_ＬＬＩＤ）未満である場合にのみ実行され、
   前記方法は、前記第１の２進木および前記第２の２進木をソートする前記ステップより前に、
   論理リンクがスケジュールされていない場合に、次サイクル内でスケジュールされた異なる論理リンクの数（ｎ_ＬＬＩＤ）を１だけインクリメントするステップ
   をさらに備える、請求項１〜３のいずれか一項に記載の方法。
5. 前記第２の２進木が空であり、次サイクル内でスケジュールされた異なる論理リンクの数（ｎ_ＬＬＩＤ）が異なる論理リンクの目標最大数（Ｎ_ＬＬＩＤ）に達している場合、異なる論理リンクの目標最大数（Ｎ_ＬＬＩＤ）は、所与のサイクル内の異なる論理リンクの所定の初期最大数（Ｎ）を、ある比率で乗算した値だけインクリメントされ、
   前記比率は、次スケジューリングラウンド（ｋ＋１）内のタイムスロット（ＴＱ）の総数に対する、次スケジューリングラウンド（ｋ＋１）内でスケジュールされていない残りのタイムスロットの数の比率である、請求項４に記載の方法。
6. 前記ＲＥＰＯＲＴメッセージの受信に際し、前記非アクティブな論理リンクの理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）を更新する前記ステップは、
   他にアクティブな論理リンクが存在する場合、前記非アクティブな論理リンクの理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）を、その論理リンクの現在の理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）の値と、すべてのアクティブな論理リンクのうち最小の理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）とのうちの最大値にセットすることと、
   他にアクティブな論理リンクが存在しない場合、前記非アクティブな論理リンクの理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）を、その論理リンクの現在の理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）の値と、すべての論理リンクのうち直近の送信時刻とのうちの最大値にセットすることと
   をさらに備える、請求項１〜５のいずれか一項に記載の方法。
7. 前記授与するステップ、前記更新するステップおよび前記ソートするステップの各繰り返しは、スケジューリングサイクルの間、インターバルによって分離される、請求項１〜６のいずれか一項に記載の方法。
8. 各繰り返し間の前記インターバルは、直前の前記授与されたタイムスロット値（Ｇｒ_ＴＱ，ｉ）を更新する前記ステップの間に、前記授与されたタイムスロット値（Ｇｒ_ＴＱ，ｉ）に加えられた数のタイムスロットを送信するのに要する時間に等しい、請求項７に記載の方法。
9. 前記授与するステップ、前記更新するステップおよび前記ソートするステップの各前記繰り返しは、スケジューリングサイクルの終了時点で割り込みなく実行される、請求項１〜６のいずれか一項に記載の方法。
10. 各論理リンクはメモリコンテキストを備え、
    前記メモリコンテキストは、関連付けられた論理リンクＩＤ（ＬＬＩＤ）と、関連付けられた要求されるタイムスロット値（Ｒｅｑ_ＴＱ，ｉ）と、関連付けられた授与されたタイムスロット値（Ｇｒ_ＴＱ，ｉ）と、関連付けられた理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）値とを含む、請求項１〜９のいずれか一項に記載の方法。
11. 前記理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）は、前記第１の２進木および前記第２の２進木のリーフの、最上位ビット（複数）に符号化される、請求項１〜１０のいずれか一項に記載の方法。
12. 前記第１の２進木および前記第２の２進木をソートする前記ステップは、理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）値の符号付き比較を用いて実行される、請求項１〜１１のいずれか一項に記載の方法。
13. 前記方法は、すべての非アクティブな論理リンクの理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）を、定期的に、最小の理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）値を持つアクティブな論理リンクの理論的送信時刻（ＴＴＴ_ｉ）値にセットするステップをさらに備える、請求項１２に記載の方法。
14. 請求項１〜１３のいずれか一項に記載の方法の各ステップを実行するよう構成された、イーサネット受動光ネットワーク（ＥＰＯＮ）光回線終端装置（ＯＬＴ）。
15. データ処理装置のためのコンピュータプログラムであって、
    前記コンピュータプログラムは命令の組を備え、
    前記命令の組は、前記データ処理装置にロードされたときに、前記データ処理装置に請求項１〜１３のいずれか一項に記載の方法の各ステップを実行させる、コンピュータプログラム。

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