JPH03163935A - 高速パケット交換における呼受け付け方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 【産業上の利用分野】

本発明は高速パケット交換網における呼受付け方式に関
し、更に詳しくは、非同期転送モート（Ａ　ＴＭ　：　
Ａｓｙｎｃｈｏｒｏｎｏｕｓ　Ｔｒａｎｓｆｅｒ　Ｍｏ
ｄｅ）網の如く、転送フエーズにおいて、送信元の交換
装置や端末が、送信先の交換装置や端末の確認なしにパ
ケッｌ・を転送する形式の通信ネットワークシステムに
適した呼受付け方式に係わる。 ［従来の技術１ 従来の交換装置は、例えば文献ｒシーシーアイティーテ
ィー（ＣＣＩＴＴ）勧告Ｘシリーズ：Ｘ２５Ｊに記載さ
れているように、転送フェーズにおいて、送信元の交換
装置や端末が、送信先の交換装置や端末の確認をえて、
データを転送するプロトコルを採用した通信ネッｊ・ワ
ークシステムの構或に好適な交換装置となっていた。 ３− ところが、光伝送技術の発達などにより、伝送路が高速
化，高信頼化してきており、通信ネッ１一ワークシステ
ムの構或に必要な交換装置に対しても、伝送路の高速性
を十分に活かしきれる高速な交換装置が望まれている。 従来の交換装置は、送信先の交換装置や端末の確認を得
る処理が複雑で、ソフトウェアによる処理が必要である
。そのため、従来の方式による交換処理では、ソフトウ
ェアによる処理によるオーバーヘッドのため、伝送路の
高速性を十分に活かしきれない。また、送達確認や送信
開始可能メッセージなどの制御メッセージを逐一送信元
の交換装置や端末にかえしていたのでは、それらの制御
メッセージをやり取りする間、送信元側はデータを送信
することができない。このことも、伝送路の高速性を十
分に活かしきれない原因となる。 そこで、非同期転送モード （　Ａ　Ｔ　Ｍ　：　Ａｓｙｎｃｈｏｒｏｎｏｕｓ　Ｔ
ｒａｎｓｆｅｒ　Ｍｏｄｅ）などの高速の通信ネットワ
ークシステムでは、データ転送フェーズにおいて、送信
元側が送達確認や４ 送信開始可能メッセージなどの制御メッセージにより，
逐一送信先側の確認をえることなく、データを転送する
方式を採用しつつある。

【発明が解決しようとする課題】

ところが、従来の交換装置は交換装置内のバッファがオ
ーバーフローしそうになった場合、送信元側に送達確認
メッセージを送らない、もしくは、バッファビジーメッ
セージを送信元側に送るなど、データ転送フェーズにお
ける制御メッセージを用いてトラヒックを抑制すること
が可能であった。 しかし、ＡＴＭなどでは、交換装置内のバノファがオー
バーフローしそうになった場合、送ｔ４元側が送信先側
の確認をえることなく、データを転送してくるので、１
・ラヒックの流入を抑制することができず、この場合に
データの破棄が生じる。 そのため、本方式では、呼の設定フェーズにおいて、交
換装置内のバッファがオーバーフローが生しないような
呼受付制御を行う必要が生じる。

【課題を解決するための手段］ 上記問題を解決するために本発明では、交換装置が端末
からの呼を受付ける際に、端末から端末送出最大速度お
よび最大バースト長を申告値とし、これら申告値から最
大待ち行列の値を予測して，交換装置内のバッファにオ
ーバーフローが生じるかどうかを判断し、この結果から
呼の受け付け可否を判断することを特徴とする。 ＡＴＭなど、データ転送フェーズにおいて、送信元側が
送信先側の確認をえることなく、データを転送する方式
をとる高速の通信ネットワークシステムでは、メッセー
ジの破棄率を１０−１０程度に抑える必要がある。その
ため、交換装置内のバッファにオーバーフローが生じる
のは、最大待ち行列が生じたときであるとみなすことが
できる。 本発明では最大待ち行列が生じるときの待ち行列の振舞
をモデル化した最大待ち行列発生モデルを用いて呼受付
制御を行い、交換装置内のバッファがオーバーフローを
抑制する。 この本モデルは、メッセージの到着量と送出量の差がメ
ッセージの待ち行列数となるという考えに基づいている
。本モデルの仮定は、以下のとおりてある。 （１）最大待ち行列は、バーストトラヒックの到着が重
なったとき生じる。 （２）一つの同線からのパース１〜１〜ラヒックの到着
間隔は、バーストの長さに比へて十分に長い。 この仮定の下に、ハースｌ−　１−ラヒックの到着が重
なったときの待ち行列の振舞をモテル化する。 まず、同じ種類のトラヒックのみが到着する場合を考え
るために、−Ｆ一記の仮定に加えて、以下の仮定を追加
する。 （３）端末からのバースト！−ラヒックの送出速度は、
全て等しい。 （４）バースｌ−　１へラヒックの到着が重なったとき
のバースト長は全ての回線において等しい。 これらの仮定の下で、同じ種類の１・ラヒックのみが到
着する場合のメッセージの到着量と送出量の差を求める
。 出回線からメソセーシが送出する時間を単位叶間（＝］
ｌ　としたとき、パース１〜トラヒソクの到着がｉ重な
った場合、パース１〜１〜ラヒック内の一個のメッセー
ジが到着する時間間隔ｔ内に到着するメッセージ数は、
１個であり、また、出Ｉｉ′８１ｍから送出されるメッ
セージの個数は、Ｌ個である。 従って、バーストｌ・ラヒック内の一個のメッセージが
到着する時間間隔ｔ内の待ち行列の増加分は、ΔＱ　　
（ｔ）＝　　（ｉ　一ｔ） となる。さらに、パース１〜トラヒックが、持続する期
間中は、パース！・内のメッセージの数の回数分、七記
の振舞をし続けるので、バースｌ−　１−ラヒックが終
了するまでの待ち行列の増加分は、ｂをバースト内のメ
ッセージ数（以下、バースト長とよぶ）とすると、 ΔＱ　−　ΔＱ（ｔ）ｘｂ （　ｉ　−　ｔ．　）　　・　ｂ となる。 ７ ここで、出回線からメッセージが送出する速度を出回線
速度と呼び、バースト内のメッセージが到着する速度を
端末最大送出速度と呼ぶことにする。すると、上式は、
バーストトラヒック内の一個のメッセージが到着する時
間間隔が出回線速度と端末最大送出速度を用いて、ｔ　
＝　Ｖｏｕｔ／　Ｖｉａウと表すことができるから、 ΔＱ　　＝　　（ｉ　　　Ｖｏｕｔ／Ｖａａｘ）　　・
　ｂ変形することができる。このとき、バーストトラヒ
ックの到着が重なった時点で待ち行列に滞留していたメ
ッセージ数をＱ。とすると、最大待ち行列長Ｑ　ｍ　ａ
　Ｘは、 Ｑ　ｍ　ａ　Ｘ ＱＱ　＋（　１Ｖｏｕｔ／　Ｖ＊ａｘ）ｂ となる。 さらに、 Ｑ　ｏ＜　Ｑ−ａ−の場合は、 ？■ｙＬ： （ｊ Ｖ　ｏ　ｕｔ　／　Ｖ　−　ａ　ｘ　’）ｂ ８ で近似可能である。 本モデルでは、最大待ち行列長は、バースト長に比例し
、端末の平均速度（スループット）に無関係となる。 また、本モデルの問題点として、以下のとおりである。 （１）最大待ち行列長が生しる場合をバースト１・ラヒ
ックの到着が重なったときに限定している。 （２）最大値を与える最悪条件のみを考慮し、その発生
確率を考慮していない。 しかしながら、（↓）については、バーストトラヒック
が一定間隔でなく、稀に非同期で到着するデータ系１−
ラヒックを前提としていること、また、（２）について
は、交換装置にとって安全側の考え方であることから、
致命的な問題とならないと判断できる。 つぎに、本モデルを多種呼のトラヒックに適用可能なよ
うに拡張する。最大待ち行列長を与える。 式は、 Ｑ＋＋＋ａｘ　　＝　　（　ｉ　　　Ｖｏｕｔ／　Ｖｍ
ａｘ）　　・ｂ＝　ｉ−ｂ　　　（Ｖｏｕｔ／Ｖｍａｘ
）　　・ｂ＝ｉ　−　ｂ　−　Ｂ と変形することができる。ここで、各項の意味を考える
。第一項は、期間Ｂ中に到着するメッセージの総数であ
る。第二項は、期間Ｂ中に出回線が送出するメッセージ
数である。そこで、期間Ｂを平均バースト持続時間とよ
び、Ｂを各呼の平均バースト持続時間の多重度数の重み
をつけた平均値とする。平均バースト持続時間Ｄは、集
線数ｉ，平均バースト長ｂ，出回線速度Ｖ。ｕｔ，端末
最大送出速度Ｖ　ｍ　ａ　ｘを用いて、 と表すことができる。 ゆえに、平均多種呼トラヒックを扱う場合には、この平
均バースト持続時間Ｂ中に到着するメッセージを同種の
トラヒック毎に集約し、 とすることで拡張可能である。 したがって、最終的に、平均バースト持続時間をトラヒ
ッククラス毎に 集線数×出回線速度×（平均バースト長−１）の和を算
出し（ただし「集線数」はクラス毎の接続数）、その和
を接続呼数（集線数の和）で除すことにより平均バース
ト持続時間を評価したのち、必要バッファ数をトラヒッ
ククラス毎に１１− の和を算出し（ただし［　］は［　］内の値を越えない
最大の整数）、その和から平均バースト持続時間を減じ
た値を必要バッファ量として求めることができる。 そこで、呼受付制御において、端末から最大バースト長
と最大速度を申告してもらう。すると、交換装置は、本
モデルによりそれら申告値に基づいて最大待ち行列の値
を評価し、この値が閾値を超えない範囲で呼を受付ける
。閾値を超えた場合には、新たに呼を受付けない。よっ
て、データ転送フェーズにおいて、送信元側が送信先側
の確認なしにデータを転送しつづけても，交換装置内の
バッファがオーバーフローすることが生じない。 【作用］ コネクション型の通信は、呼設定フェーズ，デ１２ー ータ転送フェーズ，呼開放フェーズの３つのフェーズか
らなる。呼設定フェーズは、データの転送に先立ち通信
相手の確認、バッファなどの資源の確保等を行うフェー
ズである。データ転送フェーズは、通信相手同士でデー
タの送付を行うフェーズである。呼開放フェーズは、通
信相手同士で通信終了の確認をとり、呼設定フェーズに
おいて確保した資源を開放し、呼を終了するフエーズで
ある。 このコネクション型の通信を司る交換装置において、出
方路ごとにこれまでに受け付けた端末の申告値を登録す
る申告値テーブルを設ける。 端末や隣接交換機から呼設定要求が生じると、交換装置
は，相手先のアドレスを分析し、相手先が自装置内のど
の出方路に該当するか調べる。出方路を決定した後、交
換装置は、該当する出方路の申告値テーブルを参照し、
最大待ち行列発生モデルによる値を評価する。 この評価した値がネットワーク内の最終目的地までの全
ての交換装置で、閾値以下のときバッファなどの資源の
確保し、呼設定受け付けメッセージを返す。それと同時
に、交換装置は新たに受け付けた呼の申告値を自装置内
の申告値テーブルに登録する。 どれか、一つの交換装置でも閾値を超えるときには、呼
を確立しない。 すると入り回線からバーストトラヒックが重なっても、
最大待ち行列発生モデルによる値よりも、待ち行列が長
くなることがない。従って、データ転送フェーズにおい
て、交換装置内のバッファにオーバーフローが生しるこ
とがないので、データの破棄を防止することができる。 【実施例） 本発明の実施例を図面を用いて説明する。 まず、第２図，第３図，第４図，第５図を用いてネット
ワーク内での呼設定処理の概要を説明する。第２図は、
ネットワークの一構戊例、第３図，第４図は、それぞれ
正常時と異常時の呼設定のプロトコル処理、第５図は，
ネットワーク内のメッセージのフォーマットを表す。 １５一 複数の交換装置１０が、端末４１．４２から送信された
メッセージを処理するために必要な動作は、データ転送
に先立って行われる呼設定処理と、データ転送中に行わ
れる交換処理に分けることができる。呼４０とは、ネッ
トワーク内で複数の交換装置１０を介して、二つの端末
４．１．４２が通信する場合に、ソース端末４ｌからデ
ステイネーション端末４２に至るまでの経路を決定し、
端末４１．４２と交換装置間および交換装置間同士で仮
想チャネル識別（以下ＶＣ丁と呼ぶ）を割り当てること
を意味する。 呼４０が設定された後、各交換装置１０は、呼設定時に
自交換装置内に登録されたＶＣ．Ｔと受信したメッセー
ジ６０のヘツダ６１内のＶＣＩとを照合することによっ
てメッセージ６Ｑを識別し、メッセージのヘツダ６１内
のＶＣＩを送信先の交換装置１０との間のＶＣＩに変更
して、送信先の交換装ＩｉｆｆｌＯに向けて、出力する
。 端末４１が、相手端末４２に至るまでの呼４０を設定し
ようとするときには、制御チャネルを用−１６− いて、呼設定要求メッセージ６２を交換装置１０−ｄに
送信する。交換装置１０−ｄが、端末４１からの呼設定
要求メッセージ６２を受信すると、端上４１と交換装置
１０−ｄ間の回線で空きＶＣＩが存在し、かつ、呼設定
要求メッセージ６２中の申告値を最大待ち行列発生モデ
ルをもちいて評価し、交換装置１０−ｄ内にオーバーフ
ローが生じないかどうかをチェックして、呼４０を受け
付け可能か否か判断する。呼４０を受け付けた可能と判
断したとき、呼設定受付けメッセージ６３を端末４１に
返送し、それと同時に、上流の交換装置１０−ｅに呼設
定要求メッセージ６２を送信する。交換装置１０−ｄに
オーバーフローが生じると判断した場合には、解放メッ
セージ６５を送信し、呼設定処理を終える。 上流の交換装置１０−ｅが、呼４０を受け付け可能なと
きには、その交換装置は呼設定受け付けメッセージ６３
を下流の交換装置］．　Ｏ　−　ｄに返す。 これら一連の、ＶＣＩを割当てる動作とオーバーフロー
チェックを一交換装置１０−ｄ〜１．　０　−　ｆ毎に
相手端末４２に至るまで反復して呼設定処理を完了する
。 ［交換装置］ 次に、各交換装置１０の構戊について説明する。 第６図は交換装置１０の構或例、第７図は呼処理部２０
の構或例，第８図はスイッチ部３０の構成例を示す。 ［構戒］ （１）全体構或（第６図） 交換装置は、回線インターフェース部１１、スイッチ部
３０、呼処理部２０、および入力回線１２と出力回線１
３からなる。回線インターフェース部１１は、入力回線
１２および出力回線ｌ３をスイッチ部３０と結びつける
。スイッチ部３０は、入力されたメッセージ６０を目的
の回線インターフェース部１↓へ送出する。呼処理部２
０は、呼の設定／解放などの呼制御を行う。 （２）回線インターフェース部１１の構戒回線インター
フェース部１１は、受信インターフェース回線または送
信インターフェース回路とからなる。受信インターフェ
ース回路は、光／電気信号変換や直列／並列信号変換を
行う二送信インターフェース回線は、受信インターフェ
ース回路の逆の変換を行う。 （３）呼処理部２０（第７図） 呼処理部２０は、中央処理装置２１、記憶回路２２、メ
ッセージアセンブル／ディアセンブル回路２３、スイッ
チ部制御回路２４からなり、それら各回路は，バス制御
回路２５によって制御されるバスで結合されている。記
憶回路２２は、中央処理装Ｍ２１を制御するプログラム
とデータを記憶しておくためのものである。メッセージ
アセンブル／ディアセンブル回路２３は１組の情報が長
すぎて２つ以上のメッセージに分割された場合の組立／
分解を行う。メッセージアセンブル／ディアセンブル回
路２３およびスイッチ部制御回路２４は、それぞれ回線
インターフェース部１ｌおよびスイッチ部３０との入出
力を制御するためのものである。 本実施例では、記憶装置内２２にトラヒック・クラス・
テーブル８５，帯域管理テーブル９０と【課題を解決す
るための手段】で述べた最大待ち行列発生モデルによる
最大待ち行列評価処理用のソフトウェアを追加する。 （４）スイッチ部構戊３０（第８図） 本実施例では、第８図に示した様に、スイッチ部３０を
「遠藤昇他：　ＡＴＭ交換アーキテクチャの１提案：信
学技報ＳＳＥ−８７Ｊに記載されているメモリスイッチ
方式で構或する。 本方式によるスイッチ部３０は、マルチブレクサ（ＭＵ
Ｘ）３１、ヘッダ変換テーブル３２、アドレスセレクタ
３３、バッファメモリ３４、出力セレクタ３５、デマル
チブレクサ（ＤＭＵＸ）３６からなる。マルチプレクサ
（ＭＵＸ）３１は、複数の回線インターフェース部１１
から送出されてくるメッセージ６０を、タイムスロッ１
−に多重化する。ヘッダ変換テーブル３２は、送出され
てきたメッセージ６０の仮想チャネル識別（ＶＣ　Ｉ　
）から呼設定時に決定された次の交換機１０への仮想チ
ャネル識別（ＶＣＩ）と出方路番号へ変換す１９ー る。バッファメモリ３４は、メッセージ６０を一時蓄積
するためのものである。出力セレクタ３５は、そのタイ
ムスロットに割り当てられている出回線行きのメッセー
ジ６０を、複数のバッファメモリ３４のなかから、選び
出す。デマルチプレクサ（ＤＭＵＸ）３６は、タイムス
ロットごとに、メッセージ６０出力側の回線インターフ
ェース部１１に振り分ける。キュー長カウンタ３７は、
呼処理部から設定されたキュー長と、現在のバッファメ
モリ３４内のメッセージ数（すなわちキュー長）を比較
し、設定値以上のメッセージがバッツァメモリへ書き込
まれないように、バッファメモリへの書き込み信号（Ｗ
ＲＩＴＥ）を無効にする。 キュー長カウンタ３７は、バッファメモリへの書き込み
信号ＷＲＩＴＥで１加算され、出力セレクタからの読み
出し信号ＲＥＡＤで１減算される。 ［動作］ 次に、上記交換装置１０の動作を説明する。 （１）動作概略 本−命明では、呼設定時に交換装置１０が呼を受２０ け付け可能であるか否かを判定するときに、空きＶＣＩ
を捜し、回線の空きが存在するか見極めるだけでなく、
最大待ち行列発生モデルをもちいて、呼を受け付けたと
き、交換装置内のバッファにオーバーフローが生じない
かどうかを見極めることができることに特徴がある。 （２）呼設定処理 以下、呼設定処理における交換装置１０内部の処理を第
１図，第６図，第７図および、第９図から１７図を用い
て説明する。 交換装Ｍｌｏは端末４１および他の交換装置１０からの
、呼設定要求メッセージ６２、呼設定受け付けメッセー
ジ６３、応答メッセージ６４、解放メッセージ６５を受
信すると、ヘッダ変換テーブルにより出回線番号を呼処
理部２０とし，呼処理部２０に転送する。呼処理部２０
に転送された制御用メッセージ６０は、メッセージアセ
ンブル／ディアセンブル回路２３によりメッセージに組
立られた後、中央処理回路２１に割込みをかける。割込
みをかけられた中央処理回路２１は、メッセージの種類
毎に処理を行う。 以下、呼処理部２０の動作を第９図から第１７図を用い
、制御用メッセージの種類毎に、説明する。第１４図は
、呼設定要求メッセージ６２受信時の処理を表すＰ　．
Ａ　Ｄ図である。第１５図は、呼設定受付メッセージ６
３受伝時の処理を表すＰＡＤ図である。第王６図は、応
答メソセージ６４受信時の処理を表すＰＡＤ図である。 第１６図は、開放メノセージ６５受信時の処理を表すＰ
ＡＤ図である。 （ａ）呼設定要求メッセージ６２受信時の処理（第１４
図） まず、呼設定要求メッセージ６２を受信したときには（
ステップ１０００）．下流の交換装置１０と当該交換装
置１０間用のＶＣＩを新たに割当てるために、呼処理部
２０は、ＶＣＩ管理テーブル７０のなかから、まだ割当
てられていない情報チャンネル用のＶＣＩを抽出する（
ステップ１　０　１　０）。ＶＣＩを抽出する処理では
、ＶＣＩカウンタをゼロクリアする（ステップ１２１０
）。 ２３ そしてＶＣＩ使用フラグが未使用（＝Ｏ）となっている
ＶＣＩを見出すまで（ステップ１．２２０）、ＶＣＩカ
ウンタを一回毎にカウン１〜アップしながら（ステップ
１２４０）．ＶＣＩ管理テーブルをサーチする（ステッ
プ１２５０）。 ＶＣＩカウンタが■Ｃ丁数に一致し、ＶＣＩ使用フラグ
が未使用（＝Ｏ）となっているＶＣＩを見出得ないなら
ば（ステップ１２３０）．下流の交換装Ｍ１０に解放メ
ッセージ６５を送信し、呼゛設定要求待ち状態に戻る（
ステップ１０００）。 情報チャンネル用のＶＣＴを見出すと、ＶＣＩ管理テー
ブル７０の書き込みフラグを１にして、ＶＣＩを予約し
、他の処理からの書込みを禁止する。ＶＣＩ管理テーブ
ルを予約すると、ＶＣＩ使用フラグを１にして、ＶＣＩ
を予約する（ステップ１２００）。 次に、デステイネーション端末４２のアドレスと、記憶
回路２２上のアドレステーブル８０（第１０図）とを照
合し、上流の交流装置１０とそれに対する出回線を決定
する（ステップ１３０）。 ２４ 出回線を決定する処理では、まず、アドレステーブル８
０をサーチし、デステイネーション端末４２に対し可能
な出回線を調べる（ステップ１　３　１　０）。次に、
出線カウンタをゼロクリアする（ステップ１３２０）。 そして必要バツファ数が該出回線の割り当てバッファ数
を超過しない出回線を見出すまで（ステップ１３３０）
、出線カウンタを一回毎にカウンＩ・アップしながら（
ステップ１３４０）．出回線ごとにもうけられている帯
域管理テーブル９０を参照し、最大待ち行列長発生モデ
ル（第ｌ図）を用いて、必要パツファ量を見積もる（ス
テップｉ　３　６　０　）。 以下、本発明の特徴である、最大待ち行列長発生モデル
を用いて必要バッファ数を見積もる処理を、第１図によ
り説明する。 本処理を行うために、記憶回路上に、トラヒツククラス
テーブル８５と各出回線ごとに独立した帯域管理テーブ
ル９０を設けておく。第１１図にトラヒッククラステー
ブル８５の構造を示す。このテーブルの項目は、左から
順にトラヒツククラス，平均バースト長，端末最犬送出
速度から構或する。第１２図に帯域管理テーブル９０の
構造を示す。このテーブルの項目は、左から順にトラヒ
ッククラス，多重度，ＶＣＩリストから構成する。 端末４１によって、呼設定要求メッセージ６２のデータ
部に申告値として書き込まれた平均バースト長の値と端
末最大送出速度の値を読み込み、端数が生じないように
するため、申告された値をトラヒソククラステーブル８
５に登録されている平均バースト長，端末最犬送出速度
の値に切り上げる。 平均バースト長の値と端末最大送出速度の値が確定する
と（ステップ２１００）．平均バースト長の値と端末最
大送出速度の値から、呼設定要求のあった呼がどのトラ
ヒッククラスに属する呼であるかを判定する（ステップ
２２００）。トラヒッククラスを決定する処理では、端
末の平均バースト長の値と端末最大送出速度の値が、ト
ラヒッククラステーブル８５の内から一致する平均バー
スト長の値と端末最大送出速度の値を見出すまで（ステ
ップ２２１０）、トラヒツククラステーブル８５をサー
チする（ステップ２２２０）。 トラヒッククラスの判定が終了すると、平均バースト持
続期間Ｂを の値を評価し、決定する（ステップ２３００）。 平均バースト持続期間を決定すると、 の値を評価する。するとこの値が、最大待ち行列発生モ
デルによる最大待ち行列長となる（ステップ鷲、００）
・ −７７ ここで、第１４図の出回線を予約する処理に戻る。出線
カウンタが最大値を超過し、呼設定可能な出線を見出得
ないならば（ステップ１３４０）、先ず、ＶＣＩ管理テ
ーブル７０上に予約していたＶＣＩを取り消すため、該
当するＶＣＩフラグをＯとし、さらに、ＶＣＩ管理テー
ブルを書き込み可能とするため、書き込みフラグをも０
とする（ステップ１３７０）。最後に下流の交換装置１
０に解放メッセージ６５を送信し（ステップ１３８０）
、呼設定要求待ち状態に戻る（ステップ１３９０）。 一方、別ルートによる出回線を見出した場合には、帯域
管理テーブル９０の書き込みフラグを１とし、帯域管理
テーブル９０で、該当するトラヒッククラスの多重数を
カウン１−アップし．ｖｃｒリストにＶＣＩを追加して
、出回線を予約する（ステップ１４００）。 出回線の予約が終了すると、呼設定受付メッセージ６３
を作成する。このメッセージは、スイッチ部に入力され
、下流の交換装置に制御用チャネルを用いて返送される
（ステップ１５００）。 それと同時に、呼設定要求メッセージ６２を作或する。 このメッセージも，スイッチ部に入力され、上流の交換
装置に制御用チャネルを用いて送出される（ステップ１
６００）。 以上の処理を終了すると、受付メッセージ待ち状態に移
行し、上流の交換装置からの呼設定受付メッセージ６３
を待つ（ステップ１７００）。 （ｂ）呼設定受付メッセージ６３受付時（第ｌ５図） 呼処理部２０が上流の交換装置１０からの呼設定受付メ
ッセージ６３を受信したときには、上流の交換装置１０
と当該交換装置１０用のｖｃｒをヘッダ変換テーブルに
書き込む（ステップ３１００）。ＶＣＩをヘッダ変換テ
ーブルに書き込むと、応答待ちに移行し、応答メッセー
ジを持つ（ステップ３２００）。 （Ｑ）応答メッセージ６４受信時（第１６図）呼処理部
２０が−ヒ流の交換装置１０からの応答メッセージ６４
を受信した時には、先ずＶＣＩ管理テーブル７０を書込
み可能とするために、ＶＣＩ管理テーブル７０の書き込
みフラグをＯとし、予約されていたＶＣＩを確定する（
ステップ４１００）。 次に、帯域管理テーブル９０を書き込み可能とするため
に、帯域管理テーブル９０の書き込みフラグをもＯとし
、予約されていた出回線を確定する（ステップ４２００
）。 各管理テーブルを解放して、予約していた資源を確定す
ると、ヘッダ変換テーブル９５を書き換える（ステップ
４３００）。 ヘッダ変換テーブル９５の書き換えが終了すると、下流
の交換装置に応答メッセージを返す（ステップ４４００
）。 応答メッセージを返すと呼設定要求待ち状態に戻る（ス
テップ４５００）。 （ｄ）解放メッセージ６５受信時（第１７図）呼処理部
２０が上流の交換装置１０からの解放メッセージ６５を
受信したときには、予約した出回線を取消す。そのため
に、先ず、出回線の帯域管理テーブル９ｏ上に登録して
ある該当する呼のＶＣＴを削除し、該当する呼が属する
トラヒッククラスの集線数をカウントダウンする。そし
て、帯域管理テーブル９０の書き込みフラグを０とし、
出回線の帯域管理テーブル９０を書込み可能とする（ス
テップ５　］−　０　０　）。 予約した出回線の取消が終了すると他の出回線を捜す（
ステップ５２００）。そのために、呼設定要求メッセー
シ６２を受信したときの処理の中の、出回線を定める処
理を再開し、必要バッファ数が該出回線の割り当てバッ
ファ数を超過しない出回線を見出すまで（ステップ５２
１０）．出線カウンタを一回毎にカウントアップしなが
ら（ステップ５２３０）．出回線ごとにもうけられてい
る帯域管理テーブル９ｏを参照し、最大待ち行列長発生
モデル（第１図）を用いて、必要バッファ量を見積もる
（ステップ５　２　４．　０　）。 出線カウンタが最大値を超過し、呼設定可能な出線を見
出得ないならば（ステップ５２２０）、先ず、’６ＪＣ
　丁管理テーブル７ｏ上に予約してぃた３１ ＶＣＩを取り消すため、該当するＶＣＩフラグをＯとし
、さらに、ＶＣＩ管理テーブル７０を書き込み可能とす
るため、書き込みフラグをも○とする（ステップ５２５
０）。最後に下流の交換装置１０に解放メッセージ６５
を送信し（ステップ５２６０）、呼設定要求待ち状態に
戻る（ステップ５２７０）。 呼設定可能な出線を再び見出したならば、帯域管理テー
ブル９０の書き込みフラグを王とし、布域管理テーブル
９０で、該当するトラヒッククラスの集線数をカウント
アップし、仮想チャネル識別（ＶＣＩ）リストに仮想チ
ャネル識別（ＶＣＩ）を追加して、出回線を予約する（
ステップ５３００）。 それと同時に、呼設定要求メッセージ６２を作或する。 このメッセージも、スイッチ部３０に入力され、上流の
交換装置１０に制御用チャネルを用いて送出される（ス
テップ５４０）。 以」二の処理を終了すると、受付メッセージ待ち状態に
移行し、上流の交換装置ｔｏからの呼設定受付メッセー
ジ６３を待つ（ステップ５５０）。 （３）交換処理 ＶＣＩの割り当てが完了し、呼が設定された後、スイソ
チ部３０において行われる入力されたメッセージを目的
の出回線に出力する時分割交換処理を説明する。 人回線を介して、交換装置１０に入力されたメッセージ
（ＶＣＩ＝Ａとする）は、回線インターフェース部１１
を介して、スイッチ部３０に入力される。 スイッチ部３０に入力されたメッセージは、まずマルテ
ィプレクサ３１によって時分割多重される。時分割多重
されたメッセージは、ヘッダ部６１にかかれているＶＣ
Ｉを、ヘッダ変換テーブル３２により、−Ｌ流の交換装
Ｗ］○へのＶＣＩにかきかえられる（ＶＣＩ＝ＡＩＶＣ
Ｉ＝Ｂ）　。同時にヘッダ変換テーブル３２は、メッセ
ージを出力する出回線に対応する出回線番号を出力する
。 出回線番号が出力されると、アドレスフィルタ３３は、
出回線番号をデコードし、出回線ごとに設けられている
バッファメモリ３４にメッセージを書き込む。 出力セレクタ３５は、一定周期で出回線ごとに割り当て
られているバッファメモリ３４からメッセージを読み出
す。その後メッセージは、デマルチプレクサ３６によっ
て時分割多重を解除され、出力すべき回線インターフェ
ース部ｌ１に送られ、目的の出回線に出力される。 スイッチ部が以上で述べた時分割交換処理を行っている
ときに、最大待ち行列発生モデルで評価した必要バッフ
ァ量以上のバッファを要するトラフィックが到着するこ
とがないので、バッファメモリがオーバーフローしメッ
セージの破棄が生じることがない。 以上述べた様に、最大待ち行列発生モデルに基づくと、
データ転送フェーズでトラヒック量を抑制する制御を行
わない通信を行うにあたって，交換装置内のバッファメ
モリにオーバーフローが生じないようにするため、呼設
定時に必要バッファメモリ量を評価し、呼を受付けるか
否かを判定する機能を、ソフトウェアのみで実現可能で
ある。 従って、本実施例によれば、新たにハードウェアを追加
することなく本機能を実現することができる。 交換装置が新たな呼を受付ける呼受付制御を行うにあた
って，現時点でのバッファ使用率を監視する必要がない
。バッファに対してセルの読み書きを行うのは、全て、
ハードウェアによついてるのに対し、呼設定処理を司る
呼処理部の処理は、ソフトウェアによっている。したが
って、呼受付制御を行う際に、現時点でのバッファ使用
率を必要とするならば、バッファの使用率が変化するス
ピードに呼処理部の処理が追随することができないので
、呼設定処理を行っている最中にバッファ使用率が大幅
に変化し、新たな呼を受付けてはいけない状態に移行し
ているにもかかわらず、新たな呼を受付けてしまう可能
性が生じる。ところが、最大待ち行列発生モデルに基づ
き呼受付制御を行うと、現時点でのバッファ使用率を監
視する必要がないので、このような可能性は生じない。 ３５ー また、最大待ち行列発生モデルでは、必要バッファメモ
リ量を評価する際に必要な量として、最大バースト長と
端末最大送出速度とすることも可能である。これらの量
は、平均値などと異なり統計処理を必要としないので、
端末側は、交換機に，対して申告しやすく、かつ、デー
タ転送フェーズにおいて保り易い値となる。 最後に、最大待ち行列発生モデルに必要な演算は、線形
演算のみである。したがって、本モデルに基づく呼受付
制御機能をソフトウェアによって実現する場合、ソフト
ウェア処理のオーバーヘッドは、呼設定処理全体に対し
致命的なものとならない。また、本モデルに基づく呼受
付制御機能をハードウェアによって実現しやすい効果が
ある。 ［効果］ 以上述べた様に、本発明によれば、交換装置が新たな呼
を受付ける呼受付制御を行うにあたって、現時点でのバ
ッファ使用率を監視する必要がない。 バッファに対してセルの読み書きを行うのは、全て、ハ
ードウェアによっているのに対し、呼設定処理を司る呼
処理部の処理は、ソフトウェアによっている。したがっ
て、呼受付制御を行う際に、現時点でのバッファ使用率
を必要とするならば、バッファの使用率が変化するスピ
ードに呼処理部の処理が追随することができないので、
呼設定処理を行っている最中にバッファ使用率が大幅に
変化し、新たな呼を受付けてはいけない状態に移行して
いるにもかかわらず、新たな呼を受付けてしまう可能性
が生じる。ところが、最大待ち行列発生モデルに基づき
呼受付制御を行うと、現時点でのバッファ使用率を監視
する必要がないので、このような可能性は生じない。し
たがって、確実な呼受付制御を行うことが可能である。 また、最大待ち行列発生モデルでは、必要バッファメモ
リ量を評価する際に必要な量として、最大バースト長と
端末最大送出速度とすることも可能である。これらの量
は、平均値などと異なり統計処理を必要としないので、
端末側は、交換機に対して申告しやすく、かつ、データ
転送フェーズにおいて保り易い値となる。 最後に、最大待ち行列発生モデルに必要な演算は、線形
演算のみである。したがって、本モデルに基づく呼受付
制御機能をソフトウェアによって実現する場合、ソフト
ウェア処理のオーバーヘッドは、呼設定処理全体に対し
致命的なものとならない。また、本モデルに基づく呼受
付制御機能をハードウェアによって実現しやすい効果が
ある。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明による最大待ち行列発生モデルに基づ
く、必要バッファ数を見積もる処理の一例を示すＰＡＤ
図、第２図は、本発明を適応するネットワークの一構或
例を示す図、第３図は、本発明を適応するネットワーク
での呼設定処理プロトコルの正常シーケンスの一例を示
す図、第４図は、本発明を適応するネットワークでの呼
設定処理プロトコルの異常シーケンスの一例を示す図、
第５図は、本発明を適応するネッ１・ワークのメッセー
ジフォーマットの一例を示す図、第６図は、本発明を適
応する交換装置の一構或例を示す図、第７図は、本発明
を適応する交換装置内の呼処理部の一構成例を示す図、
第８図は、本発明を適応する交換装置内のスイッチ部の
一構或例を示す図、第９図は、本発明を適応する交換装
置内のＶＣＩ管理テーブルの一構或例を示す図、第↓０
図は、本発明を適応する交換装置内のアドレステーブル
の一構戊例を示す図、第］１図は、本発明を適応する交
換装置内のトラヒッククラステーブルの−・構或例を示
す図、第１−２図は、本発明を適応する交換装置内の帯
域管理テーブルの−構成例を示す図、第１３図は、本発
明を適応する交換装置内のヘッダ変換テーブルの一構或
を示す図、第１−４図は、本発明を適応する交換装置内
の呼設定要求メッセージを受信したときの処理の−・例
を表すＰＡＤ図、第１５図は、本発明を適応する交換装
置内の呼設定受付メッセージを受信したときの処理の一
例を表すＰＡＤ図、第１６図は、本発明を適応する交換
装置内の応答メッセージを受信したときの処理の一例を
表すＰ　Ａ　Ｄ図、第１７図は、本発明を適応する交換
装置内の解放メッセージを受信したときの処理の一例を
表すＰＡＤ図である。 符号の説明 ２　１　０　０　・トラヒッククラスの決定処理、２３
００・平均バースト持続時間の決定処理、２４００・・
必要バッファ数の見積り処理、１０−ａ〜１・・・交換
装置、４　Ｑ　−　ａ　−　ｄ　　呼、４．１．４−２
　　端末、２０・・呼処理部、３０・・スイッチ部。 第ＩＯ図 特開平３ １６３９３５　（１６） 第Ｉ１図 第１２図 特開平３ １６３９３５　（１７） 竿１３図 第１５図 岑１６　Ｉ￥１

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、交換装置が端末からの呼を受付ける際に、端末から
   端末送出最大速度および最大バースト長を申告値とし、
   これら申告値から最大待ち行列の値を予測して、交換装
   置内のバッファにオーバーフローが生じるかどうかを判
   断し、この結果から呼の受け付け可否を判断することを
   特徴とする高速パケット交換における呼受け付け方式。 ２、端末から新たな呼（新規呼）の受け付け要求が合っ
   た場合、端末から申告された平均バースト長と端末送出
   最大速度から、 その呼のトラヒッククラスを定める第１ステップと、 トラヒッククラス毎に 集線数×出回線速度×（平均バースト長−１）／端末送
   出最大速度の和を算出し、（ただし「集線数」はその時
   点での呼のクラス毎の接続数）その和を接続呼数（集線
   数の和）で除することにより平均バースト持続時間を算
   出する第２ステップと、 トラヒッククラス毎に （集線数）×［平均バースト持続時間／出回線速度／端
   末送出最大速度］の和を算出し（ただし［］は［］内の
   値を 越えない最大の整数）、その和から平均バースト持続時
   間を減じた値を必要バッファ量として算出する第３ステ
   ップと、 上記第３ステップで得た必要バッファ量と、交換機のス
   イッチに割当てられているバッファ量とを比較し、両者
   が等しいか必要バッファ量が小さい場合には新規呼を受
   け付け、必要バッファ量が大きい場合には新規呼を受け
   付けないように判断する第４ステップと、 を有することを特徴とした高速パケット交換における呼
   受け付け方式。