JPH03186042A - 通信網におけるデータセルの輻輳制御方法 - Google Patents
通信網におけるデータセルの輻輳制御方法Info
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- JPH03186042A JPH03186042A JP2326115A JP32611590A JPH03186042A JP H03186042 A JPH03186042 A JP H03186042A JP 2326115 A JP2326115 A JP 2326115A JP 32611590 A JP32611590 A JP 32611590A JP H03186042 A JPH03186042 A JP H03186042A
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- H04L2012/5678—Traffic aspects, e.g. arbitration, load balancing, smoothing, buffer management
- H04L2012/5681—Buffer or queue management
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
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。
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、一般にはデータネットワークに関し、さらに
、詳しくはデータネットワーク内の情報の流れを改善す
るプロトコル、方法及び装置に関する。
、詳しくはデータネットワーク内の情報の流れを改善す
るプロトコル、方法及び装置に関する。
（従来技術）
ディジタルデータを伝送するパケット交換ネットワーク
は、従来技術でよく知られている。一般的に、データは
ネットワークに接続されたホストから、一連のネットワ
ークリンクとスイッチを経て、受信ホストに伝送される
。送信ホストからのメツセージはパケットに分割され、
それがネットワークを介して伝送され、受信ホストで再
び組立てられる。仮想回線ネットワークが本発明の主題
であるが、ここで２つのホストの間の単一セツション間
に伝送されるデータパケットは、全て同一の物理ネット
ワークバスを辿る。
は、従来技術でよく知られている。一般的に、データは
ネットワークに接続されたホストから、一連のネットワ
ークリンクとスイッチを経て、受信ホストに伝送される
。送信ホストからのメツセージはパケットに分割され、
それがネットワークを介して伝送され、受信ホストで再
び組立てられる。仮想回線ネットワークが本発明の主題
であるが、ここで２つのホストの間の単一セツション間
に伝送されるデータパケットは、全て同一の物理ネット
ワークバスを辿る。
データトラフィックのランダム性から、データはネット
ワークのスイッチノードに、送出リンクの伝送速度より
大きい瞬間速度で到着する。また仮想回線からのデータ
は、伝送できるまでバッファ内に取り入れられる。従来
、各種キューイング統制法が知られている。初期のデー
タネットワークでは、キューイングにある種の先入れ先
出（ＦＩＦＯ）方式をとるのが通例であった。この先着
順サービスでは、穴なる仮想回線から着信するデータパ
ケットは１９のバッファに入れられ、それらがバッファ
内に着信した順と、同じ順に出力リンク上に伝送される
る。もっと最近になり、一部のデータネットワークでは
、ラウントロピン方式のキューイング統制法が使われた
。このネットワークについては、エイ・ジー・フレーザ
（＾、Ｇ、Ｐｒａｓｅｒ）の「汎用データ伝送システム
に向かう」と題する論文、ｒｌＥＥＥジャーナル オン
セレクティド エリア イン コミュニケーション（
ＩＥＥＥ Ｊｏｕｒｎａｌ ｏｎ ５ｅｌｅｃｔｅｄ
Ａｒｃａｓ ｉｎ Ｃｏｍｍｕｎｌｃａｔｌｏｎ ）
Ｊ １９８３年９ Ｊｊ ｌこ述べられている。ラウン
トロピンサービスは、着信する各仮想回線のデータを回
線に対する別個のバッファ内に入れ、データを６するバ
ッファから代る代る少量のデータを、バッファが全て空
になるまで送る。米国特許第４．５８３．２１９号リト
ル（Ｒｌｄｄｌｅ） 、は少量のデータからなるメツセ
ージで、遅延の小さい特定のラウントロピンの実施例を
開示している。
ワークのスイッチノードに、送出リンクの伝送速度より
大きい瞬間速度で到着する。また仮想回線からのデータ
は、伝送できるまでバッファ内に取り入れられる。従来
、各種キューイング統制法が知られている。初期のデー
タネットワークでは、キューイングにある種の先入れ先
出（ＦＩＦＯ）方式をとるのが通例であった。この先着
順サービスでは、穴なる仮想回線から着信するデータパ
ケットは１９のバッファに入れられ、それらがバッファ
内に着信した順と、同じ順に出力リンク上に伝送される
る。もっと最近になり、一部のデータネットワークでは
、ラウントロピン方式のキューイング統制法が使われた
。このネットワークについては、エイ・ジー・フレーザ
（＾、Ｇ、Ｐｒａｓｅｒ）の「汎用データ伝送システム
に向かう」と題する論文、ｒｌＥＥＥジャーナル オン
セレクティド エリア イン コミュニケーション（
ＩＥＥＥ Ｊｏｕｒｎａｌ ｏｎ ５ｅｌｅｃｔｅｄ
Ａｒｃａｓ ｉｎ Ｃｏｍｍｕｎｌｃａｔｌｏｎ ）
Ｊ １９８３年９ Ｊｊ ｌこ述べられている。ラウン
トロピンサービスは、着信する各仮想回線のデータを回
線に対する別個のバッファ内に入れ、データを６するバ
ッファから代る代る少量のデータを、バッファが全て空
になるまで送る。米国特許第４．５８３．２１９号リト
ル（Ｒｌｄｄｌｅ） 、は少量のデータからなるメツセ
ージで、遅延の小さい特定のラウントロピンの実施例を
開示している。
このラウントロピンサービスの範喘に属する他の多くの
変更例がある。
変更例がある。
先着順キューイング統制法はラウントロピン統制法より
実施がやや容易である。しかし、トラフィックが高密度
状態の場合、先着順統制法は不公平となる。このことは
ニス・ビー・モーガン（Ｓ。
実施がやや容易である。しかし、トラフィックが高密度
状態の場合、先着順統制法は不公平となる。このことは
ニス・ビー・モーガン（Ｓ。
Ｐ、Ｍｏｒｇａｎ）の「バイト・ストリーム通信網にお
けるキューイング統制法とパッシブふくそう（輻ｌ１ｌ
）」と題する論文、「ザ プロシーデインゲス オン
ＩＥＥＥ ＩＮＦＯＣＯＭ（ｔｈｅＰｒｏｃｅｅ
ｄｌｎｇｓ ｏｆ ＩＥＥＥ ＩＮＦＯＣＯＭ ） Ｊ
１９８９年４月、に説明されている。限られた伝送資
源を多くのユーザが競う場合、先着順キューイングは、
長いメツセージを提出するユーザにふくそうするリンク
のバンド幅の全てをどうしても与えてしまい、短いメツ
セージを送信しようとするユーザ全員に行き渡るには不
十分な場合でも、ラウントロピン方式は、使用可能バン
ド幅を平等にユーザ全員に分けるので、少量のユーザが
多量ユーザのために締め出されることはない。
けるキューイング統制法とパッシブふくそう（輻ｌ１ｌ
）」と題する論文、「ザ プロシーデインゲス オン
ＩＥＥＥ ＩＮＦＯＣＯＭ（ｔｈｅＰｒｏｃｅｅ
ｄｌｎｇｓ ｏｆ ＩＥＥＥ ＩＮＦＯＣＯＭ ） Ｊ
１９８９年４月、に説明されている。限られた伝送資
源を多くのユーザが競う場合、先着順キューイングは、
長いメツセージを提出するユーザにふくそうするリンク
のバンド幅の全てをどうしても与えてしまい、短いメツ
セージを送信しようとするユーザ全員に行き渡るには不
十分な場合でも、ラウントロピン方式は、使用可能バン
ド幅を平等にユーザ全員に分けるので、少量のユーザが
多量ユーザのために締め出されることはない。
データ接続はどんな場合でも、送信機が受信機をオーバ
ーランさせることのないようにする必要がある。これは
エイ・ニス・タネンボーム（＾、Ｓ。
ーランさせることのないようにする必要がある。これは
エイ・ニス・タネンボーム（＾、Ｓ。
Ｔａｎｃｎｂａｕｍ ） 、コンピュータネットワーク
、第２版プレンティス・ホール、（１９８８）２２３−
２３９丁ｆに記載のように、スライディング・ウィンド
・プロトコルにより通常行われる。送信機はフレームと
呼ばれる中位でデータを送る。各フレームはシーケンス
番号を有する。受信機はフレームを受信すると、そのシ
ーケンス番号を送信機に戻す。送信機に一度に発行が許
可されるシーケンス番号は限られた数のみである。即ち
、データは所定員までは送信できるが、さらに新しいデ
ータを送信するには、シーケンスの適切な肯定応答を受
けるまで待たなければならない。所定時間内に期待する
肯定応答が来ない場合、送信機は１９以上のフレームを
再送信する。送信中の所定時間に、送信機に許されるビ
ットの最大数がウィンドサイズと呼ばれ、ここではＷで
表示される。発行シーケンスの最大数が、ウィンドサイ
ズと呼ばれる場合もあるが、ここではそのようには使用
しない。
、第２版プレンティス・ホール、（１９８８）２２３−
２３９丁ｆに記載のように、スライディング・ウィンド
・プロトコルにより通常行われる。送信機はフレームと
呼ばれる中位でデータを送る。各フレームはシーケンス
番号を有する。受信機はフレームを受信すると、そのシ
ーケンス番号を送信機に戻す。送信機に一度に発行が許
可されるシーケンス番号は限られた数のみである。即ち
、データは所定員までは送信できるが、さらに新しいデ
ータを送信するには、シーケンスの適切な肯定応答を受
けるまで待たなければならない。所定時間内に期待する
肯定応答が来ない場合、送信機は１９以上のフレームを
再送信する。送信中の所定時間に、送信機に許されるビ
ットの最大数がウィンドサイズと呼ばれ、ここではＷで
表示される。発行シーケンスの最大数が、ウィンドサイ
ズと呼ばれる場合もあるが、ここではそのようには使用
しない。
ここでは送信機と受信機を、次のような回線により接続
するとする。毎秒Ｓビットのスピード、ラウンド・トリ
ップ伝搬時間Ｔｏ秒であって、Ｓ以上の速度でデータを
送受できるとする。Ｗをウィンドサイズとする。他の場
合にアイドル状態のパスに連続して伝送を保持するには
、Ｗは少なくともラウンド・トリップＷｏの大きさでな
ければならない。ここでＷｏはＷｏ−ＳＴｏにより与え
られる。Ｗｏは遅延バンド幅積と呼ばれる場合がある。
するとする。毎秒Ｓビットのスピード、ラウンド・トリ
ップ伝搬時間Ｔｏ秒であって、Ｓ以上の速度でデータを
送受できるとする。Ｗをウィンドサイズとする。他の場
合にアイドル状態のパスに連続して伝送を保持するには
、Ｗは少なくともラウンド・トリップＷｏの大きさでな
ければならない。ここでＷｏはＷｏ−ＳＴｏにより与え
られる。Ｗｏは遅延バンド幅積と呼ばれる場合がある。
スピードが異なる多数のリンクを通る回線の場合、Ｓは
最も遅いリンクのスピードを表わす。
最も遅いリンクのスピードを表わす。
もし、ウィンドがラウンド・トリップ未満のウィンドの
場合、回線のとるネットワーク・バンド幅の平均部分は
Ｗ／Ｗｏを超えるここはできない。
場合、回線のとるネットワーク・バンド幅の平均部分は
Ｗ／Ｗｏを超えるここはできない。
原則的には、回線が所定のウィンドを有する場合、どん
な場合でもパケットを失わぬためには、全ウィンドを記
憶するに適したバッファスペースが各キューイング点で
可能でなければならない。
な場合でもパケットを失わぬためには、全ウィンドを記
憶するに適したバッファスペースが各キューイング点で
可能でなければならない。
というのは、順進行はどのリンクも初めは瞬間的には停
止となりうるからである。このことは以下に詳しく説明
する。負荷の軽いネットワークの場合、目立った遅延は
起こり憎く、回線間のバッファスペースを共有できるの
が一般的である。しかし、通信網がふくそうする場合に
は状況は変わる。
止となりうるからである。このことは以下に詳しく説明
する。負荷の軽いネットワークの場合、目立った遅延は
起こり憎く、回線間のバッファスペースを共有できるの
が一般的である。しかし、通信網がふくそうする場合に
は状況は変わる。
ふくそうとは、各回線が全てフロー制御されているにも
拘らず、高密度なトラフィックが通信網に流入した場合
をいう。無制御ふくそうは、バッファのオーバーフロー
、もしくは長い遅延によるデータロスとなり、センダは
ロスと解釈してしまう。
拘らず、高密度なトラフィックが通信網に流入した場合
をいう。無制御ふくそうは、バッファのオーバーフロー
、もしくは長い遅延によるデータロスとなり、センダは
ロスと解釈してしまう。
このロスが再伝送のトリガとなり、扱う負荷の増加と共
に通信網の処理能力が低下する不安定状態となる。デー
タを再伝送しなければならない場合は、いつも、元のデ
ータを伝送するのに使用された通信網容量の一部がロス
となるため、ふくそう不安定状態となる。極端な場合は
、ふくそう通信網はデッドロックとなり、再スタートし
なければならなくなる。
に通信網の処理能力が低下する不安定状態となる。デー
タを再伝送しなければならない場合は、いつも、元のデ
ータを伝送するのに使用された通信網容量の一部がロス
となるため、ふくそう不安定状態となる。極端な場合は
、ふくそう通信網はデッドロックとなり、再スタートし
なければならなくなる。
このふくそう制御方法は、タネンボームの前記間中２８
７−２８８０と３０９−３２０′ｒ−ｆに概説されてい
る。このふくそう制御方法は、通信網ふくそうの始まり
を感知しようとする試みε共に、バッファスペースを統
計的に共用しようとするものが多い。ふくそうの始まり
を検出すると、通信網へのデータの入力と、フローダウ
ンするようホストに要求する試みがなされる。これらの
方法は特に、ふくそう不安定となるものである。不良ホ
ストはデータを提供し続け、バッファのオーバーフロー
を引き起こす。オーバーフローを引き起こすパケットを
提供するホストのみならず、他のホストが、次にパケッ
トを失う全てのユーザからの再伝送の要求となるが、通
信網を不安定状態にし、デッドロックとするのはこの影
響からである。代わって、上記のようにデータロスによ
るふくそう不安定状態は、次の場合、仮想回線通信網で
は起きないということが長く認められてきた。即ち、メ
モリの全ウィンドウを、各キューイングノードで各仮想
回線に配分する、及びセンダがタイムアウトすると、自
動的に再伝送としないで、まず照会メツセージを出して
、正常に受信された最後のフレームを求める場合である
。もし各回線に全バソファを配分することと、本質的に
公平なキューイング統制、即ちラウントロピンのある変
形とを組合わせると、通信網は安定となり、所定の負荷
の下で取り得るだけ公平となる。
７−２８８０と３０９−３２０′ｒ−ｆに概説されてい
る。このふくそう制御方法は、通信網ふくそうの始まり
を感知しようとする試みε共に、バッファスペースを統
計的に共用しようとするものが多い。ふくそうの始まり
を検出すると、通信網へのデータの入力と、フローダウ
ンするようホストに要求する試みがなされる。これらの
方法は特に、ふくそう不安定となるものである。不良ホ
ストはデータを提供し続け、バッファのオーバーフロー
を引き起こす。オーバーフローを引き起こすパケットを
提供するホストのみならず、他のホストが、次にパケッ
トを失う全てのユーザからの再伝送の要求となるが、通
信網を不安定状態にし、デッドロックとするのはこの影
響からである。代わって、上記のようにデータロスによ
るふくそう不安定状態は、次の場合、仮想回線通信網で
は起きないということが長く認められてきた。即ち、メ
モリの全ウィンドウを、各キューイングノードで各仮想
回線に配分する、及びセンダがタイムアウトすると、自
動的に再伝送としないで、まず照会メツセージを出して
、正常に受信された最後のフレームを求める場合である
。もし各回線に全バソファを配分することと、本質的に
公平なキューイング統制、即ちラウントロピンのある変
形とを組合わせると、通信網は安定となり、所定の負荷
の下で取り得るだけ公平となる。
データキット（ＤＡＴＡＫＩＴ登録商品名）通信網は、
ＡＴ＆Ｔにより市場に出されている仮想回線通信網であ
る。これは比較的低い伝送速度で動作し、今述べたよう
に、各仮想口線に全ウィンドバッファリングを供与する
ものである。この通信網は米国特許Ｒｅ第３１，３１９
号に開示の方法と類似の方法を用いる。これは米国特許
第３，７４９゜８４５号、エイ・ジー・フレージー（Ａ
、Ｇ、Ｐｒａｓｃｒ）、１９７３年７月３１日、の１９
８３年７Ｊ１１９日再発行のもので、比較的低速Ｔ１チ
ャネル上、毎秒約１．５メガビツトで動作する。このデ
ータキッド通信網は、次の理山から通信網不安定状態と
はならない。それは各仮想回線に対する全ウィンドバッ
ファリングであり、１９のホストのデータロスは、他の
ユーザのデータロスを引き起こさないためである。専用
全ウィンバッファリングはこのような低速チャネルには
適している。しかしデータウィンドのサイズが毎秒１．
５メガビツト超過の高速で急増している。これは光フア
イバ伝送に使用のような場合である。Ｎをノードにおけ
る同時にアクティブな仮想回線の最大数とすると、各回
線にラウンドトリップウィンドを与えるのに必要な総バ
ッファスペースはＮ５Ｔｏとなる。地理的に限られた低
速通信網の各ノードに、この量のメモリを供給すること
は実施可能である。しかし、ハイスピードと通信網サイ
ズによっては、各仮想回線に対し、メモリの全ラウンド
トリップウィンドを専用実施することは、最終的には行
うことができない。例えば６０＋ｓの公称大陸横断パケ
ット・ラウンド・トリップ・伝搬峙間を仮定すると、毎
秒１．５メガビツトの伝送速度に対し、各交換ノードで
各回線には、１１キロバイトのバッファメモリが必要で
ある。これは毎秒４５メガビツトの速度では３３８キロ
バイトに増加する。
ＡＴ＆Ｔにより市場に出されている仮想回線通信網であ
る。これは比較的低い伝送速度で動作し、今述べたよう
に、各仮想口線に全ウィンドバッファリングを供与する
ものである。この通信網は米国特許Ｒｅ第３１，３１９
号に開示の方法と類似の方法を用いる。これは米国特許
第３，７４９゜８４５号、エイ・ジー・フレージー（Ａ
、Ｇ、Ｐｒａｓｃｒ）、１９７３年７月３１日、の１９
８３年７Ｊ１１９日再発行のもので、比較的低速Ｔ１チ
ャネル上、毎秒約１．５メガビツトで動作する。このデ
ータキッド通信網は、次の理山から通信網不安定状態と
はならない。それは各仮想回線に対する全ウィンドバッ
ファリングであり、１９のホストのデータロスは、他の
ユーザのデータロスを引き起こさないためである。専用
全ウィンバッファリングはこのような低速チャネルには
適している。しかしデータウィンドのサイズが毎秒１．
５メガビツト超過の高速で急増している。これは光フア
イバ伝送に使用のような場合である。Ｎをノードにおけ
る同時にアクティブな仮想回線の最大数とすると、各回
線にラウンドトリップウィンドを与えるのに必要な総バ
ッファスペースはＮ５Ｔｏとなる。地理的に限られた低
速通信網の各ノードに、この量のメモリを供給すること
は実施可能である。しかし、ハイスピードと通信網サイ
ズによっては、各仮想回線に対し、メモリの全ラウンド
トリップウィンドを専用実施することは、最終的には行
うことができない。例えば６０＋ｓの公称大陸横断パケ
ット・ラウンド・トリップ・伝搬峙間を仮定すると、毎
秒１．５メガビツトの伝送速度に対し、各交換ノードで
各回線には、１１キロバイトのバッファメモリが必要で
ある。これは毎秒４５メガビツトの速度では３３８キロ
バイトに増加する。
［発明が解決しようとする課題］
以上の従来知られた技術におけるふくそう不安定状態を
回避する課題と、同じく増加し始めたバッファメモリの
要求を回避する課題に対する解決の要望がある。そこで
、本発明の目的は、全ウィンドバッファリングの利点を
保持する一方で、必要とするメモリ総量を節減すること
である。
回避する課題と、同じく増加し始めたバッファメモリの
要求を回避する課題に対する解決の要望がある。そこで
、本発明の目的は、全ウィンドバッファリングの利点を
保持する一方で、必要とするメモリ総量を節減すること
である。
本発明の他の目的は、回線間のバッファメモリの共用と
回線に対するウィンドサイズを、ダイナミック調節する
ことにより、各回線に対し、必要とするバッファリング
量を節減することである。
回線に対するウィンドサイズを、ダイナミック調節する
ことにより、各回線に対し、必要とするバッファリング
量を節減することである。
米国特許第４，７３６，３６９号、ブラシー（Ｂｒａｚ
ｌ Ｉａｌ）ら、はトラフィックパターンの変化トハッ
ファの可能性に応じ、ユーザセツションとの経路の間に
ウィンドサイズを、ダイナミックに２Ｉ節する問題につ
いて、幾つかの特徴を述べている。ところが、この特許
はフロー制御とウィンド調節をリンクバイリンクに実施
することに基づく通信網を想定している。即ち、送信機
と受信機の間のパス上の隣接するノードの各ペア間の、
細別交渉の結果としてのものを想定している。高速通信
網に対しては、リンクバイリンクのフロー制御が次の理
由からエンドツウェンド制御より適切さの点で劣ると一
般に考えられている。それはリンクバイリンク制御は通
信網ノード上に、さらに演算上の負荷を追加するためと
考えられている。
ｌ Ｉａｌ）ら、はトラフィックパターンの変化トハッ
ファの可能性に応じ、ユーザセツションとの経路の間に
ウィンドサイズを、ダイナミックに２Ｉ節する問題につ
いて、幾つかの特徴を述べている。ところが、この特許
はフロー制御とウィンド調節をリンクバイリンクに実施
することに基づく通信網を想定している。即ち、送信機
と受信機の間のパス上の隣接するノードの各ペア間の、
細別交渉の結果としてのものを想定している。高速通信
網に対しては、リンクバイリンクのフロー制御が次の理
由からエンドツウェンド制御より適切さの点で劣ると一
般に考えられている。それはリンクバイリンク制御は通
信網ノード上に、さらに演算上の負荷を追加するためと
考えられている。
このことから、本発明のさらに他の目的は、ダイナミッ
クに調節するウィンドにエンドツウェンドに基づいてフ
ロー制御を実施することである。
クに調節するウィンドにエンドツウェンドに基づいてフ
ロー制御を実施することである。
［課題を解決するための手段］
本発明は、仮想回線データ網におけるふくそうを制御す
る方法を提供する。データバッファは入力データが記憶
された後に取り出して、送出する各ノードにおける各仮
想回線に割当てられる。交換ノードにおける各仮想回線
に対するバッファのサイズは、データウィンドサイズの
増加、または減少のそれぞれの要求信号に応じ、ダイナ
ミックに配分される。もし大量データのサービスのため
に、大きなバッファを仮想回線に対し所望するならば、
追加バッファスペースを有する場合、選択的に、所望の
仮想回線にダイナミックに配分される。逆に、データソ
ースが最早大きいバッファサイズを必要としない時は、
回線に対し配分されたバッファスペースはダイナミック
に節減される。
る方法を提供する。データバッファは入力データが記憶
された後に取り出して、送出する各ノードにおける各仮
想回線に割当てられる。交換ノードにおける各仮想回線
に対するバッファのサイズは、データウィンドサイズの
増加、または減少のそれぞれの要求信号に応じ、ダイナ
ミックに配分される。もし大量データのサービスのため
に、大きなバッファを仮想回線に対し所望するならば、
追加バッファスペースを有する場合、選択的に、所望の
仮想回線にダイナミックに配分される。逆に、データソ
ースが最早大きいバッファサイズを必要としない時は、
回線に対し配分されたバッファスペースはダイナミック
に節減される。
１９の実施例では、追加スペースが固定サイズの１個以
上のブロックで、全データウィンドの最大にまで仮想回
線に配分される。ここでで全データウィンドとは、仮想
［ｊｌ線伝送速度と通信網ラウンドトリップ伝搬遅延を
表わすものとの積として定五される。第２の実施例では
、追加配分は可変サイズのブロックで実施される。
上のブロックで、全データウィンドの最大にまで仮想回
線に配分される。ここでで全データウィンドとは、仮想
［ｊｌ線伝送速度と通信網ラウンドトリップ伝搬遅延を
表わすものとの積として定五される。第２の実施例では
、追加配分は可変サイズのブロックで実施される。
仮想回線の各ノードにおける配分されるブロックのサイ
ズは、パケットソースで送られるのを待つデータ量、及
びその各ノードにおいて未配分のバッファスペース量に
基づき決められる。
ズは、パケットソースで送られるのを待つデータ量、及
びその各ノードにおいて未配分のバッファスペース量に
基づき決められる。
仮想回線の各ノードにおいて追加配分を実施するために
、本発明の代表的実施例では、第１の制御メツセージが
仮想回線に回線の第１のノードから、回線の最後のノー
ドに伝送される。各ノードでは第１の制御メツセージの
通過の際に、次のことを記載する情報が書き込まれる。
、本発明の代表的実施例では、第１の制御メツセージが
仮想回線に回線の第１のノードから、回線の最後のノー
ドに伝送される。各ノードでは第１の制御メツセージの
通過の際に、次のことを記載する情報が書き込まれる。
それはノードにおける未配分バッファスペース量と、ノ
ードにおいて、既にバッファに入れられたデータ量を記
載する仮想回線における最後のノードは、第１の）−ド
に第１の制御メツセージを戻す。そこでは戻された第１
の制御メツセージの情報に基づいて、配分ブロックのサ
イズが決められる。次に第２の制御メツセージは、仮想
回線において第１のノードから最後のノードに伝送され
、それは追加スペースを指定する。
ードにおいて、既にバッファに入れられたデータ量を記
載する仮想回線における最後のノードは、第１の）−ド
に第１の制御メツセージを戻す。そこでは戻された第１
の制御メツセージの情報に基づいて、配分ブロックのサ
イズが決められる。次に第２の制御メツセージは、仮想
回線において第１のノードから最後のノードに伝送され
、それは追加スペースを指定する。
［実施例の説明〕
図１は、パケット交換通信網を説明するブロックダイア
グラムを示す図である。通信網は多数のパケットのソー
スと、行き先を多数のルータと交換ノードを介して、仮
想回線により相互接続すると想定する。パケットのソー
スと行き先は、ユーザサイト側にあるローカルエリア通
信網に付随する。例えば、ソース１０２は、ローカルエ
リア通信網１０６に接続され、これはルータ１１０に接
続される。ルータの有する機能の１９は、ソースにより
発行される可変長のデータパケットと、セル通信網１１
０により伝送され、交換される一定長データセルの間を
変換することで考えられるが、これが本発明を限定する
ものではない。本発明に関するルータの、他の機能は以
下に説明する。
グラムを示す図である。通信網は多数のパケットのソー
スと、行き先を多数のルータと交換ノードを介して、仮
想回線により相互接続すると想定する。パケットのソー
スと行き先は、ユーザサイト側にあるローカルエリア通
信網に付随する。例えば、ソース１０２は、ローカルエ
リア通信網１０６に接続され、これはルータ１１０に接
続される。ルータの有する機能の１９は、ソースにより
発行される可変長のデータパケットと、セル通信網１１
０により伝送され、交換される一定長データセルの間を
変換することで考えられるが、これが本発明を限定する
ものではない。本発明に関するルータの、他の機能は以
下に説明する。
ルータは、ローカル通信網１０６をアクセス線路１０８
を経てセル通信網１００へ接続する。特定の仮想回線に
属するデータセルは、一連の交換ノード１１４とデータ
リンク１１６を通り、ルータ１２０に接続するアクセス
線路１１８に伝送される。ルータ１２０は、特定の行き
先にアドレスされたデータパケットに、データセルを再
アッセンブルし、パケットをローカル通信網１２４にパ
ケットを伝送し、そこから行き先１２８に送られる。
を経てセル通信網１００へ接続する。特定の仮想回線に
属するデータセルは、一連の交換ノード１１４とデータ
リンク１１６を通り、ルータ１２０に接続するアクセス
線路１１８に伝送される。ルータ１２０は、特定の行き
先にアドレスされたデータパケットに、データセルを再
アッセンブルし、パケットをローカル通信網１２４にパ
ケットを伝送し、そこから行き先１２８に送られる。
本発明の開示のために、通信網１００はかなり高い伝送
速度で動作する点以外、通信網１００は、ＡＴ＆Ｔ社よ
り市場に出されているデータキット仮想回線通信網に類
似のものであると仮定する。
速度で動作する点以外、通信網１００は、ＡＴ＆Ｔ社よ
り市場に出されているデータキット仮想回線通信網に類
似のものであると仮定する。
即ち、接続が初めに開始されるときに、通信網１００は
選択した交換ノード１１４を経由するソースルータと、
行き先ルータ間の仮想回線バスを形成すると仮定する。
選択した交換ノード１１４を経由するソースルータと、
行き先ルータ間の仮想回線バスを形成すると仮定する。
接続が続いている間、パケットはソースから行き先に仮
想回線を通って送られる。しかし、このバスにおいて、
実際の伝送線路と伝送線路上のバンド幅は問題として、
今取り上げている接続に専用のものではなく、これはこ
のような多くの接続の中で時分割することができる。
想回線を通って送られる。しかし、このバスにおいて、
実際の伝送線路と伝送線路上のバンド幅は問題として、
今取り上げている接続に専用のものではなく、これはこ
のような多くの接続の中で時分割することができる。
図２は、本発明のノードにおけるセルバッファリング装
置の実施例を説明する図である。このセルバッファリン
グ装置は、多くの仮想回線を取り扱うことができる。バ
ッファスペースは、仮想回線当りに配分され、この仮想
回線の配分は、モニタ２００の制御でダイナミックに変
えることができる。このモニタは、通常のマイクロプロ
セッサシステムであって、以下に述べるふくそう制御機
構の実施に用いることができるものである。図中の受信
機２０２と送信機２０４は通常のものであって、送信機
は既知の方法を用いて仮想回線中ラウントロピンサービ
スを実施できる。
置の実施例を説明する図である。このセルバッファリン
グ装置は、多くの仮想回線を取り扱うことができる。バ
ッファスペースは、仮想回線当りに配分され、この仮想
回線の配分は、モニタ２００の制御でダイナミックに変
えることができる。このモニタは、通常のマイクロプロ
セッサシステムであって、以下に述べるふくそう制御機
構の実施に用いることができるものである。図中の受信
機２０２と送信機２０４は通常のものであって、送信機
は既知の方法を用いて仮想回線中ラウントロピンサービ
スを実施できる。
セルが到着すると、受信機２０２はセルがベツグにおけ
るビットで示されるように、ふくそうメッセージである
かどうかを決める。ふくそうメツセージは、モニタに対
する別のＦＩＦＯキュー２０６に記憶される。到着セル
がふくそうメツセージでない場合、受信機２０２はバス
ＷＶＣ上に仮想回線番号を、及びラインＷＲＥＱ上に書
き込み要求を形成する。受信機は、セルをその出力バス
２０８に送り、そこでコントローラ２１２（’）制御−
ドのセルキュー２１０でバッファに入れられる。
るビットで示されるように、ふくそうメッセージである
かどうかを決める。ふくそうメツセージは、モニタに対
する別のＦＩＦＯキュー２０６に記憶される。到着セル
がふくそうメツセージでない場合、受信機２０２はバス
ＷＶＣ上に仮想回線番号を、及びラインＷＲＥＱ上に書
き込み要求を形成する。受信機は、セルをその出力バス
２０８に送り、そこでコントローラ２１２（’）制御−
ドのセルキュー２１０でバッファに入れられる。
このセルキュー２１０はある適当なサイズのメモリアレ
ーであって、ここでは説明のために１９のセルの幅を持
ったワードで構成される。
ーであって、ここでは説明のために１９のセルの幅を持
ったワードで構成される。
受信機２０２と送信機２０４は独立回線である。
それぞれが他と独立してセルキュー２１０に入れたり、
そこからセルを取り出したりする。送信機２０４がセル
を送ろうとする場合、バスＲＶＣ上に仮想回線番号を、
そしてラインＲＲＥＱ上に読みだし要求を形成する。仮
想回線ＲＶＣに関するキュー２１０における配分バッフ
ァが空の場合、コントローラ２１２は、信号ＥＭＰＴＹ
をＴＲＵＥ ｌｆｉにセットすることにより、この状態
を表わし、送信機は別の仮想回線を試行することができ
る。
そこからセルを取り出したりする。送信機２０４がセル
を送ろうとする場合、バスＲＶＣ上に仮想回線番号を、
そしてラインＲＲＥＱ上に読みだし要求を形成する。仮
想回線ＲＶＣに関するキュー２１０における配分バッフ
ァが空の場合、コントローラ２１２は、信号ＥＭＰＴＹ
をＴＲＵＥ ｌｆｉにセットすることにより、この状態
を表わし、送信機は別の仮想回線を試行することができ
る。
さもなければ、ＲＶＣに関するバッファの次のセルが出
力バス上に送られ、送信機２０４により読み取られるこ
ととなる。コントローラ２１２は、バス上にＭＡＤＤＲ
，ライン上にＭＷとＭＲの信号を介してセルキューを制
御する。Ｍ Ａ Ｄ Ｄ Ｒハセルキュー２１０におけ
るアドレスであって、それに対して次のセルが書き込ま
れたり、もしくは読み取られたりする。ＭＷＳＭＲはそ
れぞれキュー書き込み、もしくは読取りの動作を表わす
。モニタ２００により生成されるふくそうメツセージは
、別の出力ＦＩＦＯ２１４に記憶される。これらのメツ
セージは送信機により伝送線路２１６上出力され、多重
化される。
力バス上に送られ、送信機２０４により読み取られるこ
ととなる。コントローラ２１２は、バス上にＭＡＤＤＲ
，ライン上にＭＷとＭＲの信号を介してセルキューを制
御する。Ｍ Ａ Ｄ Ｄ Ｒハセルキュー２１０におけ
るアドレスであって、それに対して次のセルが書き込ま
れたり、もしくは読み取られたりする。ＭＷＳＭＲはそ
れぞれキュー書き込み、もしくは読取りの動作を表わす
。モニタ２００により生成されるふくそうメツセージは
、別の出力ＦＩＦＯ２１４に記憶される。これらのメツ
セージは送信機により伝送線路２１６上出力され、多重
化される。
ふくそう制御方法を実施するために、モニタ２００はバ
スＡＤＤＲ，ＲＳＷ及びＤＡＴＡでコントローラ２１２
に対するデータ構造にアクセスする内部構造を有する。
スＡＤＤＲ，ＲＳＷ及びＤＡＴＡでコントローラ２１２
に対するデータ構造にアクセスする内部構造を有する。
これらのデータ構造は、各仮想回線に対する瞬間的バッ
ファ長とセルキューにおけるセルの全数を含む。以下に
述べるプロトコルにより、ふくそう制御を行うのに要す
る平均化動作はモニタ２００により行われる。
ファ長とセルキューにおけるセルの全数を含む。以下に
述べるプロトコルにより、ふくそう制御を行うのに要す
る平均化動作はモニタ２００により行われる。
図３は、図２のコントローラ２１２の詳細を示す説明図
である。コントローラの主要な働きは、次の通りである
。即ち、各仮想回線に対するバッファ配分を見失わぬよ
う接触を保つこと、各仮想回線に対する瞬間的バッファ
使用（バッファ長）を見失わぬよう接触を保つこと、次
のようにセルキューにおけるメモリの配分を管理するこ
と、即ち、ダイナミックに長さの変わる専用バッファに
おいて、各仮想回線に対し、データをバッファ内に入れ
ることができるように管理すること、及びセルキューに
おけるデータの読取りと書き込みをそれが受信され、ま
たは送信することを制御することである。説明上、メモ
リは１９のセルの単位でキューにおいて区分けされる。
である。コントローラの主要な働きは、次の通りである
。即ち、各仮想回線に対するバッファ配分を見失わぬよ
う接触を保つこと、各仮想回線に対する瞬間的バッファ
使用（バッファ長）を見失わぬよう接触を保つこと、次
のようにセルキューにおけるメモリの配分を管理するこ
と、即ち、ダイナミックに長さの変わる専用バッファに
おいて、各仮想回線に対し、データをバッファ内に入れ
ることができるように管理すること、及びセルキューに
おけるデータの読取りと書き込みをそれが受信され、ま
たは送信することを制御することである。説明上、メモ
リは１９のセルの単位でキューにおいて区分けされる。
このセクションはコントローラの基礎エレメントをまず
記述し、次に詳細にこれらのエレメントの動作を記述す
る。
記述し、次に詳細にこれらのエレメントの動作を記述す
る。
アービタ３００は、次の要求の信号ＷＲＥＱとＲＲＥＱ
を受信する。即ち、それぞれ特定の仮想回線に関連する
バッファにセルの書き込みを行う要求、または特定の仮
想回線に関連するバッファからセルを読取りを行う要求
である。アービタは次のことを保証する。即ち、書き込
み動作と、読取り動作が妨害されることなく行われるこ
と、及びマルチプレクサ（Ｗ−ＯＲ−Ｒ）への選択入力
が次のようにセットされること、即ち、読取り動作中入
力ＲＶＣがバスＶＣ上にあること、及び書き込み動作中
、入力ＷｖＣがバスＶＣ上にあることである。この説明
の残りとして、書き込み動作と読取り動作を別々に説明
する。
を受信する。即ち、それぞれ特定の仮想回線に関連する
バッファにセルの書き込みを行う要求、または特定の仮
想回線に関連するバッファからセルを読取りを行う要求
である。アービタは次のことを保証する。即ち、書き込
み動作と、読取り動作が妨害されることなく行われるこ
と、及びマルチプレクサ（Ｗ−ＯＲ−Ｒ）への選択入力
が次のようにセットされること、即ち、読取り動作中入
力ＲＶＣがバスＶＣ上にあること、及び書き込み動作中
、入力ＷｖＣがバスＶＣ上にあることである。この説明
の残りとして、書き込み動作と読取り動作を別々に説明
する。
テーブルＣ０ＵＮＴ ＴＡＢＬＥ３０４を設け、各仮
想回線に対しバッファ配分と、バッファ使用を記憶する
。このテーブルはマルチプレクサ３０２からのバスＶＣ
上の仮想回線番号でアドレスされる。各仮想回線はＣ０
ＵＮＴ ＴＡＢＬＥに２つのエントリを有する。１９
のエントリはＬＩＭＩＴ［ＶＣ］で仮想回線ＶＣで現時
点でバッファに入れられ得るデータのセルの最大数を有
する。
想回線に対しバッファ配分と、バッファ使用を記憶する
。このテーブルはマルチプレクサ３０２からのバスＶＣ
上の仮想回線番号でアドレスされる。各仮想回線はＣ０
ＵＮＴ ＴＡＢＬＥに２つのエントリを有する。１９
のエントリはＬＩＭＩＴ［ＶＣ］で仮想回線ＶＣで現時
点でバッファに入れられ得るデータのセルの最大数を有
する。
これが次の仮想回線に配分されるウィンドサイズを決め
る。第２のエントリはＣ０ＵＮＴ ［ＶＣ］であって、
仮想回線ＶＣによりセルキュー２１０において、現時点
で用いられるセルの数を有する。
る。第２のエントリはＣ０ＵＮＴ ［ＶＣ］であって、
仮想回線ＶＣによりセルキュー２１０において、現時点
で用いられるセルの数を有する。
Ｃ０ＵＮＴ ＴＡＢＬＥの内容はコントローラ２１２
の動作前、または動作中、いつでもモニタ２００により
読取りでき、もしくは書き込みができる。
の動作前、または動作中、いつでもモニタ２００により
読取りでき、もしくは書き込みができる。
テーブルＱＵＥＵＥ ＰＯＩＴＥＲ３０６は各仮想回
線に関連するバッファの読取りポインタと書き込みポイ
ンタをＨする。読取りポインタＲＰ［ＶＣ］は仮想回線
ＶＣに関連するバッファから読取る次のセルを含有する
場所を示す。一方、書き込みポインタＷＰ ［ＶＣ］は
仮想回線ｖＣに関連するバッファに書き込まれる次の場
所を示す。
線に関連するバッファの読取りポインタと書き込みポイ
ンタをＨする。読取りポインタＲＰ［ＶＣ］は仮想回線
ＶＣに関連するバッファから読取る次のセルを含有する
場所を示す。一方、書き込みポインタＷＰ ［ＶＣ］は
仮想回線ｖＣに関連するバッファに書き込まれる次の場
所を示す。
ダイナミックに走わる長さのバッファは、各仮想回線に
対するセルのリンクされたリストを保つことにより保持
される。このリンクされたリストはＬＩＳＴ ＭＡＮ
ＡＧＥＲ３０８により保持される。これはまたフリーバ
ッファスペースを形成する未使ｍセルのリンクされたリ
ストを保持する。
対するセルのリンクされたリストを保つことにより保持
される。このリンクされたリストはＬＩＳＴ ＭＡＮ
ＡＧＥＲ３０８により保持される。これはまたフリーバ
ッファスペースを形成する未使ｍセルのリンクされたリ
ストを保持する。
ＬＩＳＴ ＭＡＮＡＧＥＲの動作を以下に述べる。
ＧＬＯＢＡＬ Ｃ０ＵＮＴレジスト３１０は、全ての
仮想回線バッファにおけるセル総数を見失わぬよう接触
を保つ。もし各仮想回線がそのバッファ内で１９の（未
使用の）セルより開始される場合、ＧＬＯＢＡＬ Ｃ
０ＵＮＴレジスタの初期値は仮想目線の数に等しい。こ
のＧＬＯＢＡＬＣＯＵＮＴレジスタはモニタにより書き
込み、もしくは読取りが行われる。ＴＩＭＩＮＧ＋Ｃ０
ＮＴＲ０Ｌ回線３１２は、コントローラを作動するのに
必要な全ての制御信号を供給する。
仮想回線バッファにおけるセル総数を見失わぬよう接触
を保つ。もし各仮想回線がそのバッファ内で１９の（未
使用の）セルより開始される場合、ＧＬＯＢＡＬ Ｃ
０ＵＮＴレジスタの初期値は仮想目線の数に等しい。こ
のＧＬＯＢＡＬＣＯＵＮＴレジスタはモニタにより書き
込み、もしくは読取りが行われる。ＴＩＭＩＮＧ＋Ｃ０
ＮＴＲ０Ｌ回線３１２は、コントローラを作動するのに
必要な全ての制御信号を供給する。
読みだし要求動作、もしくは書き込み要求動作の開始に
先立って、コントローラはモニタにより初期化される。
先立って、コントローラはモニタにより初期化される。
各仮想回線に対し、ＷＰ ［ＶＣ］とＲＰ ［ＶＣ］は
特定セル番号により初期化され、Ｃ０ＵＮＴ ［ＶＣ］
は１の値に初期化される。これは１９の（未使用の）セ
ルを有する空のバッファが入力データの受入に対して存
在することを表わす。ＬＩＭＩＴ［ＶＣ］の初期値は、
その仮想回線に対する初期バッファ配分であり、これは
その初期ウィンドサイズに等しい。ＬＩＳＴ ＭＡＮ
ＡＧＥＲは次のように初期化される。即ち、フリーリス
トは、セルキュー２１０における全てのセルを含むリン
クされたリストであるが、但しテーブルＱＵＥＵＥ
ＰＯＩＮＴＥＲにおいて初期化されたものを除く。
特定セル番号により初期化され、Ｃ０ＵＮＴ ［ＶＣ］
は１の値に初期化される。これは１９の（未使用の）セ
ルを有する空のバッファが入力データの受入に対して存
在することを表わす。ＬＩＭＩＴ［ＶＣ］の初期値は、
その仮想回線に対する初期バッファ配分であり、これは
その初期ウィンドサイズに等しい。ＬＩＳＴ ＭＡＮ
ＡＧＥＲは次のように初期化される。即ち、フリーリス
トは、セルキュー２１０における全てのセルを含むリン
クされたリストであるが、但しテーブルＱＵＥＵＥ
ＰＯＩＮＴＥＲにおいて初期化されたものを除く。
セルが到着すると、受信機はＷＲＥＱに書き込み要求を
表明し、ＷｖＣに仮想回線番号の要求を表明する。バス
ＶＣを用いてＣ０ＵＮＴ ＴＡＢＬＥＩ、ニアドレス
し、Ｃ０ＵＮＴ ［ＶＣ］とＬＩＭＩＴ［ＶＣ］フィー
ルドにおける値とコンパレータ３１４に送出せしめる。
表明し、ＷｖＣに仮想回線番号の要求を表明する。バス
ＶＣを用いてＣ０ＵＮＴ ＴＡＢＬＥＩ、ニアドレス
し、Ｃ０ＵＮＴ ［ＶＣ］とＬＩＭＩＴ［ＶＣ］フィー
ルドにおける値とコンパレータ３１４に送出せしめる。
もし問題としている仮想回線がセルキューにおいて、そ
の配分スペースの全てを消費しなかった場合、即ち、テ
ーブルにおいて、Ｃ０ＵＮＴ ［ＶＣ］がＬＩＭＩＴ［
ＶＣ］未満である場合、コンパレータはラインＬＩＭＩ
ＴＲＥＡＣＨＥＤにＦＡＬＳＥｌｉＩ！を生成する。バ
スＶＣを用いてＷＰ［ＶＣ］がバスＭ Ａ Ｄ Ｄ Ｒ
にあるようにＱＵＥＵＥ ＰＯＩＮＴＥＲＳテーブル
にアドレスする。ＬＩＭＩＴＲＥＡＣＨＥＤがＦＡＬＳ
Ｅである場合、タイミングと制御回線は信号ＭＷを生成
する。これはセルにセルキュー２】０に書き込みを行わ
せ、そして、ＬＩＳＴ ＭＡＮＡＧＥＲを制御してＶ
Ｃに関連するバッファに新しいセルを配分せしめリンク
させる。さらに、ＶＣに対するバッファの使用と、全セ
ルカウント値が更新される。バッファの使用を更新する
ために、Ｃ０ＵＮＴ ［ＶＣ］における現在の値はバス
Ｃ０ＵＮＴを経由して、アップ／ダウンカウンタに送ら
れる。そしてＣ０ＵＮＴ ［ＶＣ］において記録された
セルの現在数を１９だけ増加する。バスＮＣ０ＵＮＴに
現れるこの新しい値が、Ｃ０ＵＮＴ ＴＡＢＬＥの入
力としてテーブルに書き込まれる。全セルカウントは同
じようにレジスタＧＬＯＢＡＬ Ｃ０ＵＮＴ３１０と
アップ／ダウンカウンタ３１６を用いて増加される。
の配分スペースの全てを消費しなかった場合、即ち、テ
ーブルにおいて、Ｃ０ＵＮＴ ［ＶＣ］がＬＩＭＩＴ［
ＶＣ］未満である場合、コンパレータはラインＬＩＭＩ
ＴＲＥＡＣＨＥＤにＦＡＬＳＥｌｉＩ！を生成する。バ
スＶＣを用いてＷＰ［ＶＣ］がバスＭ Ａ Ｄ Ｄ Ｒ
にあるようにＱＵＥＵＥ ＰＯＩＮＴＥＲＳテーブル
にアドレスする。ＬＩＭＩＴＲＥＡＣＨＥＤがＦＡＬＳ
Ｅである場合、タイミングと制御回線は信号ＭＷを生成
する。これはセルにセルキュー２】０に書き込みを行わ
せ、そして、ＬＩＳＴ ＭＡＮＡＧＥＲを制御してＶ
Ｃに関連するバッファに新しいセルを配分せしめリンク
させる。さらに、ＶＣに対するバッファの使用と、全セ
ルカウント値が更新される。バッファの使用を更新する
ために、Ｃ０ＵＮＴ ［ＶＣ］における現在の値はバス
Ｃ０ＵＮＴを経由して、アップ／ダウンカウンタに送ら
れる。そしてＣ０ＵＮＴ ［ＶＣ］において記録された
セルの現在数を１９だけ増加する。バスＮＣ０ＵＮＴに
現れるこの新しい値が、Ｃ０ＵＮＴ ＴＡＢＬＥの入
力としてテーブルに書き込まれる。全セルカウントは同
じようにレジスタＧＬＯＢＡＬ Ｃ０ＵＮＴ３１０と
アップ／ダウンカウンタ３１６を用いて増加される。
もし、書き込み動作中、ＬＩＭＩＴＲＥＡＣＨＥＤがＴ
ＲＵＥの場合、即ち、問題としている仮想回線が、セル
キューにおけるその配分スペース全てを消費した場合、
Ｔ＋Ｃ回線３１２はセルキューにデータを書き込み、新
しいセルを配分し、モしてＣ０ＵＮＴ ［ＶＣ］ もし
くはＧＬＯＢＡＬＣＯＵＮＴの値をま曽加するための信
号を生成しない。従って、その割当られたウィンドサイ
ズを超過するＶＣはいずれも対応するセルを失うが、他
の仮想回線に対するデータは影を受けない。
ＲＵＥの場合、即ち、問題としている仮想回線が、セル
キューにおけるその配分スペース全てを消費した場合、
Ｔ＋Ｃ回線３１２はセルキューにデータを書き込み、新
しいセルを配分し、モしてＣ０ＵＮＴ ［ＶＣ］ もし
くはＧＬＯＢＡＬＣＯＵＮＴの値をま曽加するための信
号を生成しない。従って、その割当られたウィンドサイ
ズを超過するＶＣはいずれも対応するセルを失うが、他
の仮想回線に対するデータは影を受けない。
送信機が新しいセルを送るとする場合、それはラインＲ
ＲＥＱに読取り要求と、バスＲＶＣに仮想回線番号要求
を表明する。Ｃ０ＵＮＴ ＴＡＢＬＥをアクセスして
Ｃ０ＵＮＴ ［ＶＣ］の値をコンパレータ３１８に送出
する。この第２の入力値はゼロである。ＶＣに関連する
バッファがデータを含まれない場合、コンパレータ３１
８はＴＲＵＥ信号をＥＰＤＴＹに生成し、そして動作は
ＴＩＭＩＮＧ＋Ｃ０ＮＴＲ０Ｌ回線３１２により終了さ
れる。ＥＭＰＴＹがＦＡＬＳＥの場合、アップ／ダウン
カウンタ３２０はＣ０ＵＮＴ ［ＶＣ］の値を減算し、
そして、その結果の値をＣ０ＵＮＴＴＡＢＬＥ３０４に
書き込む。この場合、ＱＵＥＵＥ ＰＯＩＮＴＥＲ３
からのＲＰ ［ＶＣ］の値は、バスＭＡＤＤＲにあって
ＭＲ倍信号生成され、セルキュー２１０からのセルを読
み取る。ＲＰ［ＶＣ］４ＪまたＬＩＳＴ ＭＡＮＡＧ
ＥＲ３０８に入力され、その結果、セルは配分を取り止
めフリーの記憶装置に戻される。ＶＣに対するバッファ
における次のセルのアドレスは、バスＮＲＰにあって、
ＱＵＥＵＥ ＰＯＩＮＴＥＲ３３０６に書き込まれる
。ＧＬＯＢＡＬ Ｃ０ＵＮＴ３１０に記憶された、バ
ッファ内に入れられたセルの全カウント値は減算される
。
ＲＥＱに読取り要求と、バスＲＶＣに仮想回線番号要求
を表明する。Ｃ０ＵＮＴ ＴＡＢＬＥをアクセスして
Ｃ０ＵＮＴ ［ＶＣ］の値をコンパレータ３１８に送出
する。この第２の入力値はゼロである。ＶＣに関連する
バッファがデータを含まれない場合、コンパレータ３１
８はＴＲＵＥ信号をＥＰＤＴＹに生成し、そして動作は
ＴＩＭＩＮＧ＋Ｃ０ＮＴＲ０Ｌ回線３１２により終了さ
れる。ＥＭＰＴＹがＦＡＬＳＥの場合、アップ／ダウン
カウンタ３２０はＣ０ＵＮＴ ［ＶＣ］の値を減算し、
そして、その結果の値をＣ０ＵＮＴＴＡＢＬＥ３０４に
書き込む。この場合、ＱＵＥＵＥ ＰＯＩＮＴＥＲ３
からのＲＰ ［ＶＣ］の値は、バスＭＡＤＤＲにあって
ＭＲ倍信号生成され、セルキュー２１０からのセルを読
み取る。ＲＰ［ＶＣ］４ＪまたＬＩＳＴ ＭＡＮＡＧ
ＥＲ３０８に入力され、その結果、セルは配分を取り止
めフリーの記憶装置に戻される。ＶＣに対するバッファ
における次のセルのアドレスは、バスＮＲＰにあって、
ＱＵＥＵＥ ＰＯＩＮＴＥＲ３３０６に書き込まれる
。ＧＬＯＢＡＬ Ｃ０ＵＮＴ３１０に記憶された、バ
ッファ内に入れられたセルの全カウント値は減算される
。
ＬＩＳＴ ＭＡＮＡＧＥＲ３０８は、各仮想回線に対
するセルバッファを形成するメモリ場所のリンクされた
リストを保持する。また、これはフリーリストを形成す
るメモリ場所のリンクされたリストを保持する。ＬＩＳ
Ｔ ＭＡＮＡＧＥＲ３０８は、リンクメモリＬＮＫＭ
ＥＭ３２２を有し、これはセルキュー２１０における各
セルに対する情報の１９のワードを含む。ＬＮＫＭＥＭ
３２２におけるワードの幅は、セルキュー２１０におけ
るセルの数の底２に対する対数である。レジスタ、ＦＲ
ＥＥ３２４があるが、これはフリーリストにおける第１
のエントリーに対するポインタを含む。
するセルバッファを形成するメモリ場所のリンクされた
リストを保持する。また、これはフリーリストを形成す
るメモリ場所のリンクされたリストを保持する。ＬＩＳ
Ｔ ＭＡＮＡＧＥＲ３０８は、リンクメモリＬＮＫＭ
ＥＭ３２２を有し、これはセルキュー２１０における各
セルに対する情報の１９のワードを含む。ＬＮＫＭＥＭ
３２２におけるワードの幅は、セルキュー２１０におけ
るセルの数の底２に対する対数である。レジスタ、ＦＲ
ＥＥ３２４があるが、これはフリーリストにおける第１
のエントリーに対するポインタを含む。
次に仮想回線ＶＣに対するバッファを説明する。
読取りポインタＲＰ ［ＶＣ］は、仮想回線ＶＣに対す
る次のセルが送信機により用意されているセルバッファ
の場所を指す。ＲＰ ［ＶＣ］は、セルキュー２１０等
から準備されている、次のセルのポインタを含むＬＮＫ
ＭＥＭ３２２における場所を指す。このように進行して
、１９がＬＮＫＭＥＭ３２２における場所に到着すると
、それがＷＰ ［ＶＣ］により指された同じ場所をポイ
ントする。セルキュー２１０におけるこの場所が、次の
セルがＶＣに対し到着できる未使用の場所である。
る次のセルが送信機により用意されているセルバッファ
の場所を指す。ＲＰ ［ＶＣ］は、セルキュー２１０等
から準備されている、次のセルのポインタを含むＬＮＫ
ＭＥＭ３２２における場所を指す。このように進行して
、１９がＬＮＫＭＥＭ３２２における場所に到着すると
、それがＷＰ ［ＶＣ］により指された同じ場所をポイ
ントする。セルキュー２１０におけるこの場所が、次の
セルがＶＣに対し到着できる未使用の場所である。
セルキュー２１０におけるフリースペースは、フリーリ
ストによってＬＮＫＭＥＭ３２２において、見失わぬよ
うあとを追う。フリーリストの開始は、レジスタＦＲＥ
Ｅ３２４において保持される。これはいずれの仮想回線
に対するバッファ上にないセルキュー２１０における場
所を指す。ＦＲＥＥはＬＮＫＭＥＭ３２２において、次
のフリーセルへのポインタを含む場所を指し、以下同様
である。
ストによってＬＮＫＭＥＭ３２２において、見失わぬよ
うあとを追う。フリーリストの開始は、レジスタＦＲＥ
Ｅ３２４において保持される。これはいずれの仮想回線
に対するバッファ上にないセルキュー２１０における場
所を指す。ＦＲＥＥはＬＮＫＭＥＭ３２２において、次
のフリーセルへのポインタを含む場所を指し、以下同様
である。
仮想回線ＶＣに対し書き込み要求が惹起するとき、もし
ＶＣがそのバッファ配分を超えなかった場合、新しいセ
ルは配分され、ＶＣに関連するバッファにリンクされる
。ＷＰ ［ＶＣ］における値が、動作の初めにバスＷＰ
上にあるＬＩＳＴ ＭＡＮＡＧＥＲ３０８に入力され
る。書き込みポイントの新しい値ＮＷＰは、動作の終り
にＬＩＳＴＭＡＮＡＧＥＲ３０８により出力される。Ｎ
ＷＰはテーブルＱＵＥＵＥ ＰＯＩＮＴＥＲ３３０６
に書き込まれる。これは次のように起こる。即ち、 １）レジスタＦＲＥＥ３２４における値、これは未使用
セルを表わすものである。これがＶＣに関連するリンク
されたリストに連鎖され、モしてＮＷＰとして出力され
る。
ＶＣがそのバッファ配分を超えなかった場合、新しいセ
ルは配分され、ＶＣに関連するバッファにリンクされる
。ＷＰ ［ＶＣ］における値が、動作の初めにバスＷＰ
上にあるＬＩＳＴ ＭＡＮＡＧＥＲ３０８に入力され
る。書き込みポイントの新しい値ＮＷＰは、動作の終り
にＬＩＳＴＭＡＮＡＧＥＲ３０８により出力される。Ｎ
ＷＰはテーブルＱＵＥＵＥ ＰＯＩＮＴＥＲ３３０６
に書き込まれる。これは次のように起こる。即ち、 １）レジスタＦＲＥＥ３２４における値、これは未使用
セルを表わすものである。これがＶＣに関連するリンク
されたリストに連鎖され、モしてＮＷＰとして出力され
る。
ＮＷＰ−ＬＮＫＭＥＭ ［ＷＰ］ −ＦＲＥＥ２）フリ
ーリストにおける次のフリー場所がＦＲＥＥ３２４に書
き込まれる。
ーリストにおける次のフリー場所がＦＲＥＥ３２４に書
き込まれる。
ＦＲｒ；ビーＬＮＫＭＥＭ［ＦＲＥＥ］仮想回線ＶＣに
対し、読取り要求が行われたとき、現在読取られている
セル、即ちＲＰ ［ＶＣ］は、バスＲＰ上のＬＩＳＴ
ＭＡＮＡＧＥＲ３０８に入力されてフリーリストに戻
され、ＶＣに関連するバッファにおける次のセルがＮＲ
Ｐとして戻される。ＮＲＰはテーブルＱＵＥＵＥ Ｐ
ＯＩＮＴＥＲ５３０６に書き込まれる。このことは次の
ように起こる。即ち、 １）新しい読取りポインタが戻されるが、これはＶＣに
関連するバッファにおいて、次のセルを指示するもので
ある。
対し、読取り要求が行われたとき、現在読取られている
セル、即ちＲＰ ［ＶＣ］は、バスＲＰ上のＬＩＳＴ
ＭＡＮＡＧＥＲ３０８に入力されてフリーリストに戻
され、ＶＣに関連するバッファにおける次のセルがＮＲ
Ｐとして戻される。ＮＲＰはテーブルＱＵＥＵＥ Ｐ
ＯＩＮＴＥＲ５３０６に書き込まれる。このことは次の
ように起こる。即ち、 １）新しい読取りポインタが戻されるが、これはＶＣに
関連するバッファにおいて、次のセルを指示するもので
ある。
Ｎ）？Ｐ−ＬＮＫＭＩＥＭ［：ＲＰ］
２）このサイクルで読み取られたセルは、フリーリスト
にそれをリンクすることにより配分を取り戻す。
にそれをリンクすることにより配分を取り戻す。
ＬＮＫＭＥＭ［ＲＰ］−ＦＲＥＥ
ＦＲＥＥ−ＲＰ
第４図は、第１図の１１０のようなルータの実施例を説
明する図である。第１図のローカルエリア通信網１０６
から到着する可変長パケットは第４図の左上部に示すＬ
ＡＮ受信機４００により受信される。各パケットにある
大域アドレスは翻訳回線４０２により仮想回線番号に翻
訳される。パケットは考えている特定のパケット長より
小さいか、もしくは大きい固定長セルを用いて移動され
る。そこでさらにヘッダーまたはトレーラバイトがパケ
ットに付加される。それにより行き先ルータに到着する
セルのシーケンスからパケットの再アセンブリを容易に
行う。そして行き先ルータはソールルータに対してフロ
ー制御を行わせ、そして脱落セル、もしくは誤送セルを
検出させる。その結果、得られた情報はセルサイズの積
分倍数で、ある長さにパッドされねばならない。この機
能は、本発明に対し直接関係して適切なものではないが
、ここで実施例を説明し、これらの機能とルータにより
実施されるべきふくそう管理機能の関係を表わすものを
述べる。
明する図である。第１図のローカルエリア通信網１０６
から到着する可変長パケットは第４図の左上部に示すＬ
ＡＮ受信機４００により受信される。各パケットにある
大域アドレスは翻訳回線４０２により仮想回線番号に翻
訳される。パケットは考えている特定のパケット長より
小さいか、もしくは大きい固定長セルを用いて移動され
る。そこでさらにヘッダーまたはトレーラバイトがパケ
ットに付加される。それにより行き先ルータに到着する
セルのシーケンスからパケットの再アセンブリを容易に
行う。そして行き先ルータはソールルータに対してフロ
ー制御を行わせ、そして脱落セル、もしくは誤送セルを
検出させる。その結果、得られた情報はセルサイズの積
分倍数で、ある長さにパッドされねばならない。この機
能は、本発明に対し直接関係して適切なものではないが
、ここで実施例を説明し、これらの機能とルータにより
実施されるべきふくそう管理機能の関係を表わすものを
述べる。
ＬＡＮパケット、及び翻訳回線４０２により生成される
仮想回線番号はセグメンテーション回線４０４に送られ
る。そこで上記の機能のため、即ちそのバイトのプレー
スホールダとしてパケットにヘッダーないしトレーラバ
イトを付加し、第２のセグメンテーション回線４０８に
送られる。その結果得られた情報は、セルサイズの積分
倍数にパッドされ、セルキュー４０６に記憶される。こ
れは第２図で述べたセルキュー２１０と同じ構造を有す
るものである。特に、コントローラ４１０における内部
のデータ構造はモニタ４１２によりアクセスされる。こ
こで各仮想回線に対し、バッファ使用（バッファ長）が
モニタされ、仮想回線に対するバッファ配分がダイナミ
ックに調節される。セグメンテーシもン回１ｉ１４０８
は仮想回線にウィンドウフロー制御を行う。ここで各仮
想回線に対するウィンドウサイズは、以下に述べるプロ
トコルの制御下にダイナミックに変えることができる。
仮想回線番号はセグメンテーション回線４０４に送られ
る。そこで上記の機能のため、即ちそのバイトのプレー
スホールダとしてパケットにヘッダーないしトレーラバ
イトを付加し、第２のセグメンテーション回線４０８に
送られる。その結果得られた情報は、セルサイズの積分
倍数にパッドされ、セルキュー４０６に記憶される。こ
れは第２図で述べたセルキュー２１０と同じ構造を有す
るものである。特に、コントローラ４１０における内部
のデータ構造はモニタ４１２によりアクセスされる。こ
こで各仮想回線に対し、バッファ使用（バッファ長）が
モニタされ、仮想回線に対するバッファ配分がダイナミ
ックに調節される。セグメンテーシもン回１ｉ１４０８
は仮想回線にウィンドウフロー制御を行う。ここで各仮
想回線に対するウィンドウサイズは、以下に述べるプロ
トコルの制御下にダイナミックに変えることができる。
ウィンドウフロー制御を行うために、セグメンテーショ
ン回線は、適切な付加データバイトを書き入れ、再アセ
ンブリとフロー制御プロトコルを完成する。最低限、セ
グメンテーション回線４０８は、仮想回線当たりのカウ
ンタ値を保持する。これはウィンドウフロー制御を実施
するためにそれが送出発行に際し、応答のないデータ量
を見失わぬよう接触を保つ。そして遠隔受信機からデー
タがフロー制御ウィンドウから無事に送られたことを示
す応答を受信する。再アセンブリとウィンドウフロー制
御を行う方法は、従来技術において周知であるが、本発
明の独自の特徴は、ウィンドウサイズとバッファサイズ
が、ふくそう制御メツセージの影響によりダイナミック
に変化できることである。送信機４１５はセグメンテー
ション回線４０８、及び下記ようにローカル受信機、及
び出力ふくそうＦＩＦＯ４１９からセルを受取り、そし
て出力セル伝送線路４１６にそれらを送る。
ン回線は、適切な付加データバイトを書き入れ、再アセ
ンブリとフロー制御プロトコルを完成する。最低限、セ
グメンテーション回線４０８は、仮想回線当たりのカウ
ンタ値を保持する。これはウィンドウフロー制御を実施
するためにそれが送出発行に際し、応答のないデータ量
を見失わぬよう接触を保つ。そして遠隔受信機からデー
タがフロー制御ウィンドウから無事に送られたことを示
す応答を受信する。再アセンブリとウィンドウフロー制
御を行う方法は、従来技術において周知であるが、本発
明の独自の特徴は、ウィンドウサイズとバッファサイズ
が、ふくそう制御メツセージの影響によりダイナミック
に変化できることである。送信機４１５はセグメンテー
ション回線４０８、及び下記ようにローカル受信機、及
び出力ふくそうＦＩＦＯ４１９からセルを受取り、そし
て出力セル伝送線路４１６にそれらを送る。
ルータ１１０はまた、通信網１００から第１図のアクセ
ス線路１１２を経由しセルを受信する。
ス線路１１２を経由しセルを受信する。
これらのセルは第４図の右下端に示す受信機４１４に到
着する。これらのセルがソース１０２から生成され、行
き先１２８に向かうパケットからのものである限り、そ
れらは遠隔ルータ１２０からのふくそうメツセージか、
もしくは肯定応答のいずれかである。他のソース、ロー
カル通信網１０６に付随する行き先と通信しようとする
ものであるが、ここからアクセス線路１１２に到着する
セルの扱いについては、以下のルータ１２０の説明まで
暫く掘置く。
着する。これらのセルがソース１０２から生成され、行
き先１２８に向かうパケットからのものである限り、そ
れらは遠隔ルータ１２０からのふくそうメツセージか、
もしくは肯定応答のいずれかである。他のソース、ロー
カル通信網１０６に付随する行き先と通信しようとする
ものであるが、ここからアクセス線路１１２に到着する
セルの扱いについては、以下のルータ１２０の説明まで
暫く掘置く。
考えている２種類のうち１種類のセルが到着すると、受
信機４１４はヘッダにおけるビットにより表示され、セ
ルがふくそうメツセージであるかどうかを決める。ふく
そうメツセージがモニタ４１２に対する別のＦＩＦＯキ
ュー４１７に記憶され、後連するプロトコルの１９によ
って処理される。もしプロトコルがさらにふくそうメツ
セージを生成すると、適切なセルがモニタ４１２からセ
グメンテーション回線４０８に送られ、そして出力セル
伝送線路４１６で多重化される。もし到着セルがふくそ
うメツセージでない場合、受信器４１うはセルを再アセ
ンブリ回線４１８に送り、これはセルが遠隔ルータから
の肯定応答であるかどうか決める。もしそうである場合
、再アセンブリ回線４１８は肯定応答受信の表示をセグ
メンテーション回線に送り、その結果発行データ量のカ
ウント値を改新することができる。
信機４１４はヘッダにおけるビットにより表示され、セ
ルがふくそうメツセージであるかどうかを決める。ふく
そうメツセージがモニタ４１２に対する別のＦＩＦＯキ
ュー４１７に記憶され、後連するプロトコルの１９によ
って処理される。もしプロトコルがさらにふくそうメツ
セージを生成すると、適切なセルがモニタ４１２からセ
グメンテーション回線４０８に送られ、そして出力セル
伝送線路４１６で多重化される。もし到着セルがふくそ
うメツセージでない場合、受信器４１うはセルを再アセ
ンブリ回線４１８に送り、これはセルが遠隔ルータから
の肯定応答であるかどうか決める。もしそうである場合
、再アセンブリ回線４１８は肯定応答受信の表示をセグ
メンテーション回線に送り、その結果発行データ量のカ
ウント値を改新することができる。
第４図と同じ構造のルータはまた、第１図のエレメント
１２０を表わすことができる。この場合、このルータに
対応する受信機４１４は第１図の出力アクセス線路１１
８からセルを受取る。これらのセルがソース１０２によ
り生成され、行き先１２８に向けられるパケットによる
限り、そ、れらはデータセルかまたは遠隔ルータ１１０
からのふくそうメツセージのいずれかである。セルが到
着すると、受信機４１４はセルがヘッダーのビットによ
り示されたふくそうメツセージであるかどうかを決める
。ふくそうメツセージはモニタ４１２に対し、別のＦＩ
ＦＯキュー４１７に記憶され、下記のプロトコルの１９
により処理される。もしプロトコルがさらにふくそうメ
ツセージを生成する場合、適切なセルはモニタ４１２よ
りセグメンテーション回線４０８に送られ、第４図の左
下部に示す出力セル伝送線路４１６で多重化される。も
し、到着セルがふくそうメツセージでない場合、受信機
４１４はセルを再アセンブリ回線４１８に送る。これは
セルキュー４２０における仮想回線光たりのバッファ内
に到着セルを格納する。もし再アセンブリ回線４１８が
、完全ローカルエリア通信網パケットが蓄積されたこと
を検出すると、再アセンブリ回線４１８は、ライン４２
２上ローカル送信機４１６に送出肯定応答コマンドを送
る。
１２０を表わすことができる。この場合、このルータに
対応する受信機４１４は第１図の出力アクセス線路１１
８からセルを受取る。これらのセルがソース１０２によ
り生成され、行き先１２８に向けられるパケットによる
限り、そ、れらはデータセルかまたは遠隔ルータ１１０
からのふくそうメツセージのいずれかである。セルが到
着すると、受信機４１４はセルがヘッダーのビットによ
り示されたふくそうメツセージであるかどうかを決める
。ふくそうメツセージはモニタ４１２に対し、別のＦＩ
ＦＯキュー４１７に記憶され、下記のプロトコルの１９
により処理される。もしプロトコルがさらにふくそうメ
ツセージを生成する場合、適切なセルはモニタ４１２よ
りセグメンテーション回線４０８に送られ、第４図の左
下部に示す出力セル伝送線路４１６で多重化される。も
し、到着セルがふくそうメツセージでない場合、受信機
４１４はセルを再アセンブリ回線４１８に送る。これは
セルキュー４２０における仮想回線光たりのバッファ内
に到着セルを格納する。もし再アセンブリ回線４１８が
、完全ローカルエリア通信網パケットが蓄積されたこと
を検出すると、再アセンブリ回線４１８は、ライン４２
２上ローカル送信機４１６に送出肯定応答コマンドを送
る。
さらに、再アセンブリ回線４１８がバッファコントロー
ラ４２２にマルチプル読取り要求を発行し、それにより
パケットを形成するセルが再アセンブリ回線４２４に続
き送られる。再アセンブラ操作を容易にするために、再
アセンブリ回線４２４はパケットがルータ１１０により
、セルに変換されたときに付加されたヘッダーもしくは
トレーラバイトを検出できる。次にパケットは翻訳回線
４２６に送られ、そこでパケットがローカルエリア通信
網１２４に送られる前に、大域アドレスはローカルエリ
ア通信網の特定アドレス翻訳される。
ラ４２２にマルチプル読取り要求を発行し、それにより
パケットを形成するセルが再アセンブリ回線４２４に続
き送られる。再アセンブラ操作を容易にするために、再
アセンブリ回線４２４はパケットがルータ１１０により
、セルに変換されたときに付加されたヘッダーもしくは
トレーラバイトを検出できる。次にパケットは翻訳回線
４２６に送られ、そこでパケットがローカルエリア通信
網１２４に送られる前に、大域アドレスはローカルエリ
ア通信網の特定アドレス翻訳される。
ウィンドウサイズの選択
本発明に述べる装置とプロトコルの動作は、ウィンドウ
サイズの選択に依存するものではない、色々尖際面を考
慮して使用するウィンドウサイズを決定する。ウィンド
ウサイズが２種類のみの場合、次のように考慮すること
により、多数の仮想回線とウィンドウサイズの好ましい
関係を導くことができる。
サイズの選択に依存するものではない、色々尖際面を考
慮して使用するウィンドウサイズを決定する。ウィンド
ウサイズが２種類のみの場合、次のように考慮すること
により、多数の仮想回線とウィンドウサイズの好ましい
関係を導くことができる。
任意のノードにおいて、同時にアクティブであることの
できる仮想回線の最大数をＮ。とする。
できる仮想回線の最大数をＮ。とする。
さらにＮ 未満のある数Ｎ１の仮想回線にフルサイズウ
ィンドウＷ。を具備させることを決めるとし、一方、残
りのＮ。−Ｎ１の仮想回線に軽度のトラフィックに適切
な、ある小さいサイズＢｏのバッファを付与する。もし
、同時にＮｌのユーザかいて、その各ユーザのチャネル
の同じ割合を取るとすると、各ユーザの取るチャネルの
割合は１／Ｎ である。ウィンドウサイズＢｏを有する
ユ−ザが取ることのできるチャネル要領の最大割合は、
ＢＯ／ＷＯである。１７Ｎ１を小さいバッツァを有する
ユーザの持ちうるトランクの最大割合、即ちＢ。／Ｗｏ
に等しいと置くと、諸量間に次の関係を得る。
ィンドウＷ。を具備させることを決めるとし、一方、残
りのＮ。−Ｎ１の仮想回線に軽度のトラフィックに適切
な、ある小さいサイズＢｏのバッファを付与する。もし
、同時にＮｌのユーザかいて、その各ユーザのチャネル
の同じ割合を取るとすると、各ユーザの取るチャネルの
割合は１／Ｎ である。ウィンドウサイズＢｏを有する
ユ−ザが取ることのできるチャネル要領の最大割合は、
ＢＯ／ＷＯである。１７Ｎ１を小さいバッツァを有する
ユーザの持ちうるトランクの最大割合、即ちＢ。／Ｗｏ
に等しいと置くと、諸量間に次の関係を得る。
ＷＯ／ＢＯ″″Ｎ１
全ての仮想回線に配分される全バッファスペースＢは次
式となる。
式となる。
Ｂ ＝ （ＮＯ−Ｎ１ ）ＢＯ＋ ＮＩＷ６ ＝ Ｎ０
ＢＯ−ＷＯ４ＷＯ／ＢＯＢｏについてＢを最小とすると
次式を得る。
ＢＯ−ＷＯ４ＷＯ／ＢＯＢｏについてＢを最小とすると
次式を得る。
これらの指揮からＢ。ＳＮ１、Ｎ２及びＷ、間の好まし
い関係が得られる。
い関係が得られる。
２を超える種類のウィンドサイズがある場ａ１各種選択
で可能である。幾何数列、例えば２の塁乗で堆加するよ
うに、サイズを選択すると便利である。別の方法として
幾つかの例で好ましいものであるが、各種標準伝送する
スピードにおけるラウンドトリップウィンドウに対応す
る異なるサイズを用いる方法である。さらに別の事態で
は他の選択をすることも可能である。
で可能である。幾何数列、例えば２の塁乗で堆加するよ
うに、サイズを選択すると便利である。別の方法として
幾つかの例で好ましいものであるが、各種標準伝送する
スピードにおけるラウンドトリップウィンドウに対応す
る異なるサイズを用いる方法である。さらに別の事態で
は他の選択をすることも可能である。
バッファ配分プロトコル
以下に共用可能なバッファスペースが配分されたり、配
分が取り消されたりする場合のプロトコル、及び仮想回
線のノード、ルータ及びホストに警報が知らせたりする
場合のプロトコルについて説明する。必要に応じて第５
図ないし第１２図を参照する。
分が取り消されたりする場合のプロトコル、及び仮想回
線のノード、ルータ及びホストに警報が知らせたりする
場合のプロトコルについて説明する。必要に応じて第５
図ないし第１２図を参照する。
各ノードコントローラ２１２は、テーブルｃ。
ＵＮＴ ＴＡＢＬＥｌ、：おけるエントリルｌ： Ｃ
ＯＵＮＴ ［ＶＣ］を経由して、その仮想回線の各バッ
ファ長を見失わぬよう接触を保つ。このテーブルは先に
第３図に関連して説明したものである。各ノードコント
ローラはまた、そのフリーリストのサイズを見失わなわ
ぬように接触を保つ。これは第２図のセルキュー２１０
におけるセル（固定）数と、第３図に関連して述べたレ
ジスタＧＬＯＢＡＬ Ｃ０ＵＮＴ３１０の内容との差
である。これら全ての量は、第２図に示すノードモニタ
２００により、いつでも読取りが可能である。同球に、
各ルータは第４図に示すルータモニタ４１２に利用可能
であるテーブルにおいて、その仮想回線の各々の入力バ
ッファ長を姑失わぬよう接触を保つ。
ＯＵＮＴ ［ＶＣ］を経由して、その仮想回線の各バッ
ファ長を見失わぬよう接触を保つ。このテーブルは先に
第３図に関連して説明したものである。各ノードコント
ローラはまた、そのフリーリストのサイズを見失わなわ
ぬように接触を保つ。これは第２図のセルキュー２１０
におけるセル（固定）数と、第３図に関連して述べたレ
ジスタＧＬＯＢＡＬ Ｃ０ＵＮＴ３１０の内容との差
である。これら全ての量は、第２図に示すノードモニタ
２００により、いつでも読取りが可能である。同球に、
各ルータは第４図に示すルータモニタ４１２に利用可能
であるテーブルにおいて、その仮想回線の各々の入力バ
ッファ長を姑失わぬよう接触を保つ。
開示目的のために、各ルータは第４図の左側に示すセル
キュー４０６を交換ノードに類似の方法で管迎すると仮
定する。それによりＣ０ＵＮＴとＧＬＯＢＡＬ Ｃ０
ＵＮＴ３１０に類似の瓜がルータのモニタに利用可能と
なる。
キュー４０６を交換ノードに類似の方法で管迎すると仮
定する。それによりＣ０ＵＮＴとＧＬＯＢＡＬ Ｃ０
ＵＮＴ３１０に類似の瓜がルータのモニタに利用可能と
なる。
ノードコントローラやルータにとり、これらがバッファ
長の平滑化された平均を保持することは必要ではないが
望ましい。時間変化ｆｆ１ｑについて好んでよく使用さ
れる平滑化プロシージャは、次の容易に実施できる帰納
的アルゴリズムにより与えられる。
長の平滑化された平均を保持することは必要ではないが
望ましい。時間変化ｆｆ１ｑについて好んでよく使用さ
れる平滑化プロシージャは、次の容易に実施できる帰納
的アルゴリズムにより与えられる。
’ｎ ＝（１−０ｑｎ ” ｆｒｎ−１ここでｑ は時
間ｎにおけるｑの値、γ。−１は時間ｎ−１における移
動平均、γｎは時間ｎにおける移動平均、及びｆは０な
いし１の数であって平均区間の長さ制御のために選択さ
れる。Δを秒の区間で観察が行われるとすると、近似的
平均区間はＴＡＶ秒で在り次式により示される。
間ｎにおけるｑの値、γ。−１は時間ｎ−１における移
動平均、γｎは時間ｎにおける移動平均、及びｆは０な
いし１の数であって平均区間の長さ制御のために選択さ
れる。Δを秒の区間で観察が行われるとすると、近似的
平均区間はＴＡＶ秒で在り次式により示される。
ＴＡＶ ｘ （１−１／Ｉｏｇｆ）Δ【通信網ふくそう
制御に対する適切な平均区間は、１０ないし１００ラウ
ンドトリツプタイムスである。
制御に対する適切な平均区間は、１０ないし１００ラウ
ンドトリツプタイムスである。
本発明の各種実施例では、４つまでの２進瓜が通信網ふ
くそうの標識として、各仮想回線に対して用いられる。
くそうの標識として、各仮想回線に対して用いられる。
これらの量を次のように定義する。
ＢＩＧ ＩＮＰＵＴ、ルータにおける反復プログラム
が周期的に実行され（第５図、ステップ５００）、この
パラメータを更新する。仮想回線に対し、次の場合は１
に等しくセットされる。即ち、ｔｋ−夕１１０において
その仮想回線に対し、セルキュー例えば４０６における
バッファが過去ではあるが、最近に時間のある分数以上
の間、占有されていた場合である。また次の場合は０に
等しくセットされる（ステップ５０４） 、即ち、その
バッファが時間のその分数以上の間、占有されていなか
った場合である。ＢＩＧ ＩＮＰＵＴを求めるために
は、移動平均アルゴリズム（ステップ５０４）における
Ｊｌｑは、与えられた観察でバッファにデータが見出さ
れるか否かにより１もしくは０をとる。量γ（ステップ
５９６）は、バッファが過去ＴＡＹ秒間に占有されてい
た時間の分数の推定値である。γに対する代表的なであ
るが決して排他的でないしきい値は０． ５である。
が周期的に実行され（第５図、ステップ５００）、この
パラメータを更新する。仮想回線に対し、次の場合は１
に等しくセットされる。即ち、ｔｋ−夕１１０において
その仮想回線に対し、セルキュー例えば４０６における
バッファが過去ではあるが、最近に時間のある分数以上
の間、占有されていた場合である。また次の場合は０に
等しくセットされる（ステップ５０４） 、即ち、その
バッファが時間のその分数以上の間、占有されていなか
った場合である。ＢＩＧ ＩＮＰＵＴを求めるために
は、移動平均アルゴリズム（ステップ５０４）における
Ｊｌｑは、与えられた観察でバッファにデータが見出さ
れるか否かにより１もしくは０をとる。量γ（ステップ
５９６）は、バッファが過去ＴＡＹ秒間に占有されてい
た時間の分数の推定値である。γに対する代表的なであ
るが決して排他的でないしきい値は０． ５である。
ＳＯＭＥ ＢＡＣＫＬＯＧ、この量は任意の仮想回線
、任意のノード１１４もしくは出力ルータ１２０で、次
の場合に１に等しくセットされる。
、任意のノード１１４もしくは出力ルータ１２０で、次
の場合に１に等しくセットされる。
即ち、そのノードもしくはルータにおける仮想回線バッ
ファが過失であるが最近に、ある分数以」二の時間の間
、占有されていた場合である。そうでない場合はＯに等
しくセットされる。ＳＯＭＥＢＡＣＫＬＯＧを求めるた
めには、移動平均アルゴリズムにおけるｍｑは与えられ
た観察に際し、データが仮想回線バッファに見出される
か否かにより１もしくはＯをとる。次に量γはバッファ
が過去ＴＡｖ秒間、占Ｈされていた時間の分数の推定値
である。ＳＯＭＥ ＢＡＣＫＬＯＧを計算するモニタ
プログラムのフロー制御は第５図に非常に類似している
。代表的ではあるが決して排他的でないしきい値は０．
５である。ＢＩＧ ＩＮＰＵＴ及びＳＯＭＥ ＢＡ
ＣＫＬＯＧに対するしきい値は同一である必要はない。
ファが過失であるが最近に、ある分数以」二の時間の間
、占有されていた場合である。そうでない場合はＯに等
しくセットされる。ＳＯＭＥＢＡＣＫＬＯＧを求めるた
めには、移動平均アルゴリズムにおけるｍｑは与えられ
た観察に際し、データが仮想回線バッファに見出される
か否かにより１もしくはＯをとる。次に量γはバッファ
が過去ＴＡｖ秒間、占Ｈされていた時間の分数の推定値
である。ＳＯＭＥ ＢＡＣＫＬＯＧを計算するモニタ
プログラムのフロー制御は第５図に非常に類似している
。代表的ではあるが決して排他的でないしきい値は０．
５である。ＢＩＧ ＩＮＰＵＴ及びＳＯＭＥ ＢＡ
ＣＫＬＯＧに対するしきい値は同一である必要はない。
ＢＩＧ ＢＡＣＫＬＯＧ、この量は任意の仮想１１！
１線、任意のノードもしくは出力ルータで次の場合に１
に等しくセットされる。即ち、仮想回線がそのノードも
しくはモニタにおいて大きいバッファ長をＨする場合で
ある。そうでない場合はＯに等しくセットされる。ボル
トネックノードにおけるバッファ長はゆっくり変化する
ので、バッファ長の平滑化は恐らく不必要であろう。大
きいバッファ長に対する判定基準はウィンドウサイズの
集合に依存する。もしウィンドウサイズが２の因子で相
関しているすると、代表的であるが排他的でない選択は
、ＢＩＧ ＢＡＣＫＬＯＧを次の場合には１に専しく
セットすることある。即ち、瞬間的バッファ長が現ウィ
ンドウの７５％を超える場合である。そうでない場合は
、０に等しくセットされる。ウィンドサイズが等間隔で
あったとすると、代表的選択は、次の場合にＢＩＧ
ＢＡＣＫＬＯを１に等しくセットすることである。即ち
、瞬間的バッファ長がウィンドウ間の間隔の１５０％を
超える場合である。そうでない場合は０に等しくセット
される。
１線、任意のノードもしくは出力ルータで次の場合に１
に等しくセットされる。即ち、仮想回線がそのノードも
しくはモニタにおいて大きいバッファ長をＨする場合で
ある。そうでない場合はＯに等しくセットされる。ボル
トネックノードにおけるバッファ長はゆっくり変化する
ので、バッファ長の平滑化は恐らく不必要であろう。大
きいバッファ長に対する判定基準はウィンドウサイズの
集合に依存する。もしウィンドウサイズが２の因子で相
関しているすると、代表的であるが排他的でない選択は
、ＢＩＧ ＢＡＣＫＬＯＧを次の場合には１に専しく
セットすることある。即ち、瞬間的バッファ長が現ウィ
ンドウの７５％を超える場合である。そうでない場合は
、０に等しくセットされる。ウィンドサイズが等間隔で
あったとすると、代表的選択は、次の場合にＢＩＧ
ＢＡＣＫＬＯを１に等しくセットすることである。即ち
、瞬間的バッファ長がウィンドウ間の間隔の１５０％を
超える場合である。そうでない場合は０に等しくセット
される。
５ＰＡＣＥ ＣＲＵＮＣＨｏこの量は任意のノードも
しくは出力ルータで次の場合に１に等しくセットされる
。即ち、そのノードはルータで占ｎセルの瞬間的な数、
即ちＧＬＯＢＡＬ Ｃ０ＵＮＴ３１０が、第２図また
は第４図に示すセルキュー２１０または４０６における
セルの総数の何分の１かのＦより大きい場合である。そ
うでない場合は０に等しくセットされる。代表例として
はＦ−７７８が選択される。但し、Ｆの値は臨界的なも
のではない。
しくは出力ルータで次の場合に１に等しくセットされる
。即ち、そのノードはルータで占ｎセルの瞬間的な数、
即ちＧＬＯＢＡＬ Ｃ０ＵＮＴ３１０が、第２図また
は第４図に示すセルキュー２１０または４０６における
セルの総数の何分の１かのＦより大きい場合である。そ
うでない場合は０に等しくセットされる。代表例として
はＦ−７７８が選択される。但し、Ｆの値は臨界的なも
のではない。
各種ウィンドウ管理プロトコルは上述のふくそう標識の
うちの幾つか、もしくは全部を用いて行われる。２つの
実施例を以下に述べるが、これらは本発明を限定するも
のではない。この２つの各実施例において、各仮想回線
は常に少なくとも最小サイズＢｏの大きさのバッファ配
分を有する。
うちの幾つか、もしくは全部を用いて行われる。２つの
実施例を以下に述べるが、これらは本発明を限定するも
のではない。この２つの各実施例において、各仮想回線
は常に少なくとも最小サイズＢｏの大きさのバッファ配
分を有する。
またウィンドウのフルサイズＷｏの限昇いっばいまでの
他の変数サイズを有することができる。第１の実施例で
は、データソース（ルータ）におけるバッファ長、及び
ノードにおけるフリーキュースペースを使用してウィン
ドウサイズの変化を管理する。第２の実施例では、仮想
回線のデータソースと全てのノードにおけるバッファ長
と、フリーキュースペースに関する状態の統合利用を行
う。
他の変数サイズを有することができる。第１の実施例で
は、データソース（ルータ）におけるバッファ長、及び
ノードにおけるフリーキュースペースを使用してウィン
ドウサイズの変化を管理する。第２の実施例では、仮想
回線のデータソースと全てのノードにおけるバッファ長
と、フリーキュースペースに関する状態の統合利用を行
う。
２つの各実施例において、仮想回線の両方向が正しく同
じノードを横断すること、及び各ノードが単一のモニタ
２００を有し、これがいずれかの方向に移動するふくそ
う制御セルにより送られるメツセージを読取り、応答す
ることができること、この両者を仮定する。もしこの行
きと戻りのバスがシ理的にバラバラである場合、プロト
コルを明確に修正して使用することができる制御メッセ
ージの戻り走行で機能を行う代わりに、仮想回線の別の
移動を使用して、進行方向における制御メツセージの移
動により変化を、全て行うこともできる。
じノードを横断すること、及び各ノードが単一のモニタ
２００を有し、これがいずれかの方向に移動するふくそ
う制御セルにより送られるメツセージを読取り、応答す
ることができること、この両者を仮定する。もしこの行
きと戻りのバスがシ理的にバラバラである場合、プロト
コルを明確に修正して使用することができる制御メッセ
ージの戻り走行で機能を行う代わりに、仮想回線の別の
移動を使用して、進行方向における制御メツセージの移
動により変化を、全て行うこともできる。
第１の実施例において、入力ルータ１１０のモニタで動
作するプログラムにおけるフロー制御を模式的に第６図
に示す。第６図において、ｍＬＩＭＩＴは特定の仮想回
線に対し、存／Ｉミするバッファは配分を示す。量ＷＩ
ＮＤＯＷ ５ＩＺＥは提案する新しいバッファ配分を
示す。入力ルータ１１０はその各仮想回線に対し、ＱＢ
ＩＧ ＩＮＰＵＴをモニタする（第６図ステップ６０
２）。しばしば後述のように、（Ｅ意の仮想回線に割り
当てられたウィンドウのサイズの変更を要求できる。
作するプログラムにおけるフロー制御を模式的に第６図
に示す。第６図において、ｍＬＩＭＩＴは特定の仮想回
線に対し、存／Ｉミするバッファは配分を示す。量ＷＩ
ＮＤＯＷ ５ＩＺＥは提案する新しいバッファ配分を
示す。入力ルータ１１０はその各仮想回線に対し、ＱＢ
ＩＧ ＩＮＰＵＴをモニタする（第６図ステップ６０
２）。しばしば後述のように、（Ｅ意の仮想回線に割り
当てられたウィンドウのサイズの変更を要求できる。
それは、仮想回線上制御メツセージを送信することによ
り要求する（ステップ６０８と６１４）。
り要求する（ステップ６０８と６１４）。
ここに説明の実施例では、ヘッダーのビットにより識別
される特定のふくそう制御セルによりメツセージは送ら
れる。それに代わって別法として、普通のデータセルの
ヘッダーにおいて、この様なフィールドが形成されてい
る場合であるが、ふくそうフィールドにおける特定のビ
ットにより、ふくそう制御メツセージを送ることもでき
る。この特定の制御セルを使う場合と、ヘッダーのフィ
ールドを使う場合とに論理的な差はない。
される特定のふくそう制御セルによりメツセージは送ら
れる。それに代わって別法として、普通のデータセルの
ヘッダーにおいて、この様なフィールドが形成されてい
る場合であるが、ふくそうフィールドにおける特定のビ
ットにより、ふくそう制御メツセージを送ることもでき
る。この特定の制御セルを使う場合と、ヘッダーのフィ
ールドを使う場合とに論理的な差はない。
ウィンドウのサイズを変えようとする入力ルータは量０
、ＷＩＮＤＯＷ ５ＩＺＥを含むメツセージを送信す
る。この初めの０は０ＲＩＧＩＮと呼ぶ変数を表わす。
、ＷＩＮＤＯＷ ５ＩＺＥを含むメツセージを送信す
る。この初めの０は０ＲＩＧＩＮと呼ぶ変数を表わす。
入力ルータからの要求を送るメツセージは、ｌ０ＲＩＯ
ＩＮ−０により識別される。出力ルータからの応答を送
るメツセージは、後述のように０ＲＩＣＩＮ−１を有す
る。ＷＩＮＤＯＷ ５ＩＺＥは要求されるウィンドウ
のサイズであって、全ての使用可能のラウンドサイズを
表わすのに必要なだけの数のビットにコード化される。
ＩＮ−０により識別される。出力ルータからの応答を送
るメツセージは、後述のように０ＲＩＣＩＮ−１を有す
る。ＷＩＮＤＯＷ ５ＩＺＥは要求されるウィンドウ
のサイズであって、全ての使用可能のラウンドサイズを
表わすのに必要なだけの数のビットにコード化される。
−例として、可能サイズが２ｆ４類のみの場合、ＷＩＮ
ＤＯＷ ５ＩＺＥ可は、単に０もしくは１ビツトのみ
を必要とする。
ＤＯＷ ５ＩＺＥ可は、単に０もしくは１ビツトのみ
を必要とする。
現在のウィンドウサイズ（ステップ６１２．６１４）よ
り大きな新しいウィンドウサイズを要求する入力ルータ
は、後述のように、ステップ６１６において確認を受信
するまで新しいウィンドウサイズの使用を始めない。こ
れに反して、ルータは、より小さなウィンドウを使い始
めるまで、その現７１：の配分より小さいウィンドウサ
イズを要求しない（ステップ６０６）。交換ノードは初
めのウィンドウサイズ以上であるバッファハイブンを節
減できるため、より小さいウィンドウに対する要求の確
認は保証される。
り大きな新しいウィンドウサイズを要求する入力ルータ
は、後述のように、ステップ６１６において確認を受信
するまで新しいウィンドウサイズの使用を始めない。こ
れに反して、ルータは、より小さなウィンドウを使い始
めるまで、その現７１：の配分より小さいウィンドウサ
イズを要求しない（ステップ６０６）。交換ノードは初
めのウィンドウサイズ以上であるバッファハイブンを節
減できるため、より小さいウィンドウに対する要求の確
認は保証される。
順方向バスに沿う交換ノードのノードコントローラ２１
２が０、ＷＩＮＤＯＥ ５ＩＺＥを含む制御メツセー
ジを受信する場合、次のようなにメツセージの処理が行
われる。もしノードコントローラが要求されるバッファ
配分をすることができる場合、それを行い、メツセージ
を次のノードへ変更なしに送る。もしフリーリストにお
いて、要求を満たすには不十分な配分スペースである場
合、ノードはできるだけ大きいバッファサイズを配分し
、最小で現在のバッファサイズとする。いずれの場合で
も、コントローラは次のノードに送る前に、メツセージ
に入れることができるＷＩＮＤＯＷ ５ＩＺＥの値を
書き込む。出力ルータはまた要求されるＷＩＮＤＯＷ
５ＩＺＥの値であってできるだけ近い値を満たし、０
ＲＩＣＩＮ−１とセットして応答メツセージを示し、戻
りバスの第１の交換ノードｌ：ＷＩＮＤＯＷ ５ＩＺ
Ｅ（７）最終値を含む応答を送信する。戻りバスのノー
ドコントローラはＯＲＩ Ｇ Ｉ Ｎ−１とＷＩＮＤＯ
Ｗ ５ＩＺＥフイールドを読取り、そしてそれらの配
分を調節する。この調節は、あるノードが配分処理を誤
る前には、初めの要求を満たすノードに対するせいぜい
下方配分である。入力ルータが１で、ＷＩＮＤＯＷ
５ＩＺＥを含む制御メツセージを受信する場合、ＷＩＮ
ＤＯＷ ５ＩＺＥの値と矛盾しないバッファ配分の集
合が全体のバスに存在することを知ることができる。
２が０、ＷＩＮＤＯＥ ５ＩＺＥを含む制御メツセー
ジを受信する場合、次のようなにメツセージの処理が行
われる。もしノードコントローラが要求されるバッファ
配分をすることができる場合、それを行い、メツセージ
を次のノードへ変更なしに送る。もしフリーリストにお
いて、要求を満たすには不十分な配分スペースである場
合、ノードはできるだけ大きいバッファサイズを配分し
、最小で現在のバッファサイズとする。いずれの場合で
も、コントローラは次のノードに送る前に、メツセージ
に入れることができるＷＩＮＤＯＷ ５ＩＺＥの値を
書き込む。出力ルータはまた要求されるＷＩＮＤＯＷ
５ＩＺＥの値であってできるだけ近い値を満たし、０
ＲＩＣＩＮ−１とセットして応答メツセージを示し、戻
りバスの第１の交換ノードｌ：ＷＩＮＤＯＷ ５ＩＺ
Ｅ（７）最終値を含む応答を送信する。戻りバスのノー
ドコントローラはＯＲＩ Ｇ Ｉ Ｎ−１とＷＩＮＤＯ
Ｗ ５ＩＺＥフイールドを読取り、そしてそれらの配
分を調節する。この調節は、あるノードが配分処理を誤
る前には、初めの要求を満たすノードに対するせいぜい
下方配分である。入力ルータが１で、ＷＩＮＤＯＷ
５ＩＺＥを含む制御メツセージを受信する場合、ＷＩＮ
ＤＯＷ ５ＩＺＥの値と矛盾しないバッファ配分の集
合が全体のバスに存在することを知ることができる。
新しくオープンした仮想回線は、各ノードにおけるバッ
ファ配分Ｂ とウィンドウサイズＢｏを有する。入力ル
ータはそれがＢＩＧ ＩＮＰＵＴ−１であることを認
めると、直ちにウィンドウサイズの増加を要求しなけれ
ばならない。ウィンドウの変更を要求し、応答を受信し
た後、入力ルータは再度ＢＩＧ ＩＮＰＵＴを調べる
前に、ある時間Ｄ１例えば１０ないし１００ラウンドト
リツプタイム、待つことができる。次にＢＩＧ ＩＮ
ＰＵＴ−１の場合、さらに別のウィンドウサイズの増加
を求めることができる。減少が求められる場合、仮想回
線の発行データ量がより小さいウィンドウに当てはまる
まで、入力ルータは要求を出さず、その時から新しいウ
ィンドウの成度を規制する。実際の配分は、ＬＩＭＩＴ
の値がＷＩＮＤＯＷＳＩＺＥ（ステップ６０８．６１８
）の値に等しくなるまで変更されない。
ファ配分Ｂ とウィンドウサイズＢｏを有する。入力ル
ータはそれがＢＩＧ ＩＮＰＵＴ−１であることを認
めると、直ちにウィンドウサイズの増加を要求しなけれ
ばならない。ウィンドウの変更を要求し、応答を受信し
た後、入力ルータは再度ＢＩＧ ＩＮＰＵＴを調べる
前に、ある時間Ｄ１例えば１０ないし１００ラウンドト
リツプタイム、待つことができる。次にＢＩＧ ＩＮ
ＰＵＴ−１の場合、さらに別のウィンドウサイズの増加
を求めることができる。減少が求められる場合、仮想回
線の発行データ量がより小さいウィンドウに当てはまる
まで、入力ルータは要求を出さず、その時から新しいウ
ィンドウの成度を規制する。実際の配分は、ＬＩＭＩＴ
の値がＷＩＮＤＯＷＳＩＺＥ（ステップ６０８．６１８
）の値に等しくなるまで変更されない。
交換ノード１１４のモニタで動作するプログラムにおけ
るフロー制御は、いずれかの方向からのふくそう制御セ
ルの到着に応答して行われるが、これを第７図に示す。
るフロー制御は、いずれかの方向からのふくそう制御セ
ルの到着に応答して行われるが、これを第７図に示す。
ステップ７００は要求されたウィンドウサイズにできる
だけ近付くようにＬＩＭＩＴを変更する。ステップ７０
２は制御セルにＬＩＭＩＴの新しい値を書き込み、仮想
回線における次のノードにメツセージを送る。
だけ近付くようにＬＩＭＩＴを変更する。ステップ７０
２は制御セルにＬＩＭＩＴの新しい値を書き込み、仮想
回線における次のノードにメツセージを送る。
先の実施例は入力ルータにおいてふくそう情報のみを用
いた。第２の実施例は必要に応じて、新しいウィンドウ
サイズをとるために全回線にわたるふくそう情報を統合
するプロトコルを用いる。
いた。第２の実施例は必要に応じて、新しいウィンドウ
サイズをとるために全回線にわたるふくそう情報を統合
するプロトコルを用いる。
これは２つのフェーズの信号プロシージャを用いる。即
ち、第１のフェーズは新しいウィンドウをセットアツプ
するものであり、第２のフェーズは色々のノードにおけ
る新しいウィンドウとバッファ配分に存在する矛盾を解
消するものである。入力ルータと出力ルータ及び交換ノ
ードにより行われる論理ステップを第８図ないし第１２
図に模式び５ＰＡＳＥ ＣＲＵＮＣＨを用いる。プロ
トコルは１３号の２つのフェーズを用いるので、もう１
９の２進瓜であるＰＨＡＳＥを必要とし、これはフェー
ズ１に対しては値は０、フェーズ２に対しては値は１を
とる。フェーズ１において、入力ルータ１１０は次の量
からなる６・ビットフィールドを送る制御メツセージを
セットする。即ち、０ＲＩＣＩＮ−０、ＰＨＡＳＥ−０
、ＢＩＧ ＩＮＰＵＴＳ ５ＰＡＳＥ ＣＲＵＮ
ＣＨ−０、ＳＯＭＥ ＢＡＣＫＬＯＧ−０、ＢＩＧ
ＢＡＣＫＬＯＧ−０である。入力ルータに対する
フロー制御を第８図に示す。
ち、第１のフェーズは新しいウィンドウをセットアツプ
するものであり、第２のフェーズは色々のノードにおけ
る新しいウィンドウとバッファ配分に存在する矛盾を解
消するものである。入力ルータと出力ルータ及び交換ノ
ードにより行われる論理ステップを第８図ないし第１２
図に模式び５ＰＡＳＥ ＣＲＵＮＣＨを用いる。プロ
トコルは１３号の２つのフェーズを用いるので、もう１
９の２進瓜であるＰＨＡＳＥを必要とし、これはフェー
ズ１に対しては値は０、フェーズ２に対しては値は１を
とる。フェーズ１において、入力ルータ１１０は次の量
からなる６・ビットフィールドを送る制御メツセージを
セットする。即ち、０ＲＩＣＩＮ−０、ＰＨＡＳＥ−０
、ＢＩＧ ＩＮＰＵＴＳ ５ＰＡＳＥ ＣＲＵＮ
ＣＨ−０、ＳＯＭＥ ＢＡＣＫＬＯＧ−０、ＢＩＧ
ＢＡＣＫＬＯＧ−０である。入力ルータに対する
フロー制御を第８図に示す。
ノードコントローラに対するフローの制御を第９図に示
す。ノードコントローラがフェーズ１の制御メツセージ
を受信すると、それは次の値を調べる。即ち、５ＰＡＳ
Ｅ ＣＲＵＮＣＨ（ステップ９００） 、ＳＯＭＥ
ＢＡＣＫＬＯＧ （ステップ９０４） 、及びＢ Ｘ
Ｇ ＢＡＣＫＬＯＧ （ステップ９１０）である。そ
してもし与えられた量のそれ自信の値がＯである場合、
そのフィールドを変更なく送る。もしその量のそれ自信
の値が１である場合、次の交換ノードに（ステップ９１
２）制御メツセージを伝送する前に、対応するフィール
ドに、第９図（ステップ９０２．９０６．９１０）に示
すように１を書き込む。
す。ノードコントローラがフェーズ１の制御メツセージ
を受信すると、それは次の値を調べる。即ち、５ＰＡＳ
Ｅ ＣＲＵＮＣＨ（ステップ９００） 、ＳＯＭＥ
ＢＡＣＫＬＯＧ （ステップ９０４） 、及びＢ Ｘ
Ｇ ＢＡＣＫＬＯＧ （ステップ９１０）である。そ
してもし与えられた量のそれ自信の値がＯである場合、
そのフィールドを変更なく送る。もしその量のそれ自信
の値が１である場合、次の交換ノードに（ステップ９１
２）制御メツセージを伝送する前に、対応するフィール
ドに、第９図（ステップ９０２．９０６．９１０）に示
すように１を書き込む。
受信ルータ１２０がフェーズ１制御メツセージを受信す
ると、それはまず、５ＰＡＳＥ ＣＲＵＮＣＨ，ＳＯ
ＭＥ ＢＡＣＫＬＯＧ、及びＢＩＧＢＡＣＫＬＯＧの
それ自信の値と到着メツセージにおける値を、丁度交換
ノードがしたように結合する。受信ルータは、次に修正
メツセージの最後の４ビツトを調べ、第１０図に示す論
理フローを用いて、下記の４つの場合に従い、ＷＩＮＤ
ＯＷ ５ＩＺＥの堤案値を計算する。
ると、それはまず、５ＰＡＳＥ ＣＲＵＮＣＨ，ＳＯ
ＭＥ ＢＡＣＫＬＯＧ、及びＢＩＧＢＡＣＫＬＯＧの
それ自信の値と到着メツセージにおける値を、丁度交換
ノードがしたように結合する。受信ルータは、次に修正
メツセージの最後の４ビツトを調べ、第１０図に示す論
理フローを用いて、下記の４つの場合に従い、ＷＩＮＤ
ＯＷ ５ＩＺＥの堤案値を計算する。
１）もしＢＩＧ ＩＮＰＵＴ−１、及びＳＯＭＥ
ＢＡＣＫＬＯＧ−０（ステップ１０００）ならば、ウィ
ンドウサイズを増加する。
ＢＡＣＫＬＯＧ−０（ステップ１０００）ならば、ウィ
ンドウサイズを増加する。
仮想回線はラウントロピンスケジューラにより、どこに
もボルトネックされていない、仮想回線はもつと速くに
送りたがっている。不必要にそのウィンドウにより減速
されるでいる。
もボルトネックされていない、仮想回線はもつと速くに
送りたがっている。不必要にそのウィンドウにより減速
されるでいる。
２）もしＢＩＧ ＢＡＣＫＬＯＧ−１及び５ｐＡＳＥ
ＣＲＵＮＣＨ−１（ステップ１００２、ｌ００４）
ならば、ウィンドサイズを減少する。
ＣＲＵＮＣＨ−１（ステップ１００２、ｌ００４）
ならば、ウィンドサイズを減少する。
あるノードはラウントロピンスケジューラによりボトル
ネックされている。大きなバッファがそこに蓄積され、
そしてウィンドウは不必要に大きい。そこであるノード
ではスペースを用いてこれを満たず。
ネックされている。大きなバッファがそこに蓄積され、
そしてウィンドウは不必要に大きい。そこであるノード
ではスペースを用いてこれを満たず。
３）もしＢＩＧ ＩＮＰＵＴ−０、ＳＯＭＥＢＡＣＫ
ＬＯＧ−０％５ＰＡＳＥ ＣＲＵＮＣＨ−１（ステッ
プ１００６）ならば、ウィンドウサイズを減少する。
ＬＯＧ−０％５ＰＡＳＥ ＣＲＵＮＣＨ−１（ステッ
プ１００６）ならば、ウィンドウサイズを減少する。
仮想目線は出力された負荷は、軽度であるので負荷を送
る大きなウィンドウは不要である。そこでノードはスペ
ースを用いてこれを満たしている。
る大きなウィンドウは不要である。そこでノードはスペ
ースを用いてこれを満たしている。
４）他の全ての場合において、現在のウィンドウサイズ
は適切である。
は適切である。
受信ルータは次に戻り、バスにより初めの交換ノードに
フェーズ１制御メツセージを送信する。
フェーズ１制御メツセージを送信する。
（ステップ１０１２）。応答メツセージはフィールド０
ＲＩＧＩＮ−１、ＰＨＡＳＥ−０、ＷＩＮＤＯＷ ５
ＩＺＥを含み、最後のフィールドは推奨ウィンドウサイ
ズの２進符号化を含む。戻りバスの各ノードコントロー
ラ２１２は、制御メツセージをみて、ｆｊＳｌ１図に示
す動作をとる。もし増加配分が要求されると（ステップ
１１００）、増加可能の場合はノードはその配分を行う
（ステップ１１０２）。もし要求配分が不可能ならば、
可能な限りいかなる配分でも行う。但し、最小な現在の
バッファサイズである。そしてＷＩＮＤＯＷＳＩＺＥフ
ィールドで行った配分を書き込む（ステップ１１０４）
。ノードは次に戻りバスの次のノードに制御メツセージ
を伝送する（ステップ１１０６）。もし要求が減少配分
に対するものならば、ノードは未だ減少を行っていない
がＷＩＮＤＯＷ Ｓ夏ＺＥフィールドを変更なしに送
る。
ＲＩＧＩＮ−１、ＰＨＡＳＥ−０、ＷＩＮＤＯＷ ５
ＩＺＥを含み、最後のフィールドは推奨ウィンドウサイ
ズの２進符号化を含む。戻りバスの各ノードコントロー
ラ２１２は、制御メツセージをみて、ｆｊＳｌ１図に示
す動作をとる。もし増加配分が要求されると（ステップ
１１００）、増加可能の場合はノードはその配分を行う
（ステップ１１０２）。もし要求配分が不可能ならば、
可能な限りいかなる配分でも行う。但し、最小な現在の
バッファサイズである。そしてＷＩＮＤＯＷＳＩＺＥフ
ィールドで行った配分を書き込む（ステップ１１０４）
。ノードは次に戻りバスの次のノードに制御メツセージ
を伝送する（ステップ１１０６）。もし要求が減少配分
に対するものならば、ノードは未だ減少を行っていない
がＷＩＮＤＯＷ Ｓ夏ＺＥフィールドを変更なしに送
る。
送信ルータがフェーズ１応答メツセージを受信すると（
ステップ８０４）、ＷＩＮＤＯＷ ５ｒＺＥフイール
ドは仮想回線が有しようとするウィンドウを示す。もし
現在のウィンドウサイズを超えて増加が認められると、
直ちに可能となるる。
ステップ８０４）、ＷＩＮＤＯＷ ５ｒＺＥフイール
ドは仮想回線が有しようとするウィンドウを示す。もし
現在のウィンドウサイズを超えて増加が認められると、
直ちに可能となるる。
もし減少があると、送信ルートは仮想回線で応答データ
の量を待ち、第８図に示すようにステップ８０６で新し
いウィンドウサイズになる。次にそれは、フィールド０
ＲＩＧＩＮ−０、ＰＨＡＳＥ−１、ＷＩＮＤＯＷ Ｓ
Ｉ ＺＥ （ステップ８１０）を有するフェーズ２制
御メツセージを送信する。
の量を待ち、第８図に示すようにステップ８０６で新し
いウィンドウサイズになる。次にそれは、フィールド０
ＲＩＧＩＮ−０、ＰＨＡＳＥ−１、ＷＩＮＤＯＷ Ｓ
Ｉ ＺＥ （ステップ８１０）を有するフェーズ２制
御メツセージを送信する。
このメツセージを受信するノードコントローラは、第１
２図に示す動作をする。それらは下方でそれらのバッフ
ァ配分を必要ならば、ＷＩＮＤＯＷＳＩＺＥ（ステップ
１２００）の値に調節し、制御メツセージを変えずに送
る（ステップ１２０２）。受信ルータはフィールド０Ｒ
ＩＧＩＮ繻１、ＰＨＡＳＥ−１、ＷＩＮＤＯＷ ５Ｉ
ＺＥを有するフェーズ２応答メツセージを戻す。交換ノ
ードは単にこのメッセーシセを次の理由で送るのみであ
る。なぜなら、その唯一の目的は、送信ルータにバッフ
ァ配分の矛盾のない果合が全仮想回線に存在することを
と知らせることである。
２図に示す動作をする。それらは下方でそれらのバッフ
ァ配分を必要ならば、ＷＩＮＤＯＷＳＩＺＥ（ステップ
１２００）の値に調節し、制御メツセージを変えずに送
る（ステップ１２０２）。受信ルータはフィールド０Ｒ
ＩＧＩＮ繻１、ＰＨＡＳＥ−１、ＷＩＮＤＯＷ ５Ｉ
ＺＥを有するフェーズ２応答メツセージを戻す。交換ノ
ードは単にこのメッセーシセを次の理由で送るのみであ
る。なぜなら、その唯一の目的は、送信ルータにバッフ
ァ配分の矛盾のない果合が全仮想回線に存在することを
と知らせることである。
フェーズ２を終了後、送信ルータは、フェーズ１の再開
の前、第８図ステップ８１６に示したように、暫く待つ
。フェーズ２終了以降ある時間Ｄ１例えば１０ないし１
００ラウンドトリツプタイムが経過するまで、例にどち
らが先にこようと、まず待つ。次に、もし現ウィンドウ
サイズが最小ウィンドウサイズＢｏより大きい（ステッ
プ８１８）かもしくは、もしＢＩＧ ＩＮＰＵＴ−１
（ステップ８００）ならば、フェーズ１は直ちに始まる
。
の前、第８図ステップ８１６に示したように、暫く待つ
。フェーズ２終了以降ある時間Ｄ１例えば１０ないし１
００ラウンドトリツプタイムが経過するまで、例にどち
らが先にこようと、まず待つ。次に、もし現ウィンドウ
サイズが最小ウィンドウサイズＢｏより大きい（ステッ
プ８１８）かもしくは、もしＢＩＧ ＩＮＰＵＴ−１
（ステップ８００）ならば、フェーズ１は直ちに始まる
。
そうでない場合、フェーズ１はＢＩＧ ＩＮＰＵＴ−
１とにると直ちに始まる。新しくオーブンされる仮想回
線は、その初めのウィンドウサイズとバッファ品分がＢ
ｏであるが、それがあるとすれば、ＢＩＧ ＩＮＰＵ
Ｔ−１となると直ちにフェーズ１を始めねばならない。
１とにると直ちに始まる。新しくオーブンされる仮想回
線は、その初めのウィンドウサイズとバッファ品分がＢ
ｏであるが、それがあるとすれば、ＢＩＧ ＩＮＰＵ
Ｔ−１となると直ちにフェーズ１を始めねばならない。
上記の説明は、本発明の一実施例に閤するもので、この
技術分野の当業者であれば、本発明の種々の変形例が考
え得るが、それらはいずれも本発明の技術的範囲の包含
される。
技術分野の当業者であれば、本発明の種々の変形例が考
え得るが、それらはいずれも本発明の技術的範囲の包含
される。
尚、特許請求の範囲に記載した参照番号は発明の容易な
る理解のためで、その技術的範囲を制限するよう解釈さ
れるべきではない。
る理解のためで、その技術的範囲を制限するよう解釈さ
れるべきではない。
［発明の効果］
以上のべた如く、本発明の方法を用いることにより、ふ
くそう不安定状態を回避し、増加するバッファメモリ要
求を回避して、全ウィンドウバッファリングの利点を保
持しながら必要とするメモリ総量を節減でき、仮想回線
データ網のふくそうを制御できる。
くそう不安定状態を回避し、増加するバッファメモリ要
求を回避して、全ウィンドウバッファリングの利点を保
持しながら必要とするメモリ総量を節減でき、仮想回線
データ網のふくそうを制御できる。
第１図は、ユーザパケットホストソースを行き先に接続
する複数の交換ノードをａする代表的データ交換通信網
のアーキテクチャを示す図、第２図は、個別仮想回線に
対応する複数の多重化タイムスロットを有する受信チャ
ネルに対するノードにおけるデータ受信とキューイング
構成の詳細を示す図、 第３図は、受信チャネル上仮想回線のバッファスペース
配分とデータキューイングを処理する第２図のコントロ
ーラの詳細を示す図、第４図は、ホストからの０１変長
データパケツト定長データセルの間を変換し、さらにル
ータにおけるバッファスペース配分と、データキューイ
ングを処理するルータの詳細を示す図、 第５図は、ルータもしくは交換ノードにおいて、仮想回
線に対するデータのバッファ長を決める方法を示す図、 第６図および第７図は、ダイナミックバッファ配分に対
する判断基準として入力データにおけるバッファ長を用
いる実施例の場合、ルータとノードにおいて仮想回線に
対し、ダイナミックに配分スルバッファスペースのルー
タとノードにおいて実施のプロトコルと方法ステップを
示すフローチャート図、 第８図ないし第１２図は、判断基ｎとしてルータにおけ
るバッファ長とノ（にノードにおけるバッファ長を用い
る実施例の場合に仮想回線に固定もしくは可変サイズの
ブロックでバッファスペースを配分するのにルータとノ
ードで実施のプロトコルと方法ステップを示すフローチ
ャー１・図である。 １００・・・セル通信網 １０２・・・ソース １０６・・・ローカルエリア通１３網 １１０・・・ルータ １１４・・・交換ノード １１６・・・データリンク １２０・・・ルータ １２４・・・ローカルエリア通信網 １２８・・・行き先 ２００・・・モータ ２０２・・・受信機 ２０４・・・送信機 ２０６・・・ＦＩＦＯ ２１０・・・セルキュー ２１２・・・コントローラ ２１４・・・ＦＩＦＯ ３００・・・アービタ ３０２・・・ＭＵＸ （マルチプレクサ）３０４・・・
テーブル ３０６・・・テーブル ３０８・・・レジスタ ３１０・・・レジスタ ３１４・・・コンパレータ ３１６・・・カウンタ ３１８・・・コンパレータ ３２４・・・レジスタ ４００・・・受信機 ４０２・・・回線 ４０４・・・回線 ４０６・・・セルキュー ４０８・・・回線 ４１０・・・コントローラ ４１２・・・モニタ ４１４・・・受信機 ４１５・・・送信機 ４１８・・・回線 ４２４・・・回線 ４２６・・・回線 出 願 人：アメリカン テレグラフ テレフォン カムバニ アンド ＦＩＧ、 １ ＦＩｏ、 ２ ＦＩＧ、 ３ ＦＩＧ、 ５ ＦＩＧ、 ７ ＦＩＧ、 ９
する複数の交換ノードをａする代表的データ交換通信網
のアーキテクチャを示す図、第２図は、個別仮想回線に
対応する複数の多重化タイムスロットを有する受信チャ
ネルに対するノードにおけるデータ受信とキューイング
構成の詳細を示す図、 第３図は、受信チャネル上仮想回線のバッファスペース
配分とデータキューイングを処理する第２図のコントロ
ーラの詳細を示す図、第４図は、ホストからの０１変長
データパケツト定長データセルの間を変換し、さらにル
ータにおけるバッファスペース配分と、データキューイ
ングを処理するルータの詳細を示す図、 第５図は、ルータもしくは交換ノードにおいて、仮想回
線に対するデータのバッファ長を決める方法を示す図、 第６図および第７図は、ダイナミックバッファ配分に対
する判断基準として入力データにおけるバッファ長を用
いる実施例の場合、ルータとノードにおいて仮想回線に
対し、ダイナミックに配分スルバッファスペースのルー
タとノードにおいて実施のプロトコルと方法ステップを
示すフローチャート図、 第８図ないし第１２図は、判断基ｎとしてルータにおけ
るバッファ長とノ（にノードにおけるバッファ長を用い
る実施例の場合に仮想回線に固定もしくは可変サイズの
ブロックでバッファスペースを配分するのにルータとノ
ードで実施のプロトコルと方法ステップを示すフローチ
ャー１・図である。 １００・・・セル通信網 １０２・・・ソース １０６・・・ローカルエリア通１３網 １１０・・・ルータ １１４・・・交換ノード １１６・・・データリンク １２０・・・ルータ １２４・・・ローカルエリア通信網 １２８・・・行き先 ２００・・・モータ ２０２・・・受信機 ２０４・・・送信機 ２０６・・・ＦＩＦＯ ２１０・・・セルキュー ２１２・・・コントローラ ２１４・・・ＦＩＦＯ ３００・・・アービタ ３０２・・・ＭＵＸ （マルチプレクサ）３０４・・・
テーブル ３０６・・・テーブル ３０８・・・レジスタ ３１０・・・レジスタ ３１４・・・コンパレータ ３１６・・・カウンタ ３１８・・・コンパレータ ３２４・・・レジスタ ４００・・・受信機 ４０２・・・回線 ４０４・・・回線 ４０６・・・セルキュー ４０８・・・回線 ４１０・・・コントローラ ４１２・・・モニタ ４１４・・・受信機 ４１５・・・送信機 ４１８・・・回線 ４２４・・・回線 ４２６・・・回線 出 願 人：アメリカン テレグラフ テレフォン カムバニ アンド ＦＩＧ、 １ ＦＩｏ、 ２ ＦＩＧ、 ３ ＦＩＧ、 ５ ＦＩＧ、 ７ ＦＩＧ、 ９
Claims (25)
- （１）複数の交換ノードと、各ノードにおける複数の入
力仮想回線を有する通信網において、データセルの輻輳
を制御する方法であって、この方法は、 各ノードにおける各仮想回線に初期セルバッファを割当
るステップと、 それら各バッファにおける仮想回線の入力セルを記憶し
、バッファからセルを取り去り、前に送るステップとか
らなり、 この方法が、 データウィンドウサイズの増加または減少を、それぞれ
要求する信号に応答して、ノードにおける入力回線の幾
つかに、選択的にバッファスペースをダイナミックに分
配するステップ、 を有することを特徴とする通信網におけるデータセルの
輻輳制御方法。 - （２）初期バッファを割当てるステップは、さらに各仮
想回線に、所定サイズの初期バッファの割当てを含む、 ことを特徴とする請求項１記載の方法。 - （３）初期バッファの所定のサイズは、フルデータウィ
ンドウサイズ未満であって、 ここでフルデータウィンドウとは、仮想回線の最大伝送
ビット速度に、通信網におけるラウンドトリップ伝搬タ
イムを表わす公称係数を掛けた積と定義する、 ことを特徴とする請求項１記載の方法。 - （４）仮想回線にバッファスペースをダイナミックに配
分するステップは、 大きいバッファスペースを要求する信号に応答して、フ
ルデータウィンドウを配分することを含み、 ここでフルデータウィンドウとは、仮想回線の最大伝送
ビット速度に、通信網におけるラウンドトリップ伝搬タ
イムを表わす公称係数を掛けた積と定義する ことを特徴とする請求項１記載の方法。 - （５）セルソースにおいて、 前記仮想回線に対して送られるのを待ち、データ量に基
づく大きいバッファスペースを要求するステップ、 をさらに有することを特徴とする請求項４記載の方法。 - （６）フルデータウィンドウをダイナミックに配分する
ステップは、 さらに仮想回線の各ノードにおいて、配分を行うのに十
分なフリーバッファスペースがあるかどうかを決め、そ
うでなければ要求を拒否することを含む、 ことを特徴とする請求項４記載の方法。 - （７）バッファスペースをダイナミックに配分するステ
ップは、 さらに仮想回線に１つ以上の固定サイズのブロックでス
ペースを配分することを含む、 ことを特徴とする請求項１記載の方法。 - （８）バッファスペースを配分するステップは、 さらに仮想回線に可変サイズのブロックでスペースを配
分することを含む、 こと特徴とする請求項１記載の方法。 - （９）セルソースにおいて、 前記仮想回線に対し送られるのを待つデータ量に基づい
て、仮想回線の各ノードにおいて配分されるブロックサ
イズを決めるステップ、 をさらに有することを特徴とする請求項７または８記載
の方法。 - （１０）大きいバッファに対する要求に応答して、バッ
ファスペースをダイナミックに配分するステップは、 さらに仮想回線の各ノードにおいて配分を行うのに十分
なフリーバッファスペースがあるかどうかを決め、そう
でなければ要求を拒否することを含む、 ことを特徴とする請求項９記載の方法。 - （１１）前記各ノードにおいて、 前記仮想回線に対し、既にバッファに入れられたパケッ
トデータ量に基づき配分されるブロックサイズを決める
ステップを、 さらに有することを特徴とする請求項９記載の方法。 - （１２）前記各ノードにおけるフリーバッファスペース
量に基づき、仮想回線の各ノードにおいて配分されるブ
ロックサイズを決めるステップ、をさらに有することを
特徴とする請求項１１記載の方法。 - （１３）大きいバッファに対する要求に応答して、バッ
ファスペースをダイナミックに配分するステップは、さ
らに、 仮想回線の各ノードにおいて配分を行うのに十分なフリ
ーバッファスペースがあるかどうかを決め、そうでなけ
れば要求を拒否することを含む、ことを特徴とする請求
項１１記載の方法。 - （１４）各ノードにおいて十分なフリーバッファスペー
スがあるかどうかを決めるステップは、さらに、 仮想回線上の回線における最初のノードから回線におけ
る最後のノードに制御メッセージを伝送するステップと
、 それが各ノードを通る際に、ノードに配分できるフリー
バッファスペース量を記述する制御メッセージに情報を
書き込むステップと、 各ノードにおいて仮想回線に割当てられるバッファスペ
ース量が、制御メッセージにおける最終結果に基づき仮
想回線のノードで使用できる最小量に等しくなるように
選択するステップ、 とからなることを特徴とする請求項１３記載の方法。 - （１５）各ノードにおいて、十分なフリーバッファスペ
ースがあるかどうかを決めるステップは、さらに、 仮想回線上の回線における最初のノードから回線におけ
る最後のノードに、制御メッセージを伝送するステップ
であって、 ここで制御メッセージは、仮想回線に対し最初のノード
においてバッファに入れられたデータは大量であるのか
少量であるのか、どちらかを表わす情報と最初のノード
において、フリーバッファスペースの可能性状態を表わ
す情報を含むステップと、 もし、ノードにおける新しい情報がもっと限られたもの
である場合、制御メッセージにおける前記情報に新しい
情報をそれが各ノードを通る際に重ね書きするステップ
と、 制御メッセージにおける最終結果に基づいて各ノードに
おいて、仮想回線に割当てられるバッファスペース量を
選択するステップ、 とからなることを特徴とする請求項１３記載の方法。 - （１６）各ノードにおいて十分なフリーバッファスペー
スがあるかどうかを決めるステップは、さらに、 最終ノードにおける選択ステップを行い、 仮想回線の各ノードを経て最終ノードから、第２の制御
メッセージを戻し、そして 第２の制御メッセージに応答して、各ノードにおける配
分を調節すること、 からなるを特徴とする請求項１４記載の方法。 - （１７）各ノードにおいて、十分なフリーバッファスペ
ースがあるかどうかを決めるステップは、さらに、 仮想回線における最後のノードから仮想回線における最
初のノードに制御メッセージを戻し、初めのノードにお
いて選択ステップを行い、最初のノードから最後のノー
ドに第２の制御メッセージを伝送して配分を行うこと、 からなるを特徴とする請求項１４記載の方法。 - （１８）初期セルバッファのサイズは、いずれのノード
においても同時に存在することのできる仮想回線の最大
数の平行根により割られたフリーデータウィンドウのサ
イズに等しい、 ことを特徴とする請求項２記載の方法。 - （１９）さらに、前記仮想回線に対するバッファオーバ
ーフローの際は、仮想回線に対するデータを廃棄するス
テップを有する、 ことを特徴とする請求項１、２、３、４、７、または８
に記載の方法。 - （２０）さらに、セルソースにおいて、 前記仮想回線に対し送られるのを待ち、データ量に基づ
いて初めのバッファスペースを超えるバッファスペース
の先の増加の後、仮想回線に対する配分バッファスペー
スの減少を要求するステップを有する、 ことを特徴とする請求項１、２、３、４、７、または８
に記載の方法。 - （２１）初めのバッファスペースを超えるバッファスペ
ースの先の増加の後、仮想回線に対する配分バッファス
ペースの減少を要求するステップは、さらに、 前記各ノードにおける前記仮想回線に対し、既にバッフ
ァに入れたデータ量に基づくことを特徴とする請求項２
０に記載の方法。 - （２２）初めのバッファスペースを超えるバッファスペ
ースの先の増加の後、仮想回線に対する配分バッファス
ペースの減少を要求するステップは、さらに、 前記各ノードにおけるフリーバッファスペース量に基づ
く、 ことを特徴とする請求項２１記載の方法。 - （２３）バッファをダイナミックに配分するステップは
、さらに、 仮想回線上の回線における最初のノードから回線におけ
る最後のノードに制御メッセージを伝送するステップと
、 それが各ノードを通る際に、ノードに配分できるフリー
バッファスペース量を記述する制御メッセージに情報を
書き込むステップと、 各ノードにおいて仮想回線に割当てられるバッファスペ
ース量が、制御メッセージにおける最終結果に基づき仮
想回線のノードで使用できる最小量に等しくなるように
選択するステップ、 とからなることを特徴とする請求項１記載の方法。 - （２４）バッファスペースをダイナミックに配分するス
テップは、さらに、 最終ノードにおいて、選択ステップを行い、仮想回線の
各ノードを経て、最後のノードから第２の制御メッセー
ジを戻し、そして 第２の制御メッセージに応答して、各ノードにおける配
分を調節すること からなるを特徴とする請求項２３記載の方法。 - （２５）各ノードにおいて、十分なフリーバッファスペ
ースがあるかどうか決めるステップは、さらに、 仮想回線における最後のノードから仮想回線におけ最初
のノードの制御メッセージを戻し、初めのノードにおい
て選択ステップを行い、そして 最初のノードから最後のノードに第２の制御メッセージ
を伝送し、配分を行う ことからなるを特徴とする請求項２４記載の方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/443,975 US5014265A (en) | 1989-11-30 | 1989-11-30 | Method and apparatus for congestion control in a data network |
| US443,975 | 1989-11-30 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH03186042A true JPH03186042A (ja) | 1991-08-14 |
| JP2693266B2 JP2693266B2 (ja) | 1997-12-24 |
Family
ID=23762958
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP32611590A Expired - Fee Related JP2693266B2 (ja) | 1989-11-30 | 1990-11-29 | 通信網におけるデータセルの輻輳制御方法 |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5014265A (ja) |
| EP (1) | EP0430570B1 (ja) |
| JP (1) | JP2693266B2 (ja) |
| CA (1) | CA2029054C (ja) |
| DE (1) | DE69025558T2 (ja) |
Families Citing this family (186)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5231631A (en) * | 1989-08-15 | 1993-07-27 | At&T Bell Laboratories | Arrangement for regulating traffic in a high speed data network |
| US5163046A (en) * | 1989-11-30 | 1992-11-10 | At&T Bell Laboratories | Dynamic window sizing in a data network |
| US5243595A (en) * | 1990-01-30 | 1993-09-07 | Johnson Service Company | Combined connectionless and connection-oriented network control system |
| CA2038458C (en) * | 1990-03-19 | 1999-01-26 | Susumu Tominaga | Route regulating apparatus |
| US5150358A (en) * | 1990-08-23 | 1992-09-22 | At&T Bell Laboratories | Serving constant bit rate traffic in a broadband data switch |
| EP0475180A1 (de) * | 1990-09-04 | 1992-03-18 | Siemens Aktiengesellschaft | Verfahren zum Übertragen von Nachrichtenblöcken zwischen bei bestehenden Verbindungen einander zugeordneten Übertragungsleitungen einer Fernmeldevermittlungsanlage |
| JP2615509B2 (ja) * | 1990-10-30 | 1997-05-28 | 富士通株式会社 | 通信装置 |
| US5226041A (en) * | 1991-02-21 | 1993-07-06 | International Business Machines Corporation | Method for efficiently simulating the dynamic behavior of a data communications network |
| JPH0783361B2 (ja) * | 1991-05-14 | 1995-09-06 | 松下電器産業株式会社 | リング状パケット通信網 |
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