JPH07508378A - セルネットワークのための輻輳制御 - 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】 セルネットワークのための輻輳制御 本発明の技術的分野 本発明はセル交換網通信の分野に関する。特に、本発明は、セル交換網内のトラ フィック輻幀防止及び制御の装置及び方法に関する。

工１匪旦１員 データ、音声、画像及びビデオを高速ディジタルトランクを介して統合しようと する欲求は、セルリレー、すなわち非同期転送モードと呼ばれるパケット交換技 術の開発に導いた。

ディジタル口線（例えば、Ｔ１、ＦＴＩ、Ｅ１％Ｔ３等）を使用する一般的な全 統合音声及びデータネットワークは、多数の地理的に離れている相互結合ノード を含んでいる。各ノードは、セル情報を受信し、その送信先に転送するセル交換 機の役をつとめる。種々のインターフェースカードの使用によって、各ノードは 、ユーザの発生音声及びデータストリームとイノターフエースすることができ、 次にこのストリームをディジタル口線を使用する閉域ネットワークを介して伝送 するためのより有効なセルフオーマノドにセグメノト化し、かつ組立てることが できる。各７−ドはまた、他のネットワークノードからのデータを受信し、かつ そのデータを池のネットワークノードを介してその最終送信先に転送することが できる。全ての端末ノードはまた、セルに含まれるデータを標準ユーザデータス トリームフォーマットに再組立てするために必要とされる必須のインターフェー スカードを備えている。

一般的なモデムノードは、６つのセルトラフィｙククラスを処理することができ る。各クラスは、異なる特性及び異なるサービス要求を有する。６つのトラフィ ッククラスは、 （１）２／−ド間制御メ７セーノのための高優先順位（ｒＨＰＪ）、（２）パル スコード又は適応パルスコード音声信号のための音声、（３）統計及び確定の全 時間トラフィックを含む６４Ｋｂｐｓ以下の速度で送信された低速統計（ｒＬｓ ｓＪ）　トラフィック、（４）６４Ｋｂｐｓ以上のデータ速度の全時間音声又は データのための高速確定（ｒ）ＩｓＤＪ））ラフイック、 （５）セルネットワーク内のローカルエリアネットワーク、ブリジノ、ルータ又 は高速パケットスイッチのようなソースによって発生されるバースト状態データ 、 （６）１つのノースから多くの送信先（対２地点間）に同時に一斉送信されるこ とを除いてバースト状態のデータと同一のタイプである同報通信、を含む。

これらの６つのトラフィックタイプのそれぞれは、ネットワーク遅延及びセル消 失に対するそれらの特別の感度に従って各ネットワークノードでノイノコアリン グされる。セル消失は、帯域幅の間欠的な短期過負荷及び適当なバッファ容量不 足のために生じる。例えば、音声トラフィックは比較的遅延には敏感であり、偶 然のｆ肖失格度には鈍感である。これに対して、ファイル転送のようなデータト ラフィックは比較的遅延には鈍感であるが、データ消失には敏感である。高優先 順位データは遅延及び消失には敏感である。これらの差異に適合させるために、 各トラフィッククラスは、一般にそれぞれが異なるサービス優先順位を有する予 め割当てられたキューに配置される。ネットワークトラフィｙりの幅部期間中、 ネットワークトラフィック要求がネットワーク帯域幅容量を越える時、サービス アルゴリズムが、一般に帯域幅を割当てるためにトラライ１ククラスを識別する ために使用される。遅延は、キューの深さを適当な大きさにし、セルが、例えば 、タイムスタ／プ及びホノプカウ／トを使用することによるようなネットワーク にある時間測定に基づいたクラス内の伝送に優先順位を付けることによって管理 される。

これらの洗練されたキューイング及びサービスアルゴリズムにもかかわらず、（ ｉ１１到着トラフィ、りによる）輻幀が発生し得る。この輻幀は、一般に３つの カテゴリーに分けられる。すなわち、短期、中期、長期である。一般ζこ牛ニー １こおけるトラフィックを放棄することによって処理される短期輻幀は、セルに 「放棄の資格がある」としるしを付けることによって偶然に又は好ましくは選択 的１こ行われる。長期輻幀は、接続が確立される時点で資ＩＩＡ（帯域幅及びバ ッファ）に割当てる許可方策によって制御される。使用可能な資源がなければ接 続は許可されない。

中期輪軸制御は最後の２年間研究の活発な話題であった。研究される２つの技術 タイプは、（１）輻幀が入力ドラフィックの流れを円滑にすることによって制御 されるネットワークからの明白なフィードパ・Ｉりを含まないオープンループ制 御技術及び（２）仮想回線の輻幀レベルを検知し、送信元端末への輻幀状態情報 のフィードパＩりに基づいたトラフィックの流入を制御するりａ−ズルーブ技術 である。

仮想接続毎によるバースト状態データ源のための一般的な速度調整機構の例が、 １９９０年６月５日〜７日発行、ＩＥＥＥ　ＩＮＦＯＣＯＭのブｇンーデイング 、第５２０ページ〜第５２６ページに発表されたに、Ｂ１１１他による論文「高 速パケット交換網のための［８制御」に記載されている。仮想接続の初期確立で 、保証帯域幅の最装置が割当てられる。記載されている最も簡単なシステムは、 パケット交換網に導入される平均データ速度を制御するために「トークン」及び 「スペーサ」を使用する［リーキイパケ・ノド」の入力速度コントローラの概念 を使用する。トークンは一定速度でコントローラに到着する。各トークンは一定 バイト数に相当する。

十分なトークンが全パテｙ）を送信するために収集されるまでパケットをパフコ アリングする。トークンバグ１トは最大パケットバースト持続時間に相当する一 定の最大容量を有する。全バケットに到着するトークンはドロツブされる。した がって、このシステムは細分化されないで送信される異なる長さのパケットを処 理できる。ピーク速度制御は、以前に送信されたパケット長に等しい適当な遅延 を導入するスペーサによって達成される。

仮想接続の所与の七ノン璽ノは長時間（数時間まで）持続する。バースト状態デ ータ源は、バースト間の重要なイナクティブ期間を有する間欠高速データバース トによって特徴付けられる。これらの事情で、前述の最も簡単なシステムは、仮 想接続七／／璽ンに割当てられた指定の安全帯域幅制限のためこの／ステムの帯 域幅容量を十分に利用しないことになる。

平均帯域幅の使用効率は、「カラー」トークン、例えば、グリーン及びレフドト ークンを導入することによって一般に改良される。グリーントークンは、最小保 証帯域幅プロトコルの中に含まれる送信のために受信されるパケットに対応する 一方、レッドトークンは保証最小速度を越える送信のために受信されるパケット データに対応する。中間ノードは、トランク毎にＦＩＦＯバッファサービスをｖ Ｌ供し、輸幀制御のために各パケ７）に関連するカラーを使用する。一般に、グ リーンパケットは保護され、通過される一方、レッドパケットは、輸幀スレッン １ルドのための選択釦１１１（通常キュー長）を越えるたびに到着の際、放棄さ れる。

たとえパケットの放棄が消失パケットデータの再送信を意味するとしても、シス テムは帯域幅容量の平均使用を改良することとして表される。

従来のフィードバックの例は、１９９０年５月に発行されたｒ　ＡＣＭ　Ｔｒａ ｎｓａｃ’ｔｌ。

ｎｓ　ｏｎ　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　Ｓｙｓｔｅｍｓ＋第８巻、第１５８ページ〜第 １８１ページの所載のＬＸＲａｍａｋｒｉｓｈｎａｎ及びＲａｊ　Ｊａｉｎによ る論文「コンピュータネットワークの輸幀回避のための２進フイードパＩり機構 」に記載されているウィンドウ制御方法である。

ウィンドウ制御方法は、所与時に送信され得る隣接パケット数を制御するウィン ドウ期間をユーザに調整させることによって実効ネットワークユータ速度を間接 的に制御する。

ＩＳＯトランスポートネットワークアーキテクチャの場合、各ネメトワークレイ ヤバケノトは経路指定を含む「ハウスキーピング」機能のために使用されるヘッ ダを有する。そのへＩ構内に、ｌビｙトが輸幀指示ビＩトとして割当てられる。

パケットが初めから送信元ノード端末システムから送信される時、パケット送信 元は軸輪指示をクリアする。各ネットワークルータには、パケットが到着する時 点でルータでの平均キュー長を監視する輸幀検出手段が備えられている。

平均キュー長は、待ち行列にされ、サービス中、間隔にわたって平均化されるパ ケット数によって決定される。この間隔は、最後のビジーの総計の持続時間十ア イドルサイクル持続時間＋現サイクルのビジー持続時間に一致する。ある平均キ ュー長のスレ７ノヲルド状帖が任意のルータで満たされる時、幅部指示ビットが セットされ、その関連パケットと共に転送される。一旦、セットされると、輸幀 ビットは、たとえそれがスレノン１ルドを越えないキュー長と共にルータをその 後に通過したとしてもセットされたままである。

エラーが検出されないで受理通知されるパケットに関連する輸幀指示ビット状態 と共に送信されないならば、送信先端末システム（ユーザのトランスポートエン ティティ）で受理通知メツセージが発生される。ユーザのトランスポートエンテ ィティは、使用される最後の送信中セットされるパケット輸幀ビｙト数に基づい たウィンドウサイズを更新する。そのビットの少なくとも５０％がセットされる ならば、ウィンドウサイズはその現在値から減少される。さもなければ、それは 増加される。このフィードバック制御システムにおける不安定性を避けるために 、ユーザのトランスポートエンティティの更新は、最後の２つのウィンドウの持 続時間に一致する時間後のみ生じる。この遅延は、最後のウィンドウ変化の結果 を十分な時間見ることを可能にする。全てのネットワークユーザによるアクセス の「公平」を推進し、安定動作を達成するために、ウィンドウサイズ調整アルゴ リズムが、ウィンドウサイズを直線増分だけ増加し、乗法係数だけ減少するため に設けられている。

要するに、Ｒａ■ａｋｒｉｓｈｎａｎ　＆　Ｊａｉｎは、速度制御よりむしろウ ィンドウ持続時間を使用するＩＳＯトランスポートレイヤにおけるウィンドウ制 御を使用するシステムを記載している。速度制御は、受理通知の制限動作及びウ ィンドウ長によって間接的に制御される。送信速度が帯域幅の直接尺度であるた め、このシステム資源のより良い短期制御が直接速度制御によって得られ得る。

１９９０年５月に発行された、ＩＥＥＥ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ｍａｇａｚｉｎｅ、 第１８ページ〜第２３ページに所載のＣ，Ａ、　Ｃｏｏｐｅｒ　＆　Ｋ、　１． 　Ｐａｒｋの論文「広帯域輸幀制御戦略に向けて」には、オープノループ及びク ローズループ制御の両方の構成要素を有するＡＴＭに基づいた一定長のセル交換 網を使用する可変ビット転送速度トラフィックのための輸幀制御システムを考察 している。著者は、セル速度がデータの統計的多重化ための容量を備えるために 使用可能なピークセル速度以下の可変ビｙト転送速度データに割当てられる異な るサービスクラスを支えるシステムについて記述している。十分なネットワーク 資源がその接続を支えるために使用可能である場合だけ、新しい接続が認められ る。著者の意見において、続いて起こる可能性のある放棄のための浮動セルのタ グ付けがいかなる実質的な利点も生じないことは明白であるため、割当てられた 速度を越えてネットワークに提供されるセルは直ちに放棄される。トラフィック 実施は、各仮想回線の入力方向に適用される。リーキイバケノト又はクレジット マネージャアルゴリズムは速度を制御するために使用される。

Ｃｏｏｐｅｒの論文は、セルのタグ付けと明示輸幀通知（ｒＥＣＮＪ　）とを結 合する反動（フィードバック）制御方法を参照する。非同期転送モード（ｒＡＴ ＭＪ　）スイッチは、所与の経路の軸輪を検出する時、それは、含まれる顧客の 構内ノードにこれらのＥＣＮメツセージを次々に中継するサービイングＡＴＭス イッチにその経路の可変速度仮想回線を介してＥＣＮメツセージを送信する。こ のサービイノグへＴＭスイッチはＥＣＮを使用する各可変ビット転送速度仮想回 線の速度を実施するために２つのプリ七ノドスレッシ１ルドの一つで作動する。

低いスレ７ノヲルドは輸幀中に使用される。さらに、ＥＣＮメツセージは、ある いは、別々の仮想回線を使用し、あるいは、ＡＴＶセルヘッダのｌビットを使用 するネ。

トワーク／−ド間に転送される。

本発明の　皐へ　び　的 本発明の一つの目的は、使用可能なシステムの帯域幅の使ｍを最適化することに ある。

本発明の他の目的は、ネットワークディジタルトランクと５つの他のトランク、 ツクラスとを共有する場合のバースト状態トラフィックへのネットワーク資源割 当ての最適化である。

本発明の他の目的は、個々のユーザのピーク負荷に合わせる必要がある場合のス ルーブツトを増加するために未使用ネットワーク容量を使用することを個々のユ ーザに可能とする動的帯域幅（又はデータ速度）割当て機構を提供することにあ る。

他の目的は、保証最小速度割当てと共にデータ速度の直線増分増加及び倍数減少 を使用することによって全ユーザに対するネットワーク資源稼働率の「公平」を 確実にするのをまた助ける割当てのために使用される方法を提供することにある 。

他の目的は、仮想回線接続輸幀に基づく速度制御を管理する国際標準化機構（ｒ ｌｓＯｊ）データリンクレイヤで作動するセル交換網を提供することにある。

本発明の他の目的は、輸幀からの高速回復を提供することにある。

他の目的は、牛ニーの深さのスレ／／−ルドの指定セル消失の優先順位（［ＣＬ ＰＪ）を任意の中間ノードで越えるならば、その接続を使用してタグを付けられ たセルはドロップされるように仮想回線の保証最小情報速度（「ＭＩＲＪ）を越 える場合の送信元ノードでセルにタグを付けられることによって輸幀除去を提供 することにある。

他の目的は、実際に測定された接続の往復に基づいた送信速度更新間の適応区間 を提供することにある。

他の目的は、適応区間制御で使用するために仮想接続の往復伝送時間を測定する 手段を各メートに設けることにある。

他の目的は、通常の双方向トラフィックが無い場合、送信先ノードから送信元ノ ードまでの輸幀制御情報の送信のために監視セルを発生する手段を提供すること にある。

他の目的は、保証最小情報速度（ｒＭ　Ｉ　ＲＪ　）以上で、かつピーク情報速 度（ｒｌ”１ＲＪ）以下の休止情報送信速度（ｒＱ　Ｉ　ＲＪ　）を提供するこ とにある。

他の目的は、発生するために以前の調整結果を待っている間、又は以前の速度調 整結果を測定する間、送信先ノードから送信元ノードに送信されるフィード／＜ ツクセルへ／ダの速度変化フィードパ７クインデイケータを提供しないことにあ る。

バースト状態トラフィックを処理するセル交換通信ネットワークにおいて、仮セ 回線毎の接続に基づいた輸幀防止制御のための方法及び装置が記載されている。

この制御システムは、送信元ノード、選択中間ノード及び送信先ノードを備えて いる。送信元ノードは、ユーザのバースト状態データを受取り、キューイングし 、かつバッファリノグし、バースト状態データをセルにフォーマブト化し、かつ セル交換網を介して送信先ノードに仮想回線を接続することによってセルを送信 先ノードに送信できる。送信速度は、既存双方向仮想接続を使用して送信先ノー ドによって送信元／−ドに報告されるような仮想ネットワークの輸幀状態によっ て増分的に制御される。中間／−ドは、バースト状態セルを受取り、キューイン グし、パブファリングし、かつ関連初期輻幀インディケータと共に送信先の方向 に転送する。功期輸幀は、仮想接続キ二一及びバッファ長を監視することによっ て測定される。送信先ノードは輻幀インディケータと共にデータセルを受信し、 エツトユーザに送出するためにデータを再構成し、かつフォーマット化し、適応 間隔にわたって受信された輻幀インディケータをカウントする。フィードパＩり 速度制御信号は輻幀インディケータカウントから発生される。

本発明の他の目的、特徴及び長所は、下記の図面及び下記の詳細な説明から明ら かである。

図面の簡単な説明 本発明が、例として、示されており、同様なＩＩ照は同様な構成要素を示してい る添付図面においていかなる制限も示されていない。

図１は、音声及びデータのための通信ネットワークのブロック図である。

図２は、セルフ堵−マット図である。

図３は、通信ネットワークノードの機能ブロック図である。

図４は、データフロー図である。

図５は、セルネットワークにおける輻幀の例を示す。

図６は、輻幀によるスループ、ト及び遅延結果を示す。

図７は、セル交換網の内部輻幀回避（ｒｌｃＡＪ）機構を示す。

図８は、フレームリレーバッド（ｒＦＲｐＪ）の機能プロ／り図である。

図９は、送信器／受信器（ｒＴＸＲＪ　）の送信部の機能ブロック図である。

図１０は、ＴＸＲでしきい値化するセル消失優先順位（ｒＣＬＰＪ　）の２レベ ルを示す。

図１１は、ＦＲＰ及びフレームリレーインターフェース（ＦＲＩ）のアーキテク チャを示す。

図１２は、Ｔ１送受信器のブｃ＋２り図である。

図１３は、バースト状態データキュー図である。

図１４　（ａ）　及（７図１４　（ｂ）は、セルトラフィックサービスイングル ーチンのフロー図を含む。

図１５は、再生サイクルアルゴリズムを使用するＣビット計数間隔のタイミング を示す。

図１６は、データ速度制御アルゴリズムのフロー図である。

図１７は、ＩＣＡクレノノトマネジャー機能のフロー図である。

図１８は、セル送信器による多重バスセル送信キューのサービスイングためのフ ロー図である。

１胤望五咀 図１は、統合セル交換機２２と称される通信ノード２２を使用する全統合音声及 びデータＴＩ通信ネットワーク２０を示している。示されているネットワーク２ ｏは国内ネットワークである。当業者は、示されたネットワーク２ｏが、種々の ユーザ機器に対するインターフェース及び各７−ドに対するＴ１対Ｅｌイ／ター フエースを付加することによって国際トラフィックに合わせるために公知の方法 で修正され得ることが理解されるだろう。

各ノード２２は、公平にキューイングし、かつサービスする回路を含んでいるＴ １送信１ｌｉｌ／受信器を組み込む。Ｔｌ送信器／受信器は６つのセルトラフィ ッククラスをサポートする。すなわち、高優先順位（ＨＰ））ラフイック、音声 トラフィック、低速統計的（ＬＳＳ））ラフイック、高速確定的（Ｈ３Ｄ））ラ フィ１り、バースト状聾トラフィ１り及び同報通信トラフィックである。下記に 詳述されるように、各Ｔｌ送信器／受信器は、６つのキ１−及びサービスルーチ ンを介してトラフィッククラスをサポートする。このサービスルーチンは、通常 動作の下では、各トラフィッククラスに最少帯域幅量を保証し、予め規定された 優先順位機構により予備帯域幅を割当てる。

図１のネットワーク２０は、アトランタ、ボストン、／カゴ、クラス及びシアト ルにおけるノード２２を含む。各ノード２２はローカル通信機器に接続される。

例えば、アトランタでは、構内交換機（ＰＢＸ）電話／ステム２４、ファク７ミ リ機器２６、フンビ二−タ２８、ビデオ機器３０、ロー力ルエリアネットワーク （ＬＡＮＳ）３２、高速統計機器３４、制御端末３６及びプリッタ３ｓは全て統 合セル交換機２２に接続されている。ノード２２に関連する全ての通信機器は回 １ｓＴｌトランク４０を介して接続される。

各通信ノード２２は、その関連通信機器から存在する音声及びデータストリーム を取り込み、このストリームをより有効なセルフオーマノドに組立て、かつセル ７１回１ａ４２　（破線で示されている）を介してノード間にセルを送信する。

同様に、各通信ノード２２は、セル７１回１ｓ４２からセルを受信し、このセル をデータストリームに分解上これらのデータストリームを回線Ｔ１回線４０を介 して適当な通信機器に送信する。したがって、各統合／−ド２２は両者を情報の 送信元及び送信先としての役目を果たし得る。

用語「ＴＩＪは１，５４４，０００ビット／秒の同期データ速度で作動する電話 回線を示している。Ｔ１回線はディノタルであり、音声信号はＴ１回線を介して それらを送信する前にディノタル化される。ＤＳ−０信号標準の下では、Ｔ１回 線容１’１ｔ１１音声送信をサポートするためにそれぞれが６４，０００ピット ／秒で作動する２４の個々のチャネルにセグメント化される。

各ノード２２は、仮想接続を使用してセル７１回＠４２の見かけ容量を増加させ る。

すなわち、所与の送信元及び送信先対に特定の資源を与几ておくのではな（、各 ７−ド２２は、セル形の情報が存在する時だけ送信元及び送信先対に接続する。

セルが所与の送信元及び送信先対のために生成されない場合、間−のネットワー ク資源が他の送信元及び送信先対のためにセルを送信するために使用される。

情報がセル形でＴＩ回線４２を介してノード間に送信される。セルは一定長のパ ケットで、パケット交換におけるような単一のトラフィッククラスと対照的に多 数のトラフィッククラスを交換する／ステムに一般に使用される。パケットと比 較すると、セルの短いメノセーノ長は、セル交換網が非常に高速にネットワーク 使用を達成し、かつ短い送信遅延を保持することを可能にする。セルとパケット 間の差異にもかかわらず、ここでは用語は交換可能なように使用される。

一般的なセルフオーマノドが図２に示されている。セルは、情報の２４のオクテ ツト、すなわち８ビツトバイトを含んでいる。最初の２バイト、オクテツト０及 びオクテツト１はセルの仮想回１！識別子を表す。この仮想回線識別子は、セル がネットワーク２２を通ってセルフルーティノブすることを可能にする。オクタ 。

ト２、第３のバイトは、セル、すなわち、音声、ビデオ等内に含まれるデータの タイプを指示している。オクテツト２はまた、ヘッダの最初の４つのオクタｙ　 ）のエラー検査を実行するために７−ド２２によって使用される巡回冗長検査（ ｒＣＲＣＪ）符号を含んでいる。オクテツト３、セルの第４のバイトは、タイム スタッブ、幅部制御ビット、又はトラフィッククラスに依存するホップカウント を含む。セルの残りのオクテツトは一般に情報又はペイロードに振り向ける。

オクテツト２のトラライ１クタイプビツトを使用して、ノード２２は６つのセル トラフィックのタイプをサポートする。興なるトラフィッククラスの識別は、Ｔ ｌ送信！ｉｉ／受信器がキューイング及びサービスイングのためにセルトラフィ １りのクラスを識別することを可能にする。ノード２２によってサポートされる セルトラフィックのクラスは、高優先順位トラフィック、音声トラフィック、低 速統計トラフィック、高速統計トラフィ１り、バースト状態トラフィック及び同 報通信トラフィックである。

高優先順位セルはオクテツト２において２進１００で指示される。高優先順位ト ラフィ、りは、内部ノードセル交換機／セル交換機のメツセージを含む。このト ラフィッククラスは最高サービスイング優先順位を与えられるので、ネットワー クの故障及び過負荷が迅速に矯正され得る。

音声トラフィックはオクテツト２において２ｉ１１１００で指示される。音声ト ラフィックはパルス符号変ｇ　（ｒＰＣＭＪ　）音声信号及び適応差分パルス符 号変調（ｒＡＤＰｃＭＪ　）音声信号を含む。このようなトラフィックは比較的 にサービス遅延に耐えられないが、しかし所与のその冗長的統計的性質が、顕著 な逆効果なしにセルの何らかの間欠消失に耐える。

低速統計トラフィックは６４，０００ビット／秒以下で作動する機器で生成され るセルを含む。低速統計トラフィックは生成と送信間の何らかの遅延に許容でき るが、しかし、メツセージからの任意のデータ消失に許容できない。このトラフ ィッククラスはオクテツト２において２進１１１で表される。

低速統計セルはオクテツト３におけるタイムスタンプを伝える。タイムスタンプ を使用して、ノード２２が、低速統計セルがいかに長くネｙ）ワーク２ｏにいる かを決定でき、最も古いセルを最初に送信できる。タイムスタンプはまた、ソフ トウェア設定可能である最大年齢を越えるセルを放棄するために使用される。

高速統計セルは、高速全時間の音声又はデータ信号を含む。このトラフィ・νツ ノラスは非常に小さいサービス遅延を許容する。オクテツト２における２進１１ ０は高速統計セルを指示する。

ノード２２によってサポートされるセルトラフィックのバースト状態及び同報通 信のクラスは４つの他のトラフィックタイプと全く異なる。バースト状態及び同 報通信トラフィ１りは、高速統計データを、ローカルエリアネ・ｌトローラ（Ｌ ＡＮ）、ブリツノ、ルータ、とルータ及び高速セルスイッチのようなソースから 転送する。トラフィックの両方のタイプはバースト状態にょフて特徴付ｊすられ る。

ここで使用されるように、用語「バースト状態データ」は、７一ド２２間のバー スト状態の２地点間トラフィックを示している。同報通信トラフィックは、任意 あノードからネットワーク２ｏの全ての他のノード２２にバースト状態トラフィ ックを伝える。パルスト状態トラフィック及び同報通信トラフィックの両方は比 較的遅延には鈍感である。したがって、輻幀期間中、これらのトラフィッククラ スのセルは放棄されるよりむしろバッファされる。バースト状１トラフイｙりは オクテツト２において２道＋０１で表され、がっ同報通信トラフィックは２進０ １１で表される。

バースト状態トラフィック及び回報通信トラフィックはまた、各セルのオクテツ ト３がナツプカウントを含んでいる点で他のトラフィッククラスと異なる。ポツ プカウントはタイムスタンプと同様な目的に役にたつがＬがし、Ｘｉのタイムス タンプよりも実用的である。セルのポツプカウントは、送信元及び送信先間のそ の行程においてセルによって以前に交差されたノード２２の数を指示する。セル のホップカウントが大きくなればなるだけ、トラアイ１ククラス内の他のセルに 比べてセルのサービス優先順位が大きくなる。一つの実施例では、最大ホップカ ウント旧５である。しかしながら、この数はソフトウェア選択可能であり、特定 のネットワーク適用に適合するように修正される。

本発明のＴＩ送信器／受信器（ｒＴＸＲＪ　）及びフレームリレーＰＡＤ（ｒＦ ＲＰＪ）を含むノード２２のブロック図が図３に示される。ノード２２内の回路 は２つの基本的機能を実行する。ノード２２がメノセー２源としての役目を果た す一方、セグメンテー／ヨンは通信機器から大刀するビットストリームを受信し 、それをセルフオーマットに組立てることを含む。トランクインターフェースユ ニ・、トはキューデータをバッファし、ネットワーク２ｏを通してセルに経路指 定する。同様に、／−ド２２がメツセージの送信先の役目を果たす場合、トラン キングインターフェースはセルを受信し、再組立てのための適当な回路にこれら を経路指定する。

再組立てはセルをデータストリーム又はフレームスドリームにデータを変換する 処理である。

ノード２２は、プロセッサコントローラ５ｏ１データ組立て器／分解１　（ｒＰ ＡＤＪ　）群５２、音声デーＩＭ立てｌ／分１１ｇ　（ｒＰＡＤＪ　）１５４、 ＴＸＲ５６、回線／セルＴ１インターフェース５８及びＦＲＰＳ９を含む。２つ のバスを含む全／ステムの７ステムバス６０は、データを転送し、ノード２２を 通して情報を制御する。システムバス６０の一部、多重バスはセルを交換するた めの高速統計バスである。また、バＸ６０（７）　一部、制御ハｙ、＋ｔ、／　 −Ｆ２２ノｆｆ１ｌｉ！要素６０．５２．５４、Ｓ６．５８及ヒ５９ｔ−１１１ 成し、管理し、かつ監視する。

プロセッサコントローラ５ｏは、制御端末及びプリンタを使用してオペレータか らの指令によってノード２２内の種々の回路を管理する。プロセ・ｙサコントロ ーラ５０はネットワーク構成データベースを介してセルのＩｌ路指定を管理する 。プロセッサコノトローラ５ｏは、制御バスを介して制御及び構成情報をそのそ れぞれが８０Ｃ３】コントローラによって制御バスに結合されている５０．５２ ．５４．５６．５８及び５９に分配する。さらに、アトランタ、ボストン、／カ ゴ等のネットワークプロセッサフットローラ５Ｇは、全ネットワーク機能を実行 するために協働する。

プロセッサフットローラ５ｏは、その基本処理ユニットとしてイリノイ州、ンヤ ウムベルグのモトローラ社によって供給された１６ビツトの６８０００マイクロ プロセツサを使用する。この６８０００マイクロプロセツサは、統合セル交換機 ２２を制御し、診断し、かつ監視するためのソフトウェアを含んでいる。このソ フトウェアは、２メガバイトのフラノ／ユＥＦＲＯＭ及び８メガバイトのＤＲＡ Ｍに記憶されている。プロセッサコノトローラ５ｏの好ましい実施例はまた、制 御バスを管理するためにカリフォルニア州、サンタクララのインテル社によって 販売されているバスコノトローラを使用する。

ノード２２のセグメンテー／Ｗン及び再組立て機能の一部は、音声／データプロ セタサ６２によって実行される。音７！Ｉ／データプロセ！す８２は、ＤＳ−０ を使用してセルＴ】のための音声及びデータサンプルのセルを組立て、かつ分解 する。これは、モデム及びＦＡＸ機によって発生される音声帯域データを含んで いる。音声、／デークプロセノサ６２は双方向である。

ネットワーク２０内の各音声接続は、２つの音声／データプロセッサ６２を必要 とし、接続の各端部で１つの音声／データプロセッサ６２を必要とする。音声ア クティビティ検出を使用して送信元の音声／データプロセッサ２２は、いつセル が発生されるかを決定する。音声アクティビティ検出は、ＰＣＭ音声の２：１圧 縮を提供する。送信元の音声／データプロセッサ６２は、ＴＩボートから音声を 抽出し、それをパケット化し、このパケットを遠隔音声／データプロセッサ６２ に送信する。

この遠隔音声／データプロセッサ６２は、セルストリームからの音声信号を再組 立てし、次にこれを過当な外部装置、例えば、ＰＢＸ２４に回す。

音声圧縮器／伸長器６（は、音声／データプロセッサ６２から音声サンプルを受 取る。この音声サンプルは、ノード２２が送信元の役を務める場合、ＰＣＭから 圧縮適応差分パルス符号変ｒＡ（ＡｏｐｃＭ）に変換される。音声圧縮ｔｌ！／ 伸長器６４は、ノード２２が送信先の役を務める場合、ＡＤＰＣＭをＰＣＭに変 換する。

同期データインターフェース６６、同期データセル組立て器／分解器６８及び低 速データセル組立て器／分解器７０は、ノード２２内のセグメンテーシ讐ノ及び 再組立て機能の池の一部を実行する。通常、パケット組立て器／分解器（ｒＰＡ Ｄｊ　）と呼ばれるセル組立て器／分解器６０及び７０の両方は、データセルを バッファし、組立て、かつフォーマット化する。セルはシステムバスに送信され 、システムバスから受信される。同期データＰＡＤ６Ｂは、４つの異なる物理的 インターフェースを提供する。すなわち、Ｒ５２３２Ｃ／Ｄ　（Ｖ、２４）、Ｖ 、３５、Ｒ５４２２／４４９及びＸ、２１／Ｖ、ｌ　Ｉ？ある。低速データＰＡ Ｄ７０は低速データストリ−ノ１ンをサポートする。低速データＰＡＤ７０及び 同期データＰＡＤ６８１７１両方は、反復パターン抑制を使用して透過性のビノ トフォビノト伝送又はデータ圧縮のために構成され得る。

フレームリレーＰＡＤ　（ＦＲＰ）５９は、高速バースト状態データ及び回報通 信データのセグメノテ＝ノ１ン及び再組立てを実行する。フレームリレーＰＡＤ ５９は、一般にルータ及びブリツノのようなＬＡＮ装置に接続される。本発明で は、ＦＲＰ５９はＴＸＲ５６と協働してネ・１トワークセルの速度制御機能を提 供する。

ノード２まためのキニーイング及び伝送機能は、図３のＴＩ　ＴＸＲ５６及び回 線／セルインターフェース５８によって提供される。ＴＸＲ５Ｇは、セルフ１回 線４ｏに送信されるべきセルのための経路指定テーブルを含み、がっこれらのセ ルのためにバッファするか又はキューするかである。／−ド２２によってサポー トされる６つのトラフィックタイプのそれぞれは、下記に詳述されるように別々 にキューされる。ＴＸＲ５６は、Ｔ１回線フレーミ／グ及び信号制御、セルサー ビスイング及びアラーム検出や発生を実行する。回線／セルインターフェース５ ８は、双方向の１１回１ａ４Ｑ及び４まためのインターフェースサポートを提供 する。セル７１回線４２がらの両極性信号の／−ド２ｚの内部に使用するための 論理レベルへの変換はまた、回線／インターフェース５８によって実行される。

データは、データＰＡＤ対６８．７ｏ又は５９間の仮想回線を介してＴ１ネット ワーク２０と交差して送信される。ノード２２のデータの流入出は図４に示され ている。

ローカル通信ａ器からのデータストリームは、同期データＰＡＤ６８、低速デー タＰＡＤ７０、又はフレームリレーＰＡＤＳ９のいずれかによって受信される。

送信元のデータＰＡＤ６８．７ｏ、又は５９は、データのボーレートに比例する 速度でデータセルを形成する。ＰＡＤ６ｇ、７０．又は５９は、ＴＸＲ５６に送 出するために７ステムバス６０にセルを渡す。送信器／受信器５６は、セルがセ ル／回線インターフェース５８への送出を待っているトラフィックタイプにより 適当なキューにセルを配置する。セルはセル／回線インターフェース５８によっ てセル７１回１１４２に送信される。

／−ド２２に入るセルトラフイーＩりは逆経路をたどる。

図５は、ネットワーク２ｏに対する輻幀間隔の開始を説明することにおいて使用 するための４つのノードネットワーク２ｏの例である。バースト状態データは、 ノード２２−Ｂを介してノード２２−ＡのユーザＡとノード２２−ｃのユーザＣ 間を結合するものと仮定する。その間にはＦ　ＲＰ　５９Ａｌ、Ｔ　Ｘ　Ｒ５６ Ａ１、Ｔ　Ｘ　Ｒ５６Ｂ１、Ｔ　Ｘ　Ｒ６６Ｂ２、Ｔ　Ｘ　Ｒ５６Ｃ１、及びＦ 　ＲＰ　５９Ｃ１が含まれる。さらに、その後、ユーザＤがノードＢを通してノ ード２２−Ｃのユーザｃ２とのバースト状態データの結合をさせることを確立す ルト仮定する。ソノ間ニＩｔ、Ｆ　ＲＰ　５９Ｄｌ、Ｔ　Ｘ　Ｒ５６Ｄｌ、Ｔ　 Ｘ　Ｒ５６Ｂ３、ＴＸＲ５６Ｂ２．７　Ｘ　Ｒ５６Ｃ１、及びＦ　ＲＰ　５９Ｃ ２が含まれる。過剰な利用する入力負荷のため、ユーザＡ又はＤのいずれかがそ の伝送速度を増加し、結合されるバースト状態のデータ速度が７−ド２２−Ｂ及 びノード２２−Ｃを接続するトランク４２の使用可能容量を越えるならば、ノー ド２２−Ｂは、共通のＴＸＲ５ＧＢ２（陰付けされて示されている）で軸輪状態 になる。同様に、ユーザＣ２とノード２２−Ｄ間の結合バースト状態トラフィッ クに例えば、ユーザＢと７一ドＤ間の結合バースト状態トラフィ１りが加えられ 、ノード２２−Ｂ及び２２−Ｄ間の使用可能帯域幅を越えるならば、ノード２２ −Ｂ及び２２−Ｄを接続するセルトランク４２にインターフェースするノード２ ２−ＢのＴ　Ｘ　Ｒ５６Ｂ３で軸輪が逆方向に生じ得る。

図６は、提供された負荷帯域幅の関数としての実効ネットワーク帯域幅及び遅延 に対する軸輪結果を示している。低平均負荷速度（領域Ｉ）で、スループ・１ト が負荷と共に直線的に増加する一方、遅延は負荷と共に適度な増加速度を示す。

スルーブツトがネットワーク情報の速度容量に近づく時、平均キュー長が増加す るような緩慢な軸輪が生じる（領域１１）。スルーブツトは、提供された負荷が 増加すると僅かだけ増加しながら、飽和する一方、遅延は急峻な増加を示す。最 後に、提供された負荷がもっと増加するならば、領域１１１に到達する時、スレ ッシ１ルドを越え、スループｙｈ（Ｎ密な軸輪）におけるブレークダウンを生じ 、したがって一定の再送信を必要とするデータ消失のため無制限な遅延を生じる 。

セル交換網の帯域幅資源を有効に使用するために、そのピークに提供された負荷 が、特にネットワーク遅延に寛容なバースト状態のデータに対して適当にノイツ ファリノグすることによって適合されることが望ましい。バースト状態データは 、制御されないならば、Ｉｊｌ幀を生じさせるか又はネットワークが高パーセン テージの平均未使用帯域幅で作動することを要求するかのいずれかである高帯域 幅の短期間メノセーノである傾向がある。平均の提供された負荷がピーク負荷が 厳しい軸輪を生じさせそうにない図６の点Ａで動作するのが理想的である。

後述の軸横防止制御方法及び装置は、記載されるタイプのセル交換網に適用され る。これらのセルネットワークは、ｌ５ＤＮネｙトワークのＣＣＩＴＴの非同期 転送モード（ｒＡＴＭｊ　）の適応レイヤで作動するユーザのデータポートにイ ノターフエースするように設計される。このセルネットワークは、その入力ノー ドでフレームリレーデータを受取り、その出力ノードでフレームリレーデータを 発生する。セル交換網の全動作は、フレームリレーユーザに完全に透過であるこ とを意図されている。この理由のため、この軸輪制御システムは、今後、内部軸 輪回避（ｒｌｃＡＪ）方法及び装置と呼ばれる。ここで、「内部」はセル交換網 の内部を意味する。

図７は、内部軸輪回避フィードバック制御システムの抽象的表現である。ＩＣＡ フィードバック制御／ステムの目的は、ネットワークノードのバースト状態のデ ータキューの軸輪の開始を予想し、タイミングがよい方法で初期の軸輪の原因を 訂正することにある。各チャネルに基づいて、軸輪に影響する各バースト状態の 送信元ノードが入来するユーザデータを受取る速度を制御することによって、訂 正動作が行なわれる。

図７では、ノード２２−＾は送信元ノードで、ノード２２−Ｂは中間ノードて、 ノード２２−Ｃは送信先／−ドである。ノード２２−ＡのＦＲＰＳ９は、入力仮 想データポートの一つからのユーザデータを受取る。入力データはバースト状態 フレーム化データを含んでいることが仮定される。ＦＲＰＳ９は、データフレー ムをセルに分解し、かつセルが仮ぜ接続１８２を介して中間ノード２２−Ｂに送 信するためにＴＸＲ５６に送出される速度を調整する。ノード２２−Ｂにおける 他のＴＸＲ５！ユニット（図示せず）は、それぞれバースト状態データセルを受 信する。各受信ＴＸＲ５６は、１つ以上の共通トランクを介して送信するために ＴＸＲ５６の適当なバースト状態データキューにシステム６０を介してバースト 状態のデータセルを向ける。

ノード２２−＾及び２２−Ｂの出力ＴＸＲ５６ユニツトのそれぞれは、そのバー スト状態データキュー長を監視することによってトラフィック制御及びＩＣＡ検 出機能を実行する。キ１−長が所定のスレｔ７ｗルド長を越えるならば、スレッ シ１ルドを越える間、軸輪イノディケータビット（Ｃピット）がノードＢから７ −ドＣに送信される全バースト状態データセルのヘッダ（オクテツト３、ビット ５）にセットされる。この同じＴＸＲ５８ユニットはまた、軸輪条件が必要であ る場合、セル放棄を含むトラフィｙり制御機能を実行する。

ノード２２−Ｃへの入力で、ＴＸＲ５６が前述の受信機能を実行し、かつセルが ユーザＣの仮想ポートに送出するためにフレームに組立てられるシステムバス６ ０を介して出力ＦＲｒ’５９ユニットの適当なキューにセルトラフィックを向け る。さらに、ＦＲＰ５９は、各バースト状態データ仮想回線のヘッダを調べ、か つ平均Ｃビット速度とスレノンボルド基準値とを比較することによって軸輪状態 の推定を生成する。スレノ／ｇルドを越え、初期軸輪をｔ′ｆ１示するならば、 ＩｃＡ速度制御メツセージは、ユーザＡの入力速度がその仮想回線に存在する軸 輪を軽減するために減少される送信元ノード２２−Ａにおける送信元ＦＲＰ５９ ユニットにフィードバックされる。

送信元ノード２２−＾のＦＲＰ５９ユニットはまた、過剰速度でユーザＡによっ て送出されるバーストデータセルにしるしを付けることによって付加トラフィッ ク制御の特徴を提供する。セル消失優先順位（ｒｃＬＰＪ）インデイケータビ・ ノドは、セルヘッダ（オクテツト３、ビット４）にセットされ、一度セノドされ たＣビ。

；・と同様に送信先ＦＲＰ５９へのその行程中ずつとセットされたままである。

このＣＬＰビットは、軸輪条件によって要求される時放棄するためのセルを優先 順位を付けるためにノード２２−Ｂの中間送信ＴＸＲ５６によって使用される。

断定されたＣＬＰビットによってしるしを付けられたセルは最初に放棄される。

勿論、所与のデータフレームにおける任意の一つのセル放棄はデータの全フレー ムの送Ｍを必要とする。２つのスレツノ１ルドアルゴリズムは、高確率で、同じ フレームに属するセルを放棄するために使用される。

このＩｃＡ制御／ステムの概観は、送信元と送信先間のデータ送信仮想リックに 関して説明されたけれども、仮想接続は通常、共通資源を共有する双方向接続で あることに注目すべきである。したがって、一つの実施例に対して、送信元及び 送信先ノードの両方は対バ的に交換可能な役割を有する。下記の考察で分かるよ うに、各ＦＲＰ５９及びＴＸＲ５６は、ノード入力データをシステム／シス６０ に結合する独特な受信機能及び／ステムバス６０からのデータをノード出力に結 合する独特な送信機能を有する。

ＩｃＡ速度制御フィードバック経路】８０は、既存の仮想接続の帰路である。中 間ノードＢは、ｙ・ずしも仮想接続を実施するためのものでもなく又はｌ　ＣＡ ／ステムの動作のためのものでもない。その代わりとして、中間ノードＢは、同 様な機能を実行するかなり多数の連結中間ノードを表すものと解釈されるべきで ある。

図８は、ＦＲＰＳ９ユニットのより詳細な機能記述である。ユーザ入力４ｏに到 着する入力ユーザデータは、データと、保証最小情報速度（ｒＭＩＲＪ）、フミ ブトバースト期間（Ｂｃ）及び休止情報速度（ｒＱ　Ｉ　ＲＪ　）タイムアウト パラメータ、ＴＱを比較するトラフィックモニタ８０１によって受取られる。所 与の接続に対して、ＭＩＲが越えるならば、ＣＬＰビットがＭＩＲを越える各フ レームにセットされる。フレームは、別個の仮想接続（ｒＶＣＪ　）牛、−８０ ３に、接続毎に一つ記憶される。セグメンタ−８０５は、サービスプロトコルに よって規定された順序でＶＣ＋ａ　８０３のデータで作動し、セル送信１８０７ によってノード２２のシステムバス６０に送（ＮされるＶＣセルにＶＣフレーム をセグメント化する。さらに、セグメノタ−８０５は、そのフレームがセットさ れているそのＤＥビット（フレームリレーレイヤにおける過剰フレーム速度を指 示する）と共に受信されたならば、フレームの最後のセルに１ビツトをセットす る。セル送信器８０７によって各仮想接続に対してセルを送信する速度は、増分 的に可変送信速度を与えるために速度コントローラｆｉｌ＋と協力して作動する クレジットマネーツヤ８０９によって制御される。Ｃｍａｘは、仮想接続がアイ ドルである時、所与の仮想接続によって累積される最大数のセル送信クレジット を指定するクレジットマネージャ８０９に対して構成可能なパラメータである。

速度コントローラ８１１は、各ＶＣセル速度を休止情報速度を表す構成パラメー タＱＩＨに等しい値に最初にセットする。ＱＩＲは、保証最小情報速度（Ｍ　Ｉ 　Ｒ）によって下側に境を接し、かつピーク情報速度パラメータ（ｒＰＩＲＪ） によって上側に境を接する。速度設定は、その後、セル受信器８１５を介してＶ Ｃの送信先ＦＲＰ５９から受信される速度コマンドによって動的に調整される。

一つの好ましい実施例に関しては、リターノトラフィフクのセルヘッダ（オクテ ツト３、ビット２及び３）に埋め込まれた２ピット符号化メツセージは、４つの 状態速度メツセージ、すなわち、増加、減少、急速な減少及び変化なしを符号化 するために使用される。速度制御メノセーノに応じて、コントローラ８１１は、 速度を線形付加増分（一般にＭＩＲのｌ／１０）だけ増加し、増分的に速度を７ ／８又は１／２の係数を掛けただけ減少する。軸輪と共にセル消失が送信先ＦＲ Ｐ５９によって検出される時、後者が使用される。コントローラ８】１はまた、 十分なデータがデータ速度増加を保証するためにあるかどうかを見るためにＶＣ キューの深さを監視する。

十分なデータがないならば、増加はされない。トラフィックモニタ８０１はまた 、構成パラメータＴＱに等しい期間トラフィックモニタ８０１に提供されるいか なるデータもない時、速度をＱＩＲにリセットされるようにするリセット信号を コントローラ８１１に提供する。

クレジットマネージャ８０９は、各仮想接続が、セルをシステムバス６０に送信 するためにセル送信器８０７によって許可された間隔を制御する機能を実行する 。

ＦＲＰ５９の受信部は、セル受信器８１５、再組立て器８１フ、ＤＥフフィタ８ １２、ポート送信器、−８１９及びトラフィック分析！！８＋３を備えている。

受信器ｌ１１５は、結合の他の端末ノードからその仮想回線データを受信するロ ーカルシステムバス６０にインターフェースする。軸輪インディケータ（Ｃビッ ト）及び消失データ情報がトラフィック分析器８１３に提供される。セルデータ は、セルからのフレームを再構成し、かつＤＥピットが送り出しユーザから受信 された時フレームにセットされたことをフレームの最後のセルが指示するならば ＤＥをセットする再組立て器８１７に進められる。ＤＥフフィタ８２１は、ボー ト送信キューの深さを監視し、かつ全キューの深さの約７５％にセットされてい るスレツノ謬ルドＤＥｔｈとボート送信キューの深さとを監視する。スレノアＷ ルドを越えるならば、断定されたＤＥビブトを有するフレームは最初に放棄され る。

トラフィック分析１ｇ＋３は、図３のローカルノード２２のｐｃｃｓｏによって 提供される測定往復遅延（ｒＲＴＤＪ　）にわたって平均Ｃビット速度を分析す る。Ｃビットの平均カウントが所定のスレ、７璽ルドＴＡｔｈ（一般に全可能カ ウントのｌ／２である）を越えるならば、緩慢な速度減少メソセージが発生され 、かつそれがセルヘッダに埋め込まれ、他の端末ＦＲＰ５９に送信されるセル送 信器８０７に供給される。セル消失があるならば大きい速度減少メノセーノが送 られる。スレノノヨルドを越えないならば速度増加メノセーノが発生される。変 化なし速度メツセージは、２つの時間間隔ＲＴＤの間、全送出セルと共に送られ るので、前の速度変化メノセーノの結果が付加変化を導入されないうちに観察さ れる。この遅延調整は安定な軸輪制御に必要である。

トラフィック分析器８１３はまた、ボート送信キュー８１９を監視する。特別の ■Ｃによって使用される出力ポート送信キューが初期軸輪を示しているならば、 ＴＡｔｈのスレノ／タルトを越えないｖｃ平均Ｃビットカウントに基づいて、ト ラフィック分析器８１３によって発生された任意の速度増加メツセージは、たと えＣビットカウントスレノンラルドＴＡｔｈを越えてなくても、速度減少メツセ ージに変更される。一つの実施例では、出カポート初期輻幀は、ポート送信器５ −ａｔｓの平均のキューの深さと構成可能スレノ／１ルドＰＱｔｈとを比較する ことによって決定される。ＰＱｌｈスレノ／ツルドは、通常４にバイトに設定さ れる。この４にバイトは、６４にバイトキュー容量の何分の１かである。平均の 牛ニーの深さは、期間を平均する再生サイクルを使用してトラフィｙり分析器８ １３によって分析される。

再生サイクルは、バーストデータのビジー開隔＋アイドル間隔として定義される 。この平均値は次のサイクルの全持続時間の間使用される。その代わりに、再生 サイクルが非常に長い場合、平均化は、前の再生サイクルカウント並びに前再生 すイクル時間＋現在の次の再生間隔の一部にわたって平均化された現再生サイク ルカウントを含んでいる。

さらに、テスト発生器８６１、エコーユニット８６３及び測定ユニット８６５は 仮想接続のＲＴＤを測定する手段を備えている。周期的に、ローカルノード２２ のｐｃｃｓ。

は、セル送信器８０７によって送信するための高優先順位ＲＴＤを発生するよう にシステムバス６０を介してテスト発生器８６１に指令することによってＲＴＤ 測定テストを開始する。ＲＴＤセルがそのＦＲＰＳ９のセル受信器８１５によっ て他の端末ノードで受信される時、それはＲＴＤエコーユニｙト８６３に向けら れ、かつその関連セル送信器８０７を介して高優先順位ＲＴＤセルとして再送信 される。このエコーＲＴＤセルの受信の際、開始ノード２２のセル受信器は、原 ＲＴＤセル送信時間とそのエコー受信の間の経過時間を測定するＲＴＤ測定ユニ ット８６５にセルを向ける。

ＲＴＤ測定ユニット８６Ｓは、ＲＴＤ構成パラメータとしてのこの情報をトラフ ィック分析器８１３に次々に供給する／ステムバス６ｏを介してこのデータをｐ ｃｃｓｏに供給する。

図９は、ＴＸＲ５Ｇの送信部のより詳細な機能プロ、り図を示す。このＴＸＲ５ ６の一部は、好ましい実施例においてトラフィック制御及び軸輪検出を提供する 。

片側で、ＴＸＲ５６は、それが共通トランク４２を介して送信されるようにされ たセルを受信するそのローカルノード２２のシステムバス６０にインターフェー スする。

ＴＸＲ５６の入力に到着するバースト状態のセルはトラソイ１ククラスによりキ 、−１３５に記憶される。バースト状態のセルはＢＤ４−一部８５５でキューさ れる。平均のキューの深さと構成可能なスレｌ／ＭルドパラメータＥＣＮｔｈを 比較することによって軸輪検出ｉ！１８５７による初期軸輪の指示のために、こ のＢＤ牛、　−８５５で平均の深さが監視される。スレノン−ルドを越えるなら ば、セルサーバによって処理される次のバースト状態のセルはそのへノダにセッ トされたＣビットを有する。

スレノ／１ルドＥＣＮＬｈは、キュー長による許容可能遅延量を導入するために 選択される。３０セルの値は許容可能であることが分かった。

平均８Ｄキユー８５５のキューの深さはまた、期間を平均化する再生サイクルに 基づいている。また、ＢＤキュー８５５の深さは、スレツノＷルドＣＬ　Ｐ　ｔ ｈｌを越えるならばセットされるＣＬＰビットを有する到着のバースト状嘘のセ ルを放棄するＣＬＰフィルタ８５１によってセルの放棄を制御するために使用さ れる。ＣＬＰとラベルを付けられたセル放棄は、第２のスレッシ嘗ルドＣＬｌ’ ｔｈ２　（ＣＬｒ’Ｌｈ２≧ＣＬ　Ｐ　１ｈｌ）を越える間は持続する。この方 法で、ヒステリシスが、制御機構に備えられているので、それは、図１０に示さ れているように同一フレームに属する下記のセルを放棄する傾向がある。この戦 略は、所与のフレームに属するセルが一旦放棄されると、全フレームの再送信を 要求する全フレームの整合性は破られることを認識する。また、この制御方法は 、単一のスレｙ７ｇルド値の近くを振動するよりもむしろよりありそうな軸輪を 軽減するという付加された利点を有する。

スレノノヨルドＣＬＰｔ旧及びスレｙ／ｖルドＣＬ　Ｐ　ｔｈ２は、図３のｐｃ ｃｓｏによって供給された構成可能なパラメータで、かつキュー容量の約７５％ 及び２５％にそれぞれ設定される。

種々の実施例の説明及び理解を容易にするために、下記に本発明が実施されるＦ 　ＲＰ　５９＆びＴＸＲ５６アー牛チク千ヤ及びハードウェアをより詳細に説明 する。

図１１は、一つの好ましい実施例において、ＦＲＰＳ９のアーキテクチャ及びＦ ＲＰ５９〜４つのｖ、３５データデートにインターフェースするために使用され るフレームリレーイノターフエース（ＦＲＩ）ユニット３００のアーキテクチャ を示している。

ＦＲ１３００＋７）ＤＭＡコン）ｏ−５３０１は、グｏ　−ｔ＜　ルア　Ｌ／　 −Ａ　ＲＡＭ　２３０と双方向／リアル通信コントローラ（ｒＳＣＣＪ）間にイ ンターフェースするモトローラ社の専用ディジタル信号プロセッサ（「ＤＳＰＪ 　）である。４つのｖ、３５のボートが設けられている。そのそれぞれは、２． ０４８Ｍビット／秒までのビット速度で全二重で作動することができる。Ｄ　Ｍ 　Ａ　３０１は、５ＣＣ３０３を介してボートからフレームを受取り、それらの フレームをグローバルフレームＲＡＭ２３０のフレームバッファ２３７に記憶す る。また、ＤＭＡ３０１は、フレームバッファ２３７からのフレームをＳ　ＣＣ ３０３を通してデータボートに送信する。データ転送に加えて、ＤＭＡ３０１は 、フレーム割込みの開始及び終了を処理し、５ＣＣ３０３から巡回冗長検査（ｒ ＣＲＣＪ）イノディケータを抽出し、かつそれをフレームに付加し、グローバル ７　レームＲＡ　Ｍ　２３０の＋、−４ＪしてＡ　ＣＰ　２００のフレーム送信 コントローラ２０２及びフレーム受信コントローラ２０１にインターフェースす る。一旦、データボートが構成され、かつイネーブルされると、Ｄ　Ｍ　Ａ　３ ０１は、入来フレームデータを記憶して使用するためのボートフリーバッファキ ュ−２３４からフレームバッファ２３７にχ１するディツタを受取る。全ボート は同時に作動するため、ＤＭＡ３０１は、各ボートのために別々の制御プロ、り を保持する。フレーム割込みの開始又は終了がフレーム受信中に発生される時、 Ｄ　Ｍ　Ａ　３０１は、ボートフレーム受信器、−２３１を通してフレーム受信 コノトローラ２０１に通知する。フレーム送信のために、ＤＭＡ３０１は、フレ ーム送信キュー２３２（ボート毎に一つ）にボールする。それぞれの制御ブロッ クは各ボートのために保持される。全連鎖フレームは、各フレームバッファのた めにＡ　ＣＰ　２００の介入なしに送信又は受信される。Ｄ　Ｍ　Ａ　３０１は 、それぞれの送信又は受信されるフレームのために下記の情報を保持する。すな わち、グローバルフレームＲＡＭ２３０のフレームの開始に対するポインタ、Ｒ ＡＭ２３０の現作業記憶位置に対するディツタ及び現フレーム長である。

ＦＲＰ５９は４つの主要なユニットを備えている。すなわち、管理／通信プロセ ッサ（ＡＣＰ）２００、多重ボート付グローバルフレームＲＡ　Ｍ　２３０、セ ル受信器２１０及びセル送信器２２０である。４つのプロセッサはＦＲＰ５９の ボード上に含まれる。

すなわち、４つのブロモＩすは、ＦＲＰ５９を７ステムバス６０にインターフェ ースする制御バスカーネルの機能を果たすインテル社の８７５１マイクロコンピ ユータ、管理機能及び主通信機能（Ａ　ＣＰ　２０Ｇ）に役立つモトローラ社の ６８０２０マイクロプロセツサ、２つのモトローラ社の５６００１ディノタル信 号プロセッサ、その１つはセル送信器専用であり、もう一つはセル受信器専用で ある。図５は、Ａ　ＣＰ　２００の６８０２０マイクロプロセ・ｙすと受信器２ １０、送信器２２０及びＤＭＡ３０１における５６００１マイクロプロセツサ間 の２つの経路を示す。実線は、マイクロプロセッサとグローバルフレームＲＡＭ ２３０間のデータ及び制御情報の一般的な流れを表している。通常のフレームリ レー通信はこれらのデータ経路を通して行なわれる。破線は、Ａ　ＣＰ　２００ と診断及び統計収集のような管理機能を処理する８５６００１マイクロブロセ１ すのホストポート間の第２次制御経路を示している。

Ａ　ＣＰ　２００の制御パスコマッドサーバ２０３は、／ステムバス６０の一部 の制御バス９５を介してプロセッサコントローラ５０（図３）から受信されたコ マンドに応答し、制御バスカーネルマイクロフンピユータへのＦＩＦＯキ二一を 経てプロセッサフットローラ５０に応答を転送するか又はコマンドを通信ユニッ ト、すなわちフレーム受信コノトローラ２０１及びフレーム送信コントローラ２ ０２に転送する事象サーバ２０４に応答を送る。コントローラ２０＋及び２０２ は実時間制御機能を実行する。セル送信器２２０は、Ｆ　Ｒｌ　３００データポ ートから受信されたフレームをセルネットワーク接続にマツプし、ＩＣＡ制御機 構を付け、フレームをセルに分割し、送信先ノードの方へ多重バス上のセルを送 信する。セル送信器２１０は、多重バス９６からのフレームフラグメント（セル ）の受信を調整し、セルをフレームに再組立てする。フレーム送信コントローラ ２０２は、再組立てが行なわれるＲ　Ａ　Ｍ　２３０を通してセル受信器２１０ をＤ　Ｍ　Ａ　３０１に結合する適切なユーザボートにこれらのフレームを送信 する。送信フットローラ２０２は、再組立てられたフレームデータを記憶するよ うに使用するために次のバッファを決定するのに受信器２１０を使用するため多 重バスフリーバ／ファキ、−２３３を保持する。Ｌ　Ｍ　ｌ　２０５は、■　３ ５物理リンクの完全性を検証し、かつセルネットワークからの状態をユーザ装置 に提供する任意のローカル管理インターフェースである。これらのＡＣＦ機能（ 受信コントローラ２０１、送信コノトローラ２０２、コマンドサーバ２０３、事 象サーバ２０４及びＬ　Ｍ　ｌ　２０５）は、６８０２０マイクロプロセツサで 実行するオペレーティングシステムの下で実行されるタスクである。

セル受信器２１０及び送ｒＭ器２２０は、専用コントローラとして作動する。こ れらと通信コノトローラタスク２０１．２０２及びＤ　Ｍ　Ａ　３０１間の通信 は、主にグローバルフレームＲＡＭ２３０のキューによってである。これらのキ ューを使用することは、これらのキューが大きな要求群に稀に作動することを可 能にする通信制御タスクのタイミノグ要求を簡単にする。

キュー２３６は、セルのための仮便回線識別子、セルヘッダに配置されるべき初 期タイムスタッブ値及びセルがフレームフラグメントの開始、中間又は終了かど うかの指示を送るためにオクテツト数と共にＲ／Ｍ２３０のフレームバメファ２ ３７のセルデータのロケ−シランを乎旨示する。

セル送信器２２０は、クレジットマネージャ（ＴＸＲ５６によりセルトラフィ１ りをサービスイノグするために説明されたものと同様である）によって多重バス ９６上のセルの送信速度を制御する。フレーム指示の開始後、多重バス９６上に 送信するためのセルのキューイングは、下記の一つが生じるまで生じない。

（１）フレームの終了の指示が、フレームの正確な長さは既知であるようにフレ ーム受信キュー２３１で受信されるか又は（２）フレームの開始の指示が受信さ れてきた全セルペイロードデータのために十分であるので、データが受信される 。

セル送信器、、−２３６は、これらの２つの条件（セルを送信するに十分なデー タを保証する）の一つが優勢であるかどうかを見るために連続的にボールされる 。

もしそうならば、制御が後述されるべきＩＣＡクレジットマネージャ制御機構に 委ねられる。

（Ｊ＋２は、セルトラフィ１りをキュー及びサービスする回路及び方法を実施す るＴ１送信器／受信器５６を示している。ＴＩＴＸＲ５６は、２部、すなわち送 信器７２及び受信器７０に分割されている。

受信状態制御７４は、Ｔ１受信器７０の動作を調整する。他のノード２２からの 入来データは、回＠／セルインターフェース５８によって送られたＴＩビットス トリーム８０及び抽出クロック８２として受信される。ＴＩデフレーア８４は、 入来ビットストリームからＴ１フレーミングパターンを取り去り、デスクランブ ラ８６及びＣＲＣチェッカ８８を通して受信されたセルのオクテツトを送る。セ ルのためのＣＲＣがエラーであるならば、セルは破壊される。ＣＲＣが正しいな らば、セルは受信パケットＰＩＦＯ９０に配置される。

多重バス出力制御９２が多重バスアドレス及び制御信号９４によってそれがセル を多重バス９６にディスバッチすることを通知される時、受信パケットＰＩＦ０ ９０に記憶されている最初のセルは出力レジスタ１００を通して多重バスのデー タバス９８に駆動される。受信パケｙ）ＦＩＦＯ９０にセルが何もないならば、 「オールｌ」からなるセルは多重バスのデータバス９８に書込まれる。

Ｔ１送ｆΔ器７２の動作はキューマネージャ７６によって調整される。キューマ ネージャ７６は、高速マイクロブロセｌす＋１０、ＲＡ　ＭＩＩ２及びプログラ ムＲＯＭ１１４を含んでいる。公平なキュールーチン及びサービスルーチンは、 マイクロプロセッサ＋１０で実行するノットウェアで実施される。この公平なキ ュー及びサービスルーチ／は、送信″ａ７２の構成及び動作の一般的説明に続い て後述される。

多重バス９６を介して送信器７２へのセルの到着は、入力状態制御器１１８に入 力するためにアサートされたアドレス及び制御信号の結合を伴う。これらの制御 信号１１６が同時に生じると、仮ぜ回＄１１２１別子を含むセルの最初の２つの オクテツトは、多重バスのデータバスからパイプラインレノスタ１２０に受入れ られる。

セルが待ち行列されるとしたら、人力状態制御器１１８は一連の機能を実行する 。

最初に、新しいパケット開始アドレスは、ｍｕｘ１２８を通してカウンタ】２６ の出力と共に渡されるバケット開始アドレスＦＩＦＯ１２４から取り出される。

これはキューメモ１月３５のアドレスを形成する。セルの各連続するオクテツト はキューメモリバス１４０上のバイブライルジスタ１２０に存在しているので、 各バイトは、パケット開始アドレスに指示され、かつオクテツト毎に増分するカ ウンタ１２６によってイノデ、クスされるキューメモリ＋３５の記憶位置に書込 まれる。

同時に、パケット情報ブロックはセルのために形成される。パケットのオクテツ ト２と３及びキュー人力時間として使用される現時間はパケット情報ＦＩＦＯ１ ５２に書込まれる。これは、ｍｕｘ１５４を通して行なわれ、ノ〈ケノト情報ブ ロックを奸〉成する。したがって、キューマネージャ７６は、セルがたった今時 行列にされたこと、セルがどこに記憶されたか、適用可能ならば、トラフィック タイプ、そのタイムスタンプ値又はホップカウントがどこに記憶されたか、かつ セルがいつ到着されるかを通知される。

現時間カウンタ１５８は多重バス９６から１２５μｓのクロック１６０によって セルをディスバッチすることを決定する時、適用可能ならば、それはパケット開 始アドレス及び更新タイムスタンプ又は更新ホップカウントを出力状態制御器１ ４４に書込む。出力状態制御器１４４は、ｍｕＸ１２ｇを通して適当なアドレス をキューメモリ１３５に印加することによってキューメモリ１３０からディスパ ッチされるべきセルの各バイトを取り出す。セルの各オクテツトは、キューメモ リバス１４０を介してｍｕｘ１４６を通ってＣＲＣ発生！１１４２に移動される 。キューメモリ＋３５は、入力状態制御器＋１８及び出力状態制御器１４４間で 時分割される。

タイムスタンプされたデータセルの場合、キューマネージャ７６によって出力状 態制御器１４４に予め書込まれた更新タイムスタンプはセルの第５のオクテツト と代替される。これはｍｕｘ＋４６を作動させることによって達成される。ＣＲ Ｃ発生器１４２は、ＣＲＣ−５符号を計算し、かつトラフィブクタイブ／ＣＲＣ オクテｙトの下位ピ、トフィールドに書込まれる。ＣＲＣはセルの最初の４つの オクテツトを包含する。

同様に、十ノブカウントを有しているセルの場合、セルホップカウントはキュー マネージャ７６によってディスバッチされる以前に更新される。また、セルＣＲ ＣはＣＲＣ発生器１４２によって再計算される。

次に、オクテツトは、ＴＩフレームにセルを挿入するＴＩフレー７１５０にスク ランブラ１４８を通して送られる。

この送信器７２の動作の一般的説明を行なうと、種々のセルトラフィッククラス 間の取扱いの差がキューマネージャ７６によって決定されることが理解されるだ ろう。キューマネージャ７６は２つの主要な機能、すなわちセルのキュー及びセ ルのサービスを実行する。キュー及びサービス中、キューマネージャ７６は種々 のセルクラスを異なって扱う。

キ二−中、キューマネージャ７６はパケット情報ＦＩＦＯＩ５２からバケット情 報ブロックを取出す。バケット情報ブロックはキューメモ−月３０に記憶されて いるセル表示を念む。パケット情報ブロックのトラソイ１クタイプフイールドは 、パケット情報ブロックにどのキューが付加されべきかを決定するために間合わ される。

６つのトラフィックキュー、すなわち高優先順位トラフィックキュー、音声トラ フィックキュー、低速統計トラフィックキュー、高速確定トラフィックキュー、 バースト状態トラフィックキュー、同報通信トラフィックキューがある。

キューはパケット情報プロ、りの結合リストである。図１３は、ホップカウント を使用するバースト状管トラフィ１クキニー及び同％１通信トラフィＩクキュー のキュー構造を示している。

バースト状態トラフィックキー−及び同報通信トラフィックキューはほぼ同一で ある。したがって、下記の説明はバースト状態トラフィックキューを参照してい るが、下記の説明は同様に同報通信トラフィックキューに適用されることが理解 されるだろう。バースト状態のトラフィ！りのヰ二一は他のキュー機構と異なる 。これらのトラアイ１クキユーは、例えば、図７及び番号付けられ１〜１５に示 されたように多数のサブキューを含んでいるため、一部で差異が生じる。サブキ ューのそれぞれはリンクされたリストを含むＦＩＦＯキューである。各バースト 状態のトラフィックのセルが受取られると、それは、セルのオクテツト３に記憶 されるナツプカウントによりサブキューの一つに配置される。したがって、１３ のホップカウントを有するバースト状りトラフィ１りのセルはバースト状態デー タキューのサブキ二一１３の終わりに配置されるだろう。１５より大きいホップ カウントを有するバースト状態トラフィックセルは、これらは許容されているよ りも多（のネットワーク資源（遅延）を使用しているので、簡単に放棄される。

最大ホップカウントは、セルヘッダのオクテツト３の限定符号化ビットのため一 つの実施例のためのバースト状剪牛ニーに対しては３である。しかしながら、こ の最大値は、ナツプカウント符号化容量を増加することによってバースト状態ト ラフィックセルがより多くのネットワーク資源を使用できるように増加され得る 。

この符号化ピット制限のためセルは、カウントが３を越える場合は放棄されない が、最大ナツプカウント３を持ち続ける。

バースト状態トラフィックキュー内のセルは、最高優先順位を有するサブキュ− １５及び最低優先順位を有するサブキメ−１を有するサブキューの優先順位によ りサービスされる。バースト状態のデータトラフィｌりに関しては、サブ手二〜 ポインタは最高位の空でないサブキューを指示する。指示されたサブキューは、 バースト状態のデータトラフィックがサービスされる時は常に最初にサービスさ れる。サブ牛ニーポインタは、セルがバースト状態のデータキューに配置される か又はキューがサービスされる時は常に更新される。

バースト状態のトラフィックキューにサービスをすることは、サブ牛二−ポイ／ 夕で指定されたセルを取込み、かつリンクされたリスト及びキューの深さの両方 を更新することである。さらに、バースト状態データキューのサービス中、サー ビスされるセルのホップカウントはｌだけ増分される。サービスされるセルがサ ブキューの最後のセルであったならば、サブ牛ニーポインタは最高優先順位の空 きでないサブキューを指示するように更新される。

バースト状態トラフィックキニーで使用される優先順位機構の結果は、優先順位 がより多くのネットワーク資源（遅延）を使用するセルに与えられるということ である。この優先順位機構の可能な望ましくない結果は、輻幀期間及び長いキュ ー遅延中低位優先順位のサブキューの凍結である。これらの結果はエーノング機 構によって避けられる。このニー２７グ機構は、規定以上の時間を経過したセル が放棄されることを可能にする一方、一つのサブキューにあまり長い時間を過ご したセルは高優先順位を有する次のサブキューに移動される。セルのキュー優先 順位は他のサブキューに移動されることによって効果的に増加されるが、ホップ カウントは影響されない。

表１は、この好ましい実施例において、各トラフィッククラス目二対して、サー ビス順序」及び予備帯域幅優先順位にのマフピングの詳細を示した例である。

サービス優先順位は割当てられた最小帯域幅による。

表１ トラフィック名　クラス番号　サービス順序１　予備帯域幅１　ｊ　優先順位に 高優先順位　Ｏ第１位　Ｘ 高速確定　１　”　１ 音声　３　°　（３ど９ バースト状＠　４　”　（４）” 回報通信　５　”　（５）” ０　最小構成帯域幅によって決定されたサービス順序■クラスＩ＝＝３．４、及 び５ための予備帯域幅優先順位は等しいサービスルーチンは、各トラフィ１りの セルが選択可能な最小帯域幅を受信することを確実にするためにクレジットを累 増する機構を使用する。各トラフィックのセルに対して最小帯域幅を選択する状 態で、ＮはセルＴＩ）ランクの全使用可１ＩＩｉ−帯域幅を、Ｔはキューサーバ チック間隔を示すとしよう。Ｎの単位は関連ない。すなわち、それはセル数７秒 又は任意の他のスループット単位として指定され得る。端数でないＴｌトランク に対して、Ｎ＝８０００セル／秒である。同様に、Ｔは時間の任意の便利な単位 で与丸られ得る。／−ドの一つの実施例に対して、チック間隔Ｔは１２５μＳに 等しい。

したがって、積ＮＥＴは、チック間隔又は帯域幅量毎のセルトランク容量を表し ている。

各トラフィッククラスは、高優先順位トラフィックのほかは、帯域幅量の最小電 に割当てられる。これは、全高優先順位トラフィックが必要とされた帯域幅にか かわらずサービスされるためである。最小クラス帯域幅の和は高優先順位トラフ ィックに対しては何らかな帯域幅を可能にするためにＮ以下でなければならない 。換言すれば、ｉがクラス番号を表していて、かつＮｌは第１番目のトラフィッ ククラスに割当てられた最小帯域幅を表しているならば、Ｎ　＋　＋　Ｎ　ｌ＋ 　Ｎ　＋　＋　Ｎ　ｈ　＋Ｎ、＜Ｎである。

δ最小帯域幅Ｎ、は、その帯域幅量を獲得するためにトラフィッククラス■こ対 して経過されなければならないチック間隔Ｔの数を表すタイマ値り、に変換され 得る。タイマ値り、＝　（］／Ｎ、）Ｔである。Ｄｌは帯域幅の比率を表してい るため、すなわち、Ｎ＊Ｔ＝１であるためＤ　＋　＝　Ｎ　／　Ｎ　１であるた めり、は整数値でないことに注口しよう。

ｉ＝１．２．３．４．５に対する選択タイマ値り、を与えると、クレノノト累増 ルー千ノは、サービスルーチンと共に同時に実行する。各トラフィッククラス１ は、関連タイマ値Ｄ１に初期設定されるタイマＴ１に割当てられる。タイマＴ、 はＴ時間単位毎に減少される。タイマＴ、が０より小さいか又は等しい時、送信 クレジットＣ９はトラフィッククラス目二対して累積される。Ｎ１及びＤｌは反 比例であるため、トラフィッククラスに対して割当てられた最小帯域幅が大きく なればなるほど、それが送信クレジットを獲得する速度は早くなる。送信クレジ ットの存在がトラフィッククラスからのセルがサービスされることを可能にする 。クラス１のサービスルーチン、タイマＴ、はＴ、の前の値にり、を加真するこ とによって更新される。この累増方法を使用して、各トラフィッククラス１はＴ のチ・ｙり間隔にＮ１のクレジットを累積する。

各トラフィッククラス１に対して累積される最大フレノット数Ｃｍａｘ、は選択 可能である。一つの実施例にとって、任意のトラフィッククラスに累積される最 大クレジットはｌである。

図＋４　（ａ）は、キューマネージャ７６によって実施される単一のチック間隔 のためのサービスルーチンのフロー図である。セルトラフィックをサービスする ための戦略に基づいたクレジットを使用して、キューマネージャ７６は各トラフ ィック最大帯域幅クラスを保証する。

チックＩ’、！＋隔の開始でキューマネージャ７Ｓは、ステップ４００でサービ スルーチンを初期設定し、ステップ４０２で高優先順位ためのフラグＱ、を調べ る。Ｑ　＊　＝　１ならば、高優先順位のキューはステップ４０４で待ち行列（ キュー）され、キューマネージャ７６は高優先順位トラフィックのセルをサービ スする。したがって、いかなるクレジットもサービスされるべき高優先順位トラ フィックに必要ないことが理解されるされるだろう。高優先順位トラフィックの サービスに唯一必要なことは高優先順位キューにおけるセルの存在である。

他方、いかなるセルも高優先順位キューには存在しないためＱ　ｅ　”　ｏなら ば、キューマネージャ７６は、セルの可用性及び各クラスに対するクレジットを 調べ始める。ごの調査がインデックスＪによって指示されるトラフィブククラス サービス優先順位の順序で行なわれる。したがって、次のステップ（４０６）は インデックスｊを増分するごとによってサービス順序を」−１にセットされてい ることが理解されるだろう。

状態４０８で、キューマネージャ７６はサービス順序ｊに関連されるクラスｌを 見つける。第り番目のクラスに対して、ステップ４０ｇで見っかつると、牛ニー マネージャ７６はステップ４１０で関連論理フラグを調べ、かつステップ４１２ で関連クレジットＣ３を調べる。クレジットがそのトラフィッククラスに累積し 、かつそのクラスのセルが関連キューにあるならば、クラス■二対するトラフィ ックのセルはサービスされるだろう。換言すれば、クラスＩからのトラフィ・ツ クのセルは、Ｑ＋−を及びＣ，＝１である場合のみステップ４１４でサービスさ れるだろう。

Ｑｌ又はＣ，＝Ｏ１すなわちクラス口こ対してクレジットが使用可能でないか又 はクラス１に対してセルが待ち行列（キ二一）されないかならば、予備帯域幅が 生じる。したがって、使用可能な予備帯域幅クレジット数を示すインデックスＢ はステップ４１６で増分される。

ステップ４１８は、優先順位インデックスｊが使い尽くされているかどうかを調 べるためにチェックする。使い尽くされていないならば、インデックスｊが増分 されるステップ４０６に戻る。ｊの全ての値が使い尽（されたならば、ステップ ４２Ｇは、予備帯域幅がステップ４２２でツ照されるプロトコル８００に従って 分配するために使用可能であることを指示しているＢ〉０かどうかを調べるため にチェ、りする。

さもなければ、処理は終了する。

図ｚ（ｂ）は、予備帯域幅の優先順位インデックスをに＝１とセットすることに よって開始される予備帯域幅割当て処理のためのフロー図である。ステップ８０ ２で、トラフィッククラスインデックス１はｋの値に等しいとセットされる。ス テップ８０４は、データがあるかどうかを調べるために論理フラグＱ、をチェ１ りする。そうならば、クレジットＣ５がチェックされるステップ８Ｈに進む。Ｃ ，＝１ならば、第１番目のクラスがステップ８０８でサービスされ、かつ過剰帯 域幅インデックスＢはステップ８１０で減少される。ステップ８１２は、任意の 過剰帯域幅が残っているかどうかをチェックし、残っていないならば、処理が終 了する。過剰帯域幅が使い尽くされていないか又はＱ１＝０又はＣ１＝０ならば 、処理はインデックスｋが増分されるステップ８１４に移る。ステップ８１６は インデックスにの値をチェックし、ｋが３より小さいならば、ステップ８０２に 戻り、３≦に≦６ならば、処理はステップ８１８に進み、に＝６ならば、処理は ステップ８２２に移る。

３≦に≦６ならば、３つの可能で等しい優先順位キューの一つがサービスされる 。過剰帯域幅を音声データ（１＝３）、バースト状態データ（１−４）又は同報 通信データ（１＝５）に公平で平等な分配をすることを確実にするために、ステ ップ８１８及び８２０は、ステップ８１８でインデックスｎ（ｍｏｄ３）を増分 し、かつステップ８２０で１＝３＋ｎにセットすることによってこれらの３つの ラウントロピンにサービスする。次に、処理はステップ８０４に戻る。全過剰帯 域幅が割当てられているため処理が終了する時、インデックスｎはその最後の値 にセットされたままでいる。過剰帯域幅がクラス１冨１及び１ミ２後に得られる 次の時間はサービスされ、インデックスｎはステ・ｌブ８１８で次のラウントロ ピン値を取り上げる。

ステップ８１６のテストかに＝６であることを指示するならば、全ての５つのク ラスがサービスされる。ステップ８２２は、過剰帯域幅が存在するかどうかを調 べるためにテストする。もし存在するならば、ｋ−１なるように優先順位インデ ックスを初期設定することによってシーケンスを繰返し、次にステップに進む。

さもなければ、処理は終了する。

前述の予備帯域幅の割当て順序によって、非常に高位の優先順位のトラフィック の結果が主にバースト状態データ、回報通信データ及び音声データによって耐え られるようにする。対応して、低速統計データ及び高速統計データが非常に高位 の優先順位のデータ期間によってあまり影響されない。

ＴＸＲ５６による種々のトラフィッククラス間に予備帯域幅を割当てる前述の方 法は、データ速度がセル交換網からの何らかのフィードバックなしに送信ノード によって制御されるためにオープンループ／ステムである。この手順は、各端末 ネットワークノードが独立して、かつネットワークのトラフィック状態の特定の 知識なしに作動するために、ネットワーク資源の保守的割当てにもたらす。所与 の仮想接続上の輻轢を取消さないで、バースト状態トラフィｙりによってより高 い帯域幅の使用を達成するために、所与の仮想接続と共に含まれる全てのＦＲＰ によって処理されるバースト状態トラフィックレベルについてのＩＣＡフィード バック情報を提供されることが必要である。

ＩＣＡは、接続毎の根拠で構成可能である。この構成可能なＭＩＲ及びＰＩＲは 、各接続が、他のトラ。フィ、りとは別の少なくともその最小割当て帯域幅を得 ることを保Ｊする。

／ステムソフトウェアは、各処理コノトローラ５０に常駐し、ユーザインターフ ェース及びＩＣＡノード機能を実施し、さらに下記の機能を備えている。

（１）ノード毎の根拠でＩＣＡ機構を作動／非作動にする。

（２）下記のパラメータを使用して接続を構成する。

ＭＩＲ：内部ノード使用のためにセル７秒に変換されるＫｂｐｓで表現される最 小情報速度 １’ｌＲ：Ｋｂｐｓ　（内部セル７秒）で表現されるピーク情報速度ＱＩＲ：Ｋ ｂｐｓ　（ＭＩＲ≦ＱＩＲ≦ＰＩＲ）で表現されるＩＣＡ休止の期間後初期速度 に一致する休止情報速度ＴＱ：　休止情報通ａ　（Ｑ　Ｉ　Ｒ）タイムアウトパ ラメータＶＣｑｄ：仮せ接続最大キューの深さくバイト）Ｂｃ・　コミットされ たバースト（バイト）（ＩＣＡだけ）Ｂｅ：　過剰バースト（バイト）（ＩＣＡ だけ）（ｍａＸ：セル単位で表現され、かつそれぞれ５つのセルの２つの典型的 なフレームにχｊ応するＣｍａｘ＝ＩＯで一般にセットされている不当なりレジ ノドカウントを保護することによってアクセスの公平さを確実にするために使用 される最大クレジットカウント ＥＣＮｔｈ　明示幅部通知（ＥＣＮ）に対する仮想接続（Ｖ　Ｃ）キュースレノ ／１ルド（バイト） ＣＬｒ’ｔｈ１．２：　ｌ　（ＭＩＲを越える入力速度を指示する）にセットさ れるＣＬＰピットを育し、各ＴＸＨに対して構成可能である新しく到着するセル 消失を制御するためのセル消失ｆｌ先順位スレノ／Ｗルド（バイト）（ＣＬＰｔ ｈｌ≧ＣＬＰｔｈ２） ＴＡｌｈ：）ラフイック分析器の平均Ｃビットカウントスレノン璽ルドＰＱｔｈ ：出力ボート送信キュースレ、／コルド（上記の全ては独立していなく、（ＣＩ Ｒ＋　Ｂｅ＋　Ｂｅ）又は（ＣＩＲ＋ＶＣｑｄ、ＰＩＲ）又は（ＣＩＲ，Ｂｃ、 ＰＩＣ）又は（ＣＩＲ＋ＶＣｑｄ、Ｂｅ）は任官のパラメータセットとして交換 して使用される。

（３）送信先ＦＲＰからの経路のＲＴＤ測定を周期的に要求し、かっこの測定を 実行するために必要な再構成をする。

（４）ＩｃＡ可能ノードを通してのみＩＣＡ接続の経路指定を制御する。

（５）ＴＸＲ及びＦＲＰからの動作統計を収集する。

一つの実施例に対しては、バースト状朝及び同報通信として先にラベルを付けら れた２つの同−ＴＸＲキ二一はＩＣＡ機構に適合するように再規定される。全Ｉ ＣＡバースト状態トラフィ１りはバースト状態データキニーを使用する一方、非 １ｃＡバースト状聾データ及び同報通信トラフィｙりは同一同報通信キューを共 有する。このように、ＩＣＡバースト状態データ及び非１ｃＡバースト状聾デー タの両方は同一のセル交換網でｊ！１合され得る。

また、一つのＩＣＡ実施例に対しては、ＴＸＲ５Ｓの説明は、さらに下記のファ ームウェア機能を備えている。

（１）「再生サイクル」平均化期間を使用してＴＣＡ平均のキ二一の深さを計算 する機能 （２）輻轢が構成パラメータＥＣＮｔｈとして規定されるような初期である場合 セルヘッダに輻轢ビット（Ｃビット）をセットする機能（３）セットされている ＣＬＰビットを有する新しい過剰速度セルを放棄することに対してＣビット及び ＣＬＰ　ｔ　ｈ　１及び２をセットするためのＥＣＮｔｈを使用してＩＣＡ牛コ ーのためのスレｙノＩＩルドを構成し、かつセットする機能（４）セットされて いるＣビットを有するセル数及びセットされているＣＬＰビットを有するセル数 に関する統計を維持する機能ＦＲＰＳ９のファームウェアは、下記の動作を含む ＩＣＡの動作を支援して増加された機能を提供する。

（＋）ＱＩＨに初期のネＩトワークセル速度を選択的にセットし、かつ、１つの 実施例に対しては、構成可能な付加速度増加量（ＭＩＲの＋１０％）、乗法速度 減少量（現速度の７／８）又は乗法高速減少量（現速度のｌ／２）を提供し、ま た速度がＰＩＲであるか又はＶＣキュー（セル送信牛ａ−２３６）に提供された 負荷がないならば、「速度増加」メツセージを無視し、速度がＭＩＨにあるなら ば、「速度減少」又は「急速な速度減少」メツセージを無視し、かつ所定の時間 間隔にわたってトラフィックがないならば速度をＱＩＨにリセットすることを提 供する送信先ＦＲＰから受信されたＩＣＡ情報に従ってＭＩＲ及びＰＩＲ間でセ ル速度を変更する。

（２）各接続に対して行程遅延の２倍に等しい適合速度調整期間を測定する。

（３）送信元ＦＲＰへの最後の速度変更命令によって発生されるＣビットを計数 する。すなわち、１つのＲＴＤの遅延後で、付加ＲＴＤ間隔にわたって又はセル が送り返される用意をしているまで、どちらが長くても、計数される。

（４）ＲＴＤ測定がシステムソフトウエアによって要求される時、高優先順位セ ルを発生しかつ送信することによって役立たれ、かつ受信された送信元の任意の ＲＴＤ測定の高優先順位セルにエコーバックを送る各接続の一つに対して約５秒 毎に構成パラメータＲＴＤを測定する。

（５）ろ波されるか又は平均化されたＣビットカウントからフィードバック制御 信号を発生し、平均カウントとスレノン璽ルドＴＡｔｈと比較し、待行列にされ たセル又は監視セルヘッダを使って同一の双方向接続を介して制御信号を送信元 ノードに送り返し、かつ下記のように符号化される。

（ａ）ＴＡｔｈより小さい可能性のあるＣビットがセットされるならば、送信元 ノードに「速度増加」調整メツセージを送り返す。

（ｂ）ＴＡｔｈより大きいならば、「速度減少」調整メツセージを送る。

（Ｃ）セル消失が検出され、かつなんらかのＣビットがセットされるならば、「 急速な減少」調整メツセージを送る。

（ｄ）再生サイクル中「速度変化なし」メツセージを送る一方、送信先ＦＲＰは 先の速度変更の結果を待つ。

（ｅ）ＶＣに関連される出力ボート送信キュー８１９のスレッシ１ルドＰＱｔｈ を越えるならば、たとえスレッシ１ルドＴＡｔｈを越えないにしても、ＶＣ送信 元ノードに速度減少を送る。

外部フレームネットワークと共に動作する付加ＦＲＰ機能は下記のものを含む。

（１）入来するトラフィｙり速度を監視し、コミ・１トされたバーストＢｃを越 える速度で受信されたフレームから発生された全セルに対してＣＬＰをセットす る。

（２）入来するフレームのＤＥビットをセルヘッダのＣＬＰビットにコピーする 。

（３）内部セルへフグのＣＬＰピットに関して同じ基準を使用して外部フレーム ヘッダのＤＥビットをセットする。

（４）フレームＤＥビットがセットされるならば、入来するフレームは、スレ１ ノ嘗ルドに達する時、放棄されるように各フレームｖｃキュー長がしきい値化さ れ得るようにＦＲＰＳ９を構成する。

（５）スレ１シツルドに達する時、セットされているＤＥビットを有する多重バ ス６０から入来するフレームが放棄されるようにＤＥスレ１シ璽ルド（ＤＥ　ｔ 　ｈ）を有する各フレーム送信ポートキュー２３２を構成する。

ｌｃＡ／ステムの動作をさらに説明するために、ＩＣＡアルゴリズムのより詳細 な説明は、Ｃビットをカウントしかつ送信元／−ドの送信速度を制御することに 関して後述される。

ＩＣＡ制御は、仮想接続によって交差される各ノードにおける初期輻幀の検出に 基づいている。ＴＸＲ５６における平均バースト状態データのキ二−長が輻幀ス レノ／ツルドパラメータＥＣＮｔｈより大きいときはいつでも初期輻幀が生じる 。

この平均キュー長は、バースト状態データのビジー＋バースト状態データのアイ ドル期間からなる再生サイクルを占有するキュー長測定に基づいている。ＥＣＮ ｔｈを越えるならば、Ｃビットが牛ニーマネージャ７６によって送信されるべき 次のセルのセルヘッダにセットされる。

ＦＲＰ５９の送信先Ａ　ＣＰ　２００は、図１５に示されるようなＲＴＤ間隔に わたってＣビットを計数（平均化）する。平均化期間の終了で、速度調整メツセ ージは、多重バス９６のセル送信器２２０を通って送信先ＦＲＰ５９によって、 かつそこからＴＸＲ５６及び仮想接続を通って送信元ＦＲＰ５９に送られる。送 信元ＦＲＰＳ９は、２遅延時間単位毎に一度速度を調整する。速度調整のため仮 想接続の輻幀状態におけるどんな変化もＩＲＴＤ単位後に開始する平均値測定で 検出される。

図１６は、セル送信器２２０に課されたデータ速度変化がフレーム受信コントロ ーラ２０＋によって調整される毎仮想接続速度（帯域幅）変化処理を記述するフ ロー図である。ステップ５００で、第１番目のバースト状態のチャネル帯域幅Ｎ 、は、休止速度ＱＩＲ，に送信速度をセットすることによって初期設定される。

ステップ５０４は、キューが規定構成パラメータＴ、より大きい時間量隔間休止 されたかどうかを調べるためにチェックする。しかし、チャネルは丁度作動され ているため、処理は、次にステップ５０７に回される。さもなければ、それは休 止速度ＱＩＲ，が割当てられるステップ５０６に進むだろう。いかなる速度変化 も受信されないならば、テストステップ５０７は、ウェイトループを形成するス テップ５０４に処理を戻す。速度変化ならば、それが速度増加又は速度減少であ るかどうかが判定されるステップ５０８に処理を移動する。

それが速度減少であるならば、ステップ５１Ｍは、それが他の端末ＦＲＰ５９に おけるセル消失のため急速な減少であるかどうかを判定する。もしそうであるな らば、この処理は速度が係数１／２だけ減少されるステップ５１ｇに移動し、さ もなければ、緩慢な係数７／８だけ減少されるステップ５２０に移動する。いず れかの減少後、処理は、減少により保証最小ＭＩＲ，より小さい速度が得られる かどうかが判定されるステップ５２２に移動する。もしそうならば、速度がＭＩ Ｒ，にセットされ、そうでなければ、変化されないままで、処理はステップ５０ ４に戻る。

ステップ５０７の速度変化が増加ならば、論理フラグＱ、で示されているように データが使用可能であるかどうかが判定されるステップ５０９に処理は移動する 。増加でないならば、いかなる速度増加もなされないで、処理はステップ５０４ に戻る。データが使用可能であるならば、ステップ５１０は、ＭＩＲ，の１／１ ０の線形増分だけＮ１を増加し、次に速度が許容最大［Ｐ　Ｉ　Ｒ，を越えるか どうかをチェックする（ステップ５１２）。もしそうならば、速度はステップ５ １４でＰＩＲ，にセットされる。

どちらの場合も、処理はステップ５０４に戻る。

セル送信器に常駐するクレジットマネージャ機能は、輻幀状態及びデータ可用性 に従ってクレジットを割当てることによってセル受信器２１０の毎チャネル出力 速度を決定する。４つの■、３５ポートの実施例では、各チャネルはラウンドロ ピ／をサービスされる。各（２５２まで）仮想接続に与えられる相対優先順位は 、図１７のフロー図に示されるようなりレジットマネージャのサービスイングア ルゴリズムと共に帯域幅割当てアルゴリズムによって決定される。

ステップ６００は、仮想回線（ＶＣ）接続クレジットＴ、をり、に等しくセット することによってクレジット処理を初期設定する。ここで、Ｄ、−Ｎ／Ｎ、か又 はセルネットワークへのアクセスを獲得するためにＶＣ接続１のために経過され ねばならないチック間隔数である。したがって、Ｄ、は、帯域幅割当て処１］１ ５００によって発生されるＮ１の現在値から得られる。ステップ６０２はＶＣイ ンデックスｌ−１にセットする。対応する第１番目の間隔Ｔ１は、ステップ６０ ４で１チ１り間隔Ｔだけ減少される。ステップ６０６は、このＴ、の結果値が、 クレジットが第１番目のタレノノトイノデノクスＣ１に加算されるべきでないこ とを指示する０に等しいか又は小さいかどうかを調べるためにチェックし、もし そうならば、次にラウントロピン手順がインデックス１を増分することによって 開始されるステップ！＋６に回す。

さもなければ、ステップ６０ｇはＣ１をクレジット（増分）することによって呼 出される。ステップ６１０は、ＣＩの増分値が上限値ＣｍａＸを越えるかどうか をチェックし、もしそうならば、Ｃ１がＣｍａｘに等しいようにセットされるス テップ６１２に移動する。次に、処理はステップ６１４に移動する。ステップ６ １４は、ステップ６０４から得られた値にＤｌを加算することによって正の０で ない値をＴ１に再記憶する。

（このように、Ｔ、の非整数値は、Ｔ、が最も近い整数値にラウンドされるもの とすれば、得られるだろう精度の損失なしに適合される。）ステップ６１６は、 ＶＣ接続の全てが役立たれているかどうかを調べるためにステップ６１８をテス トするように導く。もしそうならば、ｌチック期間の待機Ｔが、ステップ６０２ に戻ることによって処理を繰返す前にステップ６２０によって課せられる。さも なければ、処理はステップ６０４に戻る。

他の実施例に対しては、待機期間Ｔはｌより大きいなんらかの乗法係数によって 拡張されるので、クレジットマネージャは頻繁にクレジットを累積する必要がな い。例えば、ｌＯチック期間の待機、ＩＯＴがステップ６２０で呼出されるなら ば、クレジットマネージャによる全ラウンドロビンサービスイングは、一般にＴ ＝１００μｓの間ｍｓ毎に生じる。これは、ステップ６０４がＴ１を１０　（Ｔ Ｉ＝Ｔ、−１０）だけ減分し、かつステ、プロ０８が１０　（ＣＩ”ＣＩ＋Ｉ　 Ｏ）だけ増分することがＺ・要である。

図１８は、セル送信器２２０による多重バスセル送信キュー２３６のサービスの ためＦＩＧ、　１３Ａ ＦＩＧ、１３Ｂ ＦＩＧ、１３Ｇ ＦｆＧ、　１８ 手続補正＃Ｐ（方式） 平成７年４月１２日

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．バースト状態トラフィックを処理するセル交換通信網の仮想接続の幅輳防止 制御のためのフィードバック制御システムにおいて、（ａ）ユーザのフレーム化 されたバースト状態データを受取り、キューし、かつバッファし、前記バースト 状態データをバースト状態データセルにフォーマット化し、かつ増分的に可変で 制御可能な送信速度で前記セル交換通信網を通って仮想回線接続を介して前記バ ースト状態データを送信する送信元ノードと、（ｂ）前記仮想接続の終端であり 、バースト状態データセル及び関連初期幅輳インディケータを受取り、前記フレ ーム化されたバースト状態データを再構成し、フォーマット化し、かつ出力し、 前記幅輳インディケータを監視し、前記幅輳インディケータに基づいた速度制御 信号を形成し、前記速度制御信号を前記送信元ノードに戻し送信する送信先ノー ドとを備え、前記仮想接続を含む前記送信元ノード及び任意の中間ノードは、バ ースト状態データセルを受取り、キューし、バッファする手段、仮想接続キュー 及びバッファにおける初期幅輳を検出する手段、前記関連初期幅輳インディケー タと共に前記仮想接続を介して前記バースト状態データセルを転送する手段を含 み、 前記送信元ノードの増分的に可変で制御可能な送信速度が、幅輳を最少にするた めに前記送信先ノードから送信される前記速度制御信号に応じて調整されること を特徴とするフィードバック制御システム。 ２．前記送信元ノードは、さらに前記送信元ノードと前記送信先ノード間に同一 の仮想接続を使用して前記送信先ノードからのデータ及び制御セルを受取る手段 を含むことを特徴とする請求の範囲１に記載のフィードバック制御システム。 ３．前記速度制御信号は、前記送信元ノードと前記送信先ノード間の同一の仮想 接続を介して送信先ノードによってセルヘッダに送信されることを特徴とする請 求の範囲１に記載のフィードバック制御システム。 ４．いかなる戻りセルトラフィックも使用可能でないならば、前記速度制御信号 は監視セルヘッダに送信されることを特徴とする請求の範囲３に記載のフィード バック制御システム。 ５．さらに仮想接続の往復遅延時間を測定する手段を備え、その測定する手段は 、 （ａ）高優先順位（ＨＰ）のタイムスタンプセルを発生し、かつ前記送信元／一 ドに前記高優先順位（ＨＰ）のタイムスタンプセルを送信する送信先ノード手段 と、 （ｂ）前記高優先順位（ＨＰ）のタイムスタンプセルを前記送信先ノードにエコ ーバックする送信元ノード手段と、（ｃ）往復遅延時間を決定するために前記高 優先順位（ＨＰ）のタイムスタンプセルのタイムスタンプと送信先ノードの到着 時間とを比較する手段とを備えていることを特徴とする請求の範囲１に記載のフ ィードバック制御システム。 ６．前記送信元ノードは、さらに （ａ）累積送信クレジットが０より大きい場合のみキューされたバースト状態デ ータセルが送信されることを可能にし、かつ送信が可能にされるならば、前記累 積送信クレジットを減分するセル送信器速度コントローラと、（ｂ）規定時間間 隔が経過される毎に前記累積送信クレジットを増分するクレジットマネージャと を備え、 前記累積送信クレジットは前記セル送信器速度コントローラに送信されることを 特徴とする請求の範囲１に記載のフィードバック制御システム。 ７．前記クレジットマネージャは、さらに（ａ）最大クレジットカウント構成パ ラメータを受取る手段と、（ｂ）前記累積送信クレジットを最大クレジットカウ ント構成バラメータに制限する手段とを備えていることを特徴とする請求の範囲 ６に記載のフィードバック制御システム。 ８．前記送信元ノード及び送信先ノードは、前記送信元ノードと前記送信先ノー ド間の共通仮想接続を使用する双方向ノードであることを特徴とする請求の範囲 １に記載のフィードバック制御システム。 ９．バースト状態トラフィックを処理するセル交換通信網の仮想接続の幅輳防止 制御のためのフィードバック制御システムにおいて、（ａ）ユーザのフレーム化 されたバースト状態データを受取り、キューし、かつバッファし、前記バースト 状態データをバースト状態データセルにフォーマット化し、かつ増分的に可変で 制御可能な送信速度で前記セル交換通信網を通って仮想回線接続を介して前記バ ースト状態データを送信する送信元ノードと、（ｂ）バースト状態データセル及 び関連初期幅輳インディケータを受取り、前記フレーム化されたバースト状態デ ータを再構成し、フォーマット化し、かつ出力し、前記幅輳インディケータを監 視し、４状態、２つの２進ピット、速度増加、速度減少、急速な速度減少を表す 速度制御信号及び前記幅輳インディケータに基づいに速度変化なしメッセージを 形成し、前記速度制御信号を前記送信元ノードに戻し送信する前記通信網の仮想 接続の終端である送信先ノードとを備え、 前記仮想接続を含む前記送信元ノード及び任意の中間ノードは、バースト状態デ ータセルを受取り、キューし、バッファする手段、仮想接続キュー及びバッファ における初期幅輳を検出する手段、前記関連初期幅輳インディケータと共に前記 仮想接続を介して前記バースト状態データセルを転送する手段を含み、 前記送信元ノードの増分的に可変で制御可能な送信速度は、幅輳を最少にするた めに前記送信先ノードから送信される前記速度制御信号に応じて調整されること を特徴とするフィードバック制御システム。 １０．前記送信速度を増分的に制御する手段は、速度増加信号に応じて加法分数 増加をさせ、速度減少信号に応じて大きな分数の乗法係数減少をさせ、急速速度 減少信号に応じて小さい分数の乗法係数速度減少させる４状態制御信号に応動す ることを特徴とする請求の範囲９に記載のフィードバック制御システム。 １１．バースト状態トラフィックを処理するセル交換通信網の仮想接続の幅輳防 止制御のためのフィードバック制御システムにおいて、（ａ）ユーザのフレーム 化されたバースト状態データを受取り、キューし、かつバッファし、前記バース ト状態データをバースト状態データセルにフォーマット化し、かつ、規定された 下位の保証最小速度と上位の最大速度間で可変である増分的に可変で制御可能な 送信速度で前記セル交換通信網を通って仮想回線接続を介して前記バースト状態 データを送信する、前記仮想接続を含む前記送信元ノード及び任意の中間ノード が、バースト状態データセルを受取り、キューし、バッファする手段、仮想接続 キュー及びバッファにおける初期幅輳を検出する手段、前記関連初期幅輳インデ ィケータと共に前記仮想接続を介して前記バースト状態データセルを転送する手 段を有する送信元ノードと、（ｂ）バースト状態データセル及び関連初期幅輳イ ンディケータを受取り、前記フレーム化されたバースト状態データを再構成し、 フォーマット化し、かつ出力し、前記幅輳インディケータを監視し、前記幅輳イ ンディケータに基づいた速度制御信号を形成し、前記速度制御信号を前記送信元 ノードに戻し送信する手段を有し、前記送信元ノードの増分的に可変で制御可能 な送信速度が、幅輳を最少にするために前記送信先ノードから送信される前記速 度制御信号に応じて調整される前記通信網の仮想接続の終端である送信先ノード とを備えることを特徴とするフィードバック制御システム。 １２．速度制御は、さらに下位速度と上位速度間の初期休止速度を割当てる手段 を備えていることを特徴とする請求の範囲１１に記載のフィードバック制御シス テム。 １３．速度制御は、さらにユーザ入力バースト状態データのアクティビティの欠 如を検知し、かつ前記速度を前記休止速度にリセットする手段を備えていること を特徴とする請求の範囲１２に記載のフィードバック制御システム。 １４．前記速度制御手段は、前記ユーザ入力速度が過剰仮想回線キュー負荷を形 成しないならば前記速度増加信号を無視することを特徴とする請求の範囲１１に 記載のフィードバック制御システム。 １５．バースト状態トラフィックを処理するセル交換通信網の仮想接続の幅輳防 止制御のためのフィードバック制御システムにおいて、（ａ）ユーザのフレーム 化されたバースト状態データを受取り、キューし、かつバッファし、前記バース ト状態データをバースト状態データセルにフォーマット化し、かつ増分的に可変 で制御可能な送信速度で前記セル交換通信網を通って仮想回線接続を介して前記 バースト状態データを送信する、前記仮想接続を含む前記送信元ノード及び任意 の中間ノードが、バースト状態データセルを受取り、キューし、バッファする手 段、仮想接続キュー及びバッファにおける初期幅輳を再生サイクル時間間隔にわ たって平均キュー長を監視することによって検出する手段、前記平均キュー長と プリセットされたスレッショルドとを比較する手段、前記スレッショルドを越え る時、前記関連初期幅輳インディケータを生成する手段、前記関連初期幅輳イン ディケータと共に前記仮想接続を介して前記バースト状態データセルを転送する 手段を有する送信元ノードと、（ｂ）バースト状態データセル及び関連初期幅輳 インディケータを受取り、前記フレーム化されたバースト状態データを再構成し 、フォーマット化し、かつ出力し、前記幅輳インディケータを監視し、前記幅輳 インディケータに基づいた速度制御信号を形成し、前記速度制御信号を前記送信 元ノードに戻し送信する手段を有する、前記送信元ノードの増分的に可変で制御 可能な送信速度が、幅輳を最少にするために前記送信先ノードから送信される前 記速度制御信号に応じて調整される前記通信網の仮想接続の終端である送信先ノ ードとを備えることを特徴とするフィードバック制御システム。 １６．前記初期幅輳スレッショルドは、許容可能付随セル消失レートと共同して 許容可能遅延を提供するように設定されていることを特徴とする請求の範囲１５ に記載のフィードバック制御システム。 １７．キュー長を越えている間に到着するセルを放棄する手段をさらに備えてい ることを特徴とする請求の範囲１５に記載のフィードバック制御システム。 １８．前記初期幅輳制御インジィケータは開運セルヘッダで符号化されることを 特徴とする請求の範囲１５に記載のフィードバック制御システム。 １９．バースト状態トラフィックを処理するセル交換通信網の仮想接続の幅輳防 止制御のためのフィードバック制御システムにおいて、（ａ）ユーザのフレーム 化されたバースト状態データを受取り、キューし、かつバッファし、前記バース ト状態データをバースト状態データセルにフォーマット化し、かつ増分的に可変 で制御可能な送信速度で前記セル交換通信網を通って仮想回線接続を介して前記 バースト状態データを送信する、前記仮想接続を含む前記送信元ノード及び任意 の中間ノードが、バースト状態データセルを受取り、キューイングし、バッファ リングする手段、仮想接続キュー及びバッファにおける初期幅輳を検出する手段 、前記関連初期幅輳インディケータと共に前記仮想接続を介して前記バースト状 態データセルを転送する手段を有する送信元ノードと、 （ｂ）バースト状態データセル及び関連初期幅輳インディケータを受取り、前記 フレーム化されたバースト状態データを再構成し、フォーマット化し、かつ出力 し、断定された前記関連初期幅輳インディケータを有するセルをカウントし、前 記セルカウントに基づいた速度制御信号を形成し、前記速度制御信号を前記送信 元ノードに戻し送信する手段を有する、前記送信元ノードの増分的に可変で制御 可能な送信速度が、幅輳を最少にするために前記送信先ノードから送信される前 記速度制御信号に応じて調整される前記通信網の仮想接続の終端である送信先ノ ードと を備えることを特徴とするフィードバック制御システム。 ２０．前記セルカウント手段は、前記送信先ノードから前記送信元ノードヘの最 後の速度制御信号送信後に往復遅延間隔としてカウントし始めることを特徴とす る請求の範囲１９に記載のフィードバック制御システム。 ２１．前記幅輳監視手段は、さらにプログラマブルスレッショルドレベル検出の ための手段、前記平均切期幅輳カウントによって前記スレッショルドを越えない ならば、速度増加を指示する速度制御信号を発生し、かつ前記スレッショルドを 越えるならば、減少速度制御信号を発生する手段、前記速度制御信号を前記送信 元ノードに送信する手段を備えていることを特徴とする請求の範囲１９に記載の フィードバック制御システム。 ２２．前記制御信号発生手段は、さらに前記スレッショルドを越える前記平均初 期幅輳カウントの検出と共にセル消失を検出する手段、両方の状態が優勢である 時、急速な速度減少信号を発生する手段、前記制御信号を前記送信元ノードに送 信する手段を備えていることを特徴とする請求の範囲１９に記載のフィードバッ ク制御システム。 ２３．前記制御信号発生手段は、以前の速度変化制御信号のため幅輳に対する結 果を待っている間各セルのために速度変化なしの信号を発生することを特徴とす る請求の範囲１９に記載のフィードバック制御システム。 ２４．バースト状態トラフィックを処理するセル交換通信網の仮想接続の幅輳防 止制御のためのフィードバック制御システムにおいて、（ａ）ユーザのフレーム 化されたバースト状態データを受取り、キューし、かつバッファし、前記バース ト状態データをバースト状態データセルにフォーマット化し、規定された保証最 小速度を越える速度で受信されたユーザ入力データから得られたこれらのセルを 指摘し、かつ増分的に可変で制御可能な送信速度で前記セル交換通信網を通って 仮想回線接続を介してインディケータと共に前記セルを送信する、前記仮想接続 を含む前記送信元ノード及び任意の中間ノードが、バースト状態データセルを受 取り、キューイングし、バッファリングする手段、仮想接続キュー及びバッファ における初期幅輳を検出する手段、前記関連初期幅輳インディケータと共に前記 仮想接続を介して前記バースト状態データセルを転送する手段を有する送信元ノ ードと、（ｂ）バースト状態データセル及び関連初期幅輳インディケータを受取 り、前記フレーム化されたバースト状態データを再構成し、フォーマット化し、 かつ出力する手段、前記幅輳インディケータを監視し、前記幅輳インディケータ に基づいた速度制御信号を形成する手段、前記速度制御信号を前記送信元ノード に戻し送信する手段を有する前記通信網の仮想接続の終端である送信先ノードと を備え、 前記送信元ノードの増分的に可変で制御可能な送信速度が、幅輳を最少にするた めに前記送信先ノードから送信される前記速度制御信号に応じて調整されること を特徴とするフィードバック制御システム。 ２５．規定保証最小速度を越えるユーザ入力フレーム速度から得られたこれらの セルを指示する手段は、前記セルヘッダにおける前記指示を符号化する手段を備 えていることを特徴とする請求の範囲２４に記載のフィードバック制御システ２ ６．前記送信元ノード及び任意の中間ノードは、前記仮想接続キューが規定され たセル消失優先順位スレッショルド長を越えるときは常に量小保証速度を越える 入力データから得られるように指示されるセルを放棄する手段をさらに備えてい ることを特徴とする請求の範囲２４に記載のフィードバック制御システム。 ２７．前記セル放棄手段は、優先順位スレッショルドを越えた時、待ち行列にさ れるのと同じデータフレームに実質的に属する全てのその後のセルを放棄するこ とを特徴とする請求の範囲２６に記載のフィードバック制御システム。 ２８．バースト状態トラフィックを処理するセル交換通信網の仮想接続の幅輳防 止制御のためのフィードバック制御システムにおいて、（ａ）過剰人力フレーム データ速度を指示する関連拡張可能なデータインディケータを含むユーザのフレ ーム化されたバースト状態データを受取り、キューし、かつバッファし、前記バ ースト状態データをバースト状態データセルにフォーマット化し、前記セルヘッ ダの前記拡張可能なデータインディケータを符号化し、幅輳の軽減のためにイン ディケータを有しているセルを放棄し、かつ増分的に可変で制御可能な送信速度 で前記セル交換通信網を通って仮想回線接続を介して前記放棄されていないセル を送信する送信元ノードと、（ｂ）バースト状態データセル及び関連初期幅輳イ ンディケータを受取り、前記フレーム化きれたバースト状態データを再構成し、 フォーマット化し、かつ出力し、前記幅輳インディケータを監視し、前記幅輳イ ンディケータに基づいた速度制御信号を形成する手段、前記速度制御信号を前記 送信元ノードに戻し送信する手段を有する前記通信網の仮想接続の終端である送 信先ノードとを備え、前記仮想接続を含む前記送信元ノード及び任意の中間ノー ドは、バースト状態データセルを受取り、キューイングし、バッファリングする 手段、仮想接続キュー及びバッファにおける初期幅輳を検出する手段、前記関連 初期幅輳インディケータと共に前記仮想接続を介して前記バースト状態データセ ルを転送する手段を有し、 前記送信元ノードの増分的に可変で制御可能な送信速度は、幅輳を最少にするた めに前記送信先ノードから送信される前記速度制御信号に応じて調整されること を特徴とするフィードバック制御システム。 ２９．前記送信元ノード及び任意の中間ノードは、前記拡張可能データインディ ケータに関連するセルを放棄する手段をさらに備えていることを特徴とする請求 の範囲２８に記載のフィードバック制御システム。 ３０．前記送信先ノードは、さらに （ａ）再構成されたデータフレームをバッファリングする少なくとも一つの出力 キューと、 （ｂ）前記出力キュー長を監視する手段と、（ｃ）前記出力キュー長と規定スレ ッショルドとを比較する手取と、（ｄ）前記規定出力キュースレッショルドを越 える時は常に関連する断定拡張可能データインディケータを有する前記再構成さ れたバースト状態データフレームを放棄する手段とを備えていることを特徴とす る請求の範囲２８に記載のフィードバック制御システム。 ３１．さらに、 （ａ）前記仮想接続に関連するポート送信キューの平均キュー長を計算する手段 と、 （ｂ）前記平均出力ポート送信キュー長と規定された平均出力ポート送信キュー 長スレッショルドとを比較する手段と、（ｃ）前記平均出力ポート送信キュー長 スレッショルドを越えるならば、速度減少信号を発生する手段とを備えているこ とを特徴とする請求の範囲３０に記載のフィードバック制御システム。 ３２．平均出力キュー長は、再生サイクル時間間隔にわたって計算されることを 特徴とする請求の範囲３１に記載のフィードバック制御システム。 ３３．バースト状態データトラフィックを処理するセル交換網の仮想回線接続の 幅輳防止のためのフィードバック制御方法において、（ａ）ユーザバースト状態 データを入力送信元ノードでキュー及びバッファするステップと、 （ｂ）前バースト状態データフレームをバーストデータセルにフォーマット化す るステップと、 （ｃ）前記仮想接続を含む次のノードに送信するために送信元ノード及び任意の 中間ノード内の前記バースト状態データセルをキュー及びバッファするステップ と、 （ｄ）キュー長を監視することによって前記次のノードに送信するためにバッフ ァ及びキューされるバースト状態セルの初期幅輳を検出するステップと、（ｅ） キュー長が過剰である時、初期幅輳インジケィータを発生するステップと、 （ｆ）前記幅輳インジケィータを前記初期幅輳に貢献している対応セルを関連付 けるステップと、 （ｇ）前記セル及び間連幅輳インジケィータを仮想回線接続を介して制御可能な 速度で前記送信先ノードに送信するステップと、（ｈ）幅輳を制御するために前 記幅輳インジケィータに応じてバースト状態セルの送信速度を増分的に制御する ステップと、（ｉ）受信されたバースト状態セルから前記送信先ノードにおける フレームを再構成するステップと、 （ｊ）前記仮想接続の幅輳状態を決定するため前記送信先ノードにおける前記前 記幅輳インジケィータを監視するステップと、（ｋ）前記幅輳状態に基づいた速 度制御信号を形成するステップと、（ｌ）幅輳を最少にするために増分セル速度 送信制御のために前記速度制御信号を前記送信先ノードに送信するステップとか らなることを特徴とするフィードバック制御方法。 ３４．前記幅輳状態に基づいた速度制御信号を形成するステップは、４状態、２ つの２進ビット、速度増加、速度減少、急速な速度減少及び速度変化なしを表す 信号を発生することを含むことを特徴とする請求の範囲３３に記載のフィードバ ック制御方法。 ３５．セル及び関連インジケィータの送信を増分的に制御するステップは、速度 増加信号に応じて加法分数増加させ、速度減少信号に応じて緩慢な分数の乗法係 数減少させ、急速な速度減少信号に応じて大きな分数の乗法係数減少させ、速度 変化なし信号に応じて速度変化なしにする４つの状態制御信号に応動することを 特徴とする請求の範囲３４に記載のフィードバンク制御方法。 ３６．セル及び関連インジケィータの送信を増分的に制御するステップは、下位 保証最小速度と上位最大速度間の送信速度を変動することを特徴とする請求の範 囲３５に記載のフィードバック制御方法。 ３７．セル及び関連インジケィータの送信を増分的に制御するステップは、下位 速度と上位速度間の初期速度を割当てることを特徴とする請求の範囲３６に記載 のフィードバック制御方法。 ３８．セル及び関連インジケィータの送信を増分的に制御するステップは、前記 速度を規定休止速度にリセットされるようにするユーザ入力バースト状態データ のアクティビティの欠如を検知するために提供されることを特徴とする請求の範 囲３６に記載のフィードバック制御方法。 ３９．セル及び関連インジケィータの送信を増分的に制御するステップは、前記 ユーザ入力速度が過剰仮想回線キュー負荷を形成しないならば前記速度増加信号 を無視することを特徴とする請求の範囲３６に記載のフィードバック制御方法。 ４０．セル及び関連インジケィータの送信を増分的に制御するステップは、さら に、 （ａ）キューサーバチック間隔で表現された前記割当て仮想回線送信速度に対応 する前記割当て内部セル間隔を決定するステップと、（ｂ）ベース速度期間毎に 前記割当て間隔を減少するステップと、（ｃ）減少割当て間隔が０に等しいか又 は小さい時は常に送信クレジットカウンタを増分し、それに以前割当てられた間 隔を付加することによって前記減少割当て間隔を更新し、それによってステップ （ｂ）で使用するため新しい割当て間隔を形成するステップと、 （ｄ）前記送信クレジットカウントが０より大き（、かつセルが送信のために待 ち行列される時は常にキューサーバチック間隔でセルを送信するステップと、 （ｅ）セルが送信される時は常に前記クレジットカウンタを減分するステップと を含んでいることを特徴とする請求の範囲３６に記載のフィードバック制御方法 。 ４１．さらに前記送信クレジットカウンタを規定最大カウントに制限するステッ プをさらに含んでいることを特徴とする請求の範囲４０に記載のフィードバック 制御方法。 ４２．さらに、 （ａ）前記バースト状態セルの仮想接続に関連する任意の出力ポート送信キュー の平均長を監視するステップと、（ｂ）前妃平均キュー長と構成可能なキュー長 スレッショルド値を比較するステップと、 （ｃ）前記スレッショルドレベルを越えるならは、速度減少信号を発生すろステ ップとを付加することを特徴とする請求の範囲３３に記載のフィードバック制御 方法。