JPH09298549A

JPH09298549A - 非同期式ネットワーク上における一定、可変、最大努力速度のデータのセル多重変換方法及びシステム

Info

Publication number: JPH09298549A
Application number: JP12041296A
Authority: JP
Inventors: Uu Chun-Shen; ウーチウン−シエン; Maa Gin-Kou; マーギン−コウ
Original assignee: Industrial Technology Research Institute ITRI
Current assignee: Industrial Technology Research Institute ITRI
Priority date: 1995-12-06
Filing date: 1996-05-15
Publication date: 1997-11-18
Anticipated expiration: 2016-05-15
Also published as: US5771234A; JP2991282B2

Abstract

(57)【要約】（修正有）【課題】各セル・ソースのセルを、ＡＴＭネットワー
ク上の各装置に書き込み、出力ビット・ストリーム上に
配置する。【解決手段】ビット・ストリーム上のタイム・スロッ
トの各周期は長さの異なる時間単位に分割されており、
ラウンドと呼ばれる。各タイム・スロットの時間内であ
るセル・ソースの部分集合が選択されると、各部分集合
は１個のラウンドに対応する。部分集合の選択は各セル
・ソースＳｉの優先状態に基づいて決定される（待行列
１２０から端末Ｂｉ又は１１０，１４０，１５０）。各
タイム・スロットの時間内において、各セル・ソースは
自身がすでにセルをこのラウンドに送っているか、待機
しているかで優先状態の高低が決定される。優先状態が
最も高いセル・ソースが選択されると、部分集合を形成
し、優先状態の高い各セル・ソースからセルが選択さ
れ、順番に対応するラウンドに書き込まれる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、各セル・ソースの
セルを、非同期式通信ネットワーク上の各装置に書き込
み、データを伝送する出力ビット・ストリーム上に配置
する方法及びシステムに係る。ビット・ストリーム上の
タイム・スロットは固定長の周期を構成しており、その
長さはＮ個のタイム・スロットであり、Ｎは１より大き
い整数であり、また各周期は１個または複数の長さの異
なる時間単位に分割されており、これはラウンドと呼ば
れる。各ラウンドは異なった数量の連続したタイム・ス
ロットを含んでいる。各タイム・スロットの時間内にお
いて、あるセル・ソースの部分集合が選択されると、各
部分集合は１個のラウンドに対応する。つまり部分集合
の選択は各セル・ソースの優先状態に基づいて決定され
るのである。各タイム・スロットの時間内において、各
セル・ソースは自身がすでに幾つかのセルをこのラウン
ドに送っているか、及び現在セルが伝送を待って待機し
ているかに基づいてその優先状態の高低が決定される。
優先状態が最も高いセル・ソースが選択されると、いわ
ゆる部分集合を形成し、優先状態の高い各セル・ソース
からセルが選択され、順番に対応するラウンドに書き込
まれる。

【０００２】

【従来の技術】図１には一般的な通信ネットワーク１０
が示されている。この通信ネットワークは電話網、有線
テレビ網またはコンピュータネットワークなどとするこ
とができる。ここでは記述に便利なように通信ネットワ
ーク１０は電話網とする。この中には数個の顧客端末装
置ＣＰＥ１１，１３，１５，１７及び１９が含まれてい
る。例えば、電話機、構内交換機、選局器、ファイル伝
送経路器、データ処理装置を備えたコンピュータなどが
そうである。各ＣＰＥ１１〜１９はそれぞれ多重変換装
置２１及び２３に接続されている。多重変換装置２１ま
たは２３は集線装置中、中央管理室、ケーブルの先端、
経路器または衛星受信機中に設置される。通信ネットワ
ーク１０中で、多重変換装置２１及び２３は複数の交換
機３１，３２，３３に接続することができる。これらの
交換機は経路器または中央管理室でよく、またハブ交換
機41を通して相互に接続することも可能である。

【０００３】通信ネットワーク１０は非同期式伝送モー
ド（ＡＴＭ）を基本としている。M.Deprycker,“Asynch
ronous Transfer Mode Solution for Broadband ISD
N”, 2nd ed., ch.3 （1995）を見ると、ＡＴＭに基づ
き、ビット・ストリームは光ファイバ、複より線、同軸
ケーブルなどの連結線で接続されている。これらの連結
線は顧客の端末装置１１〜１９、多重変換装置２１，２
３、交換機３１〜３３、ハブ交換機４１などを一つに接
続し、ビット・ストリームは固定長のタイム・スロット
に組織され、顧客の端末装置１１〜１９、多重変換装置
２１，２３、交換機３１〜３３、ハブ交換機４１中で、
パケット・ヘッダ及びデータを含むセルはこれらのタイ
ム・スロットに書き込まれまたは読み出される。図２は
このようなパケット６０を示している。このパケットは
固定長のパケット・ヘッダ６２及び固定長のデータ・カ
ラム６４を有しており、パケット・ヘッダ６２には各種
のトラフィック制御の情報、例えば、経路が含まれてい
る。そしてデータ・カラム６４にはデータ、例えば、交
換するメッセージが保存されている。

【０００４】ネットワーク１０上の通信は２個の結節
点、例えば、１１及び１９間の仮想経路をセルが伝達さ
れることにより完成する。仮想経路は一連の結節点の組
合わせを含んでおり、これらの結節点には１１〜１９、
２１、２３、３１〜３３及び４１が含まれている。そし
てこれら一連の結節点は通信成立時の設定プログラムに
より決定される。例えば、顧客の端末装置ＣＰＥ１１及
びＣＰＥ１９が通信する必要がある場合、これらの間に
は次のような仮想通話路：ＣＰＥ１１→多重変換装置２１→交換機３１→交換機３
２→ハブ交換機４１→交換機３３→多重変換装置２３→
ＣＰＥ１９が成立する：同様に反対方向の仮想通話路：ＣＰＥ１９→多重変換装置２３→交換機３３→ハブ交換
機４１→交換機３１→多重変換装置２１→ＣＰＥ１１もＣＰＥ１９からＣＰＥ１１に向けて成立する。

【０００５】仮想通話路とは、ある端末が別の端末にセ
ルを伝送しようとする際に、動態的に配置される通信チ
ャネルのことであり、仮想経路上の仮想通話路の集合は
仮想通話路接続線（ＶＣＣ）と呼ばれる。仮想経路を確
立させる際、各通信は仮想通話路接続線の識別子を受取
り、この識別子に基づき、仮想経路上の各結節点はこの
セルを伝送する次の結節点の位置を弁別できる。結節点
上を多くの仮想通話路が経由している場合には、経路表
を作成し、各仮想通話路接続線の次の結節点の位置を弁
別しなければならない。顧客の端末装置ＣＰＥ１１及び
ＣＰＥ１９間の通信を例にとると、ＣＰＥ１１は多くの
セル６０を生成し、ＣＰＥ１１はＶＣＣ識別子をセルの
パケット・ヘッダ６２に書込み、併せてデータをデータ
・カラム６４に書込む。その後ＣＰＥ１１はセル６０を
多重変換装置２１に伝送し、多重変換装置２１中で、セ
ル６０のＶＣＣ識別子を検査し、経路表もチェックし、
次の結節点の位置を決定する。この作業は繰返され、当
該セル６０がＣＰＥ１９に到達するまで続くことにな
る。

【０００６】装置１１〜１９，２１，２３，３１〜３３
及び４１上を伝わるビット・ストリームは異なった通信
ソースからのセルを含むことができ、固定された時間内
に、ビット・ストリーム上を伝送される最大セル数は固
定的である。また各接続線上のビット・ストリームは異
なったチャネル・サイズを持つことができる。例えば、
多重変換装置２１及び交換機３１の間は１５５Ｍｂｐｓ
のＯＣ−３ＳＯＮＥＴ光ファイバとし、交換機３１及び
ハブ交換機４１の間は６２２ＭｂｐｓのＯＣ−１２ＳＯ
ＮＥＴ光ファイバとするなどである。

【０００７】ビット・ストリームの多重化は２種類に分
けることができる。物理層多重化及びセル層多重化であ
る。物理層多重化では、数個の速度の遅いビット・スト
リームが組合わされ、高速のビット・ストリームを構成
されており、セルのなんらかの流失やデータフロー中へ
の流入も見られず、ただ数個の低速のチャネル・サイズ
が集まって高速のチャネル・サイズを構成しているだけ
である。従ってこの多重化は簡単なラウンド・ロビン配
列法で実現することが可能である。

【０００８】セル層多重化では、セルは出力されるビッ
ト・ストリーム中から選択的に読取り、書込みまたは放
棄される。通信ネットワーク１０中において、セル層の
多重化は結節点１１〜１９，２１，２３，３１〜３３及
び４１中で実行される。例えば、結節点の出力ビット・
ストリーム中のタイム・スロットは、固定的にある仮想
通話路のセルのために配置されているのではなく、動態
的に、選択性を持って配置されている。ある時、ある種
の仮想通話路のセル到達率が非常に高いとすると、他の
セルには比較的大きな多重遅延を受容できるものもある
が、中にはできないものもある。従って異なった場所か
らきたセルを配分し、出力ビット・ストリームに書き込
む際には、各結節点は明瞭にセルの配置を行い、各通信
のサービスの質を確保しなければならない。

【０００９】図３ではセル層多重化に関する加重ラウン
ド・ロビン処理法（ＷＲＲ）と呼ばれる先行発明を示し
ている。説明が便利なように、セルを生成し結節点１１
〜１９，２１，２３，３４，３１〜３３及び４１に送る
ハードウェアまたは装置をセル・ソースと呼ぶことにす
るが、注意しなければならないのは、任意の装置がセル
を受信し、次の結節点に伝送する場合にもセル・ソース
と呼ばれると言う点である。加重ラウンド・ロビン処理
法に基づくと、出力ビット・ストリームのタイム・スロ
ットは一連の周期に構成され、各周期には一定数のタイ
ム・スロットＮが含まれており、Ｎ＞１である。各周期
内はまた幾つかの連続したラウンドに細分され、各ラウ
ンドには固定的ではない数量のタイム・スロットが含ま
れている。ラウンド内では、セル・ソースのセルはすべ
て１回走査され、各セル・ソースの加重指数に基づい
て、一部のセルはこのラウンド内において出力ビット・
ストリームに投入される。

【００１０】セル・ソースのセルを周期内のタイム・ス
ロットに投入するか否かは固定した加重指数に基づいて
決定される。例えば、５個のセル・ソースａ，ｂ，ｃ，
ｄ及びｅがそれぞれ加重指数５，３，２，１及び１を持
っているとする。加重指数は各セル・ソースが１周期内
において占めることができるタイム・スロットの数量ま
たは相対的比率を表示している。先ず第一のラウンド内
において各セル・ソースはすべて走査され、５個のセル
が第一のラウンドを形成する。

【００１１】それらはａ₁, ｂ₁, ｃ₁, ｄ₁及びｅ₁
である。第二次の走査の際には、セル・ソースｄ及びｅ
の加重指数はわずか１であるため、ａ，ｂ，ｃ３個の
セル・ソースだけがセルａ₂, ｂ₂, ｃ₂を第二のラウ
ンド内に放出する。このようにして第三のラウンドは２
個のセルａ₃及びｂ₃を持ち、第四及び第五ラウンド内
にはセル・ソースａからの僅か１個のセル、それぞれａ
₄及びａ₅があるだけである。

【００１２】ここで異なったタイプのセル生成率につい
て考慮してみる。例えば、最大努力セル・ソースである
が、最もよく見受けられる例はコンピュータデータの生
成であるが、そこでは固定的な生成率は持たず、ビット
・ストリーム上に空格子点があればできるだけこれを使
用しようとする。従って最大努力セル・ソースに対し、
我々は最大限可能なサービスを提供しなければならな
い。

【００１３】通信ネットワーク１０上の通信は固定速度
とすることもできる。例えば、相互稼働式の音声データ
では、これらのセル・ソースは固定的な平均速度でセル
を生成するが、同時にこれらのセルは同一の速度で周期
内のタイム・スロットに書き込まれなければならない。
もし当該セル・ソースが生成するセルが遅延して伝送さ
れ、この遅延が音声通信の要求を超過したならば、この
接続線通話の利用者は回線が中断し対話を継続できない
と感じてしまうであろう。

【００１４】通信ネットワーク１０上の通信は可変速度
とすることもできる。例えば、圧縮した映像の伝送であ
る。速度可変的なセル・ソースは固定的ではない速度で
セルを生成するが、長時間の統計をとれば平均速度を得
ることはできる。しかし１周期内において、一連のセル
は最高速度に到達することはできる。映像伝送の品質を
維持しようとすれば、これらの速度可変的なセルは同一
の速度で周期のタイム・スロットに書き込まれなければ
ならない。

【００１５】加重ラウンド・ロビン処理法（ＷＲＲ）の
欠点は、固定した加重指数、つまり各周期中で各セル・
ソースが書き込むことができるセルの数量が固定してい
ると言う点である。言い換えれば、セル・ソースはすべ
て一定速度方式でビット・ストリーム中に加わるが、す
べてのセル・ソースが一定速度と言うわけではなく、非
即時的なコンピュータデータでは、結節点１１〜１９，
２１，２３，３１〜３２，４１及び受信端末で大量の緩
衝メモリを増加することができるのに対し、即時的な通
信では比較的大きなチャネル・サイズを浪費してサービ
スの質を確保しなければならない。

【００１６】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的はこれら
先行技術の種々の欠点を克服し、より良い処理能力を達
成することにある。

【００１７】

【課題を解決するための手段】本発明は通信ネットワー
クの環境のために提供するものである。当該ネットワー
ク中の通信方法はビット・ストリーム中で伝送される固
定長のタイム・スロット次第であり、通信データの固定
長のセルがこれらのタイム・スロットに書き込まれるか
または読み出されることにより、通信の目的を達成する
ものである。ネットワーク上の各装置、例えば、ファイ
ル・サーボ、多重変換装置、交換機及びハブ交換機はす
べてセル層多重化を実行している。つまりセルが異なっ
たビット・ストリームに加わるか、または異なったビッ
ト・ストリームから取り出されることにより通信の目的
を達成するのである。本発明に基づけば、動態的加重ラ
ウンド・ロビン処理法より、各セル・ソースのセルがビ
ット・ストリームに書込まれる順序を配分できるのであ
る。

【００１８】伝統的な加重ラウンド・ロビン処理法中で
は、ビット・ストリーム中のタイム・スロットは固定し
た個数のタイム・スロットを含む時間単位に組織され、
これが周期と呼ばれている。また各周期は数個の異なっ
た個数のタイム・スロットを含む単位に区分され、これ
がラウンドと呼ばれている。各タイム・スロットの時間
内においては、少なくとも一部分のセル・ソースが選択
され、これらの選択されたセル・ソースが一つのラウン
ドを構成し、出力される周期内に投入される。

【００１９】本発明が伝統的な加重ラウンド・ロビン処
理法と異なる点は、セル・ソースのセルを選択しラウン
ドを構成する方式が固定的でないと言う点である。本発
明では、各セル・ソースはすべて１個の優先状態を有し
ており、この状態の高低は同一周期内においてこのセル
・ソースからすでに幾つのセルが選択されたかに基づい
て設定される。ある周期内において、先ず優先状態が最
高のセル・ソースが選択され、それらのセルがラウンド
内に投入され、順次実行されて行くのである。

【００２０】例えば、可変速度のセル・ソースはすべて
予め定められた最高速度及び平均速度を有し、これが１
周期内に於ける最多及び平均で幾つのセルが到達するの
かを表わしている。最大のセル数は１周期内において当
該セル・ソースが生成できるセルの個数を表示してお
り、平均セル数は１周期内において当該セル・ソースが
平均的に生成できるセルの個数を表示している。仮にあ
るセル・ソースがある時セルの到達をみ、その上同一周
期内において当該セル・ソースがすでに占めているタイ
ム・スロットの個数が平均セル数を下回るならば、その
時、このセル・ソースは最高の優先状態を有しているこ
とになる。もしすでに占めているタイム・スロットの個
数が平均セル数を上回っているが、最大セル数は下回っ
ているならば、そのセル・ソースは２番目に高い優先状
態にあることになる。そうでなければ（その他の場合、
例えば、セルが到達しない、またはすでに占めているタ
イム・スロットの数が最大セル数を上回るまたはそれに
等しい）、このセルソースは優先状態が最低である。我
々の方法に基づけば、１周期内において毎回優先状態が
最高のセル・ソースのセルが選ばれ、ラウンドが形成さ
れる。優先状態が最高のセルソースがなければ優先状態
が次に位置するセル・ソースが選択される。そして優先
状態が最低のセル・ソースはどのようなセルであっても
この周期内に投入されることは認められない。

【００２１】速度一定のセル・ソースについては、１周
期内の平均的なセル到達数のみを定義するため、このセ
ル・ソースは２種類の状態を有するのみである。一つは
このセル・ソースがこの周期内において占めるタイム・
スロットの数が平均的なセル到達数を下回る場合であ
り、この場合セルが到達したばかりの時、優先状態は最
高に設定され、そうでなければ、優先状態は最低に設定
される。

【００２２】速度一定または可変速度のセル・ソースが
セルの到達をみないか、またはタイム・スロットを占め
ることが認められない場合は、その中の最大努力セル・
ソースのセルが選択され、長さ１のラウンドを形成す
る。多くの最大努力セル・ソースが選択を待って待機し
ている場合には、選択規則は公平に順番に選択と言うこ
とになる。

【００２３】本発明は各種の形式で実際のアプリケーシ
ョン中に設計することができ、非同期式（ＡＴＭ）ネッ
トワーク上では、処理装置によりこれらのセルの伝送を
配置することができる。この処理装置は通信ネットワー
ク中のファイル・サーボ、多重変換装置及び交換機中に
設置することができ、それは各タイム・スロットの時間
内で、各セル・ソースの類型（一定速度、可変速度また
は最大努力）、すでに占めているタイム・スロットの数
及び待機しているセルの有無に基づき、セル・ソースに
対し一つ一つ優先状態を指定する。そして処理装置は優
先状態が最高のセル・ソースの中からセルを選択するこ
とができ、各セル・ソースはセルを１個選択し、当該周
期中にラウンドを形成する。もし優先状態が最高のセル
・ソースがない場合には、同様の手順で優先状態が次に
高いセル・ソースに対し処理を繰返す。優先状態が次に
高いセル・ソースもない場合には、最大努力セル・ソー
スのセルを選択し、１ラウンドとして出力するビット・
ストリーム上に投入する。

【００２４】以上の操作を完成させるための処理装置内
の構造については以下の通りである。各処理装置はすべ
て１個以上のセル入力ユニットＣＩＵを含んでいる。各
セル入力ユニットには第一の先入れ先出し緩衝エリアが
あり、第一緩衝エリアと略称されているが、ここにセル
・ソースが生成したセルを一時保存し、第一トークン生
成装置により第一緩衝エリアにセルがあるかどうかを判
断することになる。第一緩衝エリアにセルが到達し、同
一周期内において当該セル・ソースが占めるタイム・ス
ロットの個数が最大のセル数を下回っている場合には、
第一トークン生成装置がトークンを生成し、第一緩衝エ
リア内の第一のセルを第一交換機を通して第二の先入れ
先出し緩衝エリアに進出させる。このエリアは第二緩衝
エリアと略称されるが、第二緩衝エリアの後には第二ト
ークン生成装置があり、第二緩衝エリアにセルが到達
し、同一周期内で当該セル・ソースが占めるタイム・ス
ロットの個数が依然として平均セル数より小さい場合、
第二トークン生成装置が信号を生成し、当該セルが第二
交換機を経由して第一出力端末から出力される。その時
第二トークン生成装置が第二交換機にトークンを生成し
ないならば、セルは第二出力端末に出力され、最大努力
セル・ソースのセルに対しては、開始時一律に第三出力
端末に出力される。

【００２５】各セル出力ユニットは１個のセル・ソース
の処理に責任を負っている。１個の処理装置はＪ個のセ
ル入力ユニットを持つことができ、遅延回路を利用し、
このＪ個のセル入力ユニットは順番にセルを３個の出力
緩衝エリアに出力している。各セル入力ユニットの第一
の出力端末はすべて共用母線を経由し、第一の先入れ先
出し緩衝エリア、つまり第一緩衝エリアに接続してい
る。同様に第二出力端末は別の母線を経由して第二出力
緩衝エリアに接続し、第三の緩衝エリアも別の母線を経
由して第三出力緩衝エリアに接続している。３個の緩衝
エリアの後は、優先権回路を利用し第一出力緩衝エリア
内のセルを選択する。もし緩衝エリアが空ならば第二出
力緩衝エリアを選択し、これも空ならば、第三出力緩衝
エリアを選択する。

【００２６】本発明は１個のビット・ストリームによ
り、情報を伝達する通信システムに関するものである。
当該ビット・ストリームは一連の固定長のタイム・スロ
ットに組織され、これがセルと呼ばれる。異なったデー
タ送信装置から送られたセルは１個のビット・ストリー
ム中に集められる。この動作は多重化と呼ばれる。そし
てこれらのセルは固定的にビット・ストリーム上のタイ
ム・スロットを占めるわけではなく、セルの到達時間に
基づき、動態的にタイム・スロットを占めるのである。
一部のデータ送信装置のセルは時間が固定的であり、こ
れはビット速度が一定のデータ・ソースである。一部の
データ送信装置はビット速度が可変的なデータ・ソース
であり、中にはビット速度の定義がなく、可能な限り最
大のビット速度で伝達する最大努力データ・ソースもあ
る。本発明は、異なったセル生成速度下のタイム・スロ
ットの配置付け、各データフローの処理能力及びサービ
スの品質を保証する方法及びシステムを提供するもので
ある。

【００２７】

【発明の実施の形態】上記の通り、セル層多重化を実行
する場合、非同期式ネットワーク上の装置はセルを配置
し、適宜出力ビット・ストリームのタイム・スロット中
に書き込まなければならない。非同期式ネットワーク上
の装置は３種類の異なった通信形態の通信ソースを受信
できる。つまり可変速度、一定速度及び最大努力通信ソ
ースである。

【００２８】本発明に基づくと、ビット・ストリームの
タイム・スロットはＮ個の連続タイム・スロットを含む
一連の時間単位、つまり周期に構成される。この内のＮ
は１より大きい定数である。各周期はまた幾つかのより
小さな単位、ラウンドに分割され、各ラウンドには一定
ではない個数のタイム・スロットが含まれている。以下
の説明では次の定義を使用する：・ｎはセル・ソースの個数を表わす。・ｉはセル・ソースの第１から第ｎまでの指標を表わ
す。・Ｓ_iは第ｉ番目のセル・ソースを表わす。・ｂｍ（Ｓ_i）は与えられた各周期の平均セル到達数を
表わす。・ｂｐ（Ｓ_i）は与えられた各周期の最高セル到達数を
表わす。・ｂｍ（Ｓ_i）はＳ_iの平均セル生成率の略称である。・ｂｐ（Ｓ_i）はＳ_iの最高セル生成率の略称である。

【００２９】可変速度（ＶＢＲ）のセル・ソースは平均
速度ｂｍ（Ｓ_i）でセルを生成すると仮定できるが、可
変速度のセル・ソースは最高速度ｂｐ（Ｓ_i）でもセル
を生成できる。一定速度（ＣＢＲ）のセル・ソースは平
均速度ｂｍ（Ｓ_i）でセルを生成する。可変速度及び一
定速度のセルは伝送の際、すべてサービス品質の要求、
つまり各周期内において生成したセルはすべて伝送され
なければならないと言う要求を持っている。しかし最大
努力セル・ソースはサービス品質の要求は持っておら
ず、生成したセルが極力伝送されるよう希望するだけで
ある。

【００３０】セルのスケジューリングの方法は次の通り
である。各セル・ソースは各自のサービスの品質要求に
基づきランダムにセルを生成する。セルが生成された
後、即座に伝送されない場合には、緩衝装置内に一時保
存されるか廃棄される。サービス品質の要求（可変速度
または一定速度）を持っている第ｉ番目のセル・ソース
（Ｓ_i）はすべて一対の計数器、つまり平均セル計数器
Ｍ_i及び最高セル計数器Ｐ_iを持っている。１周期の開
始時、Ｓ_iの計数器Ｍ_iはｂｍ（Ｓ_i）に設定され、計
数器Ｐ_iはｂｐ（Ｓ_i）に設定される。もし一定速度の
セル・ソースがＰ _i＝Ｍ_iと設定されるならば、長さＮ
の周期内においては、次の数式が得られる：

【００３１】

【数１】

【００３２】つまりＮはすべての平均セル生成数の総和
以下でなければならないのである。しかしＮはすべての
最大速度の総和を越えなければならないとは限らない。
事実上、Ｎがすべての最大速度の総和を下回る場合に
は、ある程度の統計的多重化ゲインＧに到達することが
できるのであり、Ｇは次の通り定義される：

【００３３】

【数２】

【００３４】各タイム・スロットの時間内（時間は出力
ビット・ストリームのタイム・スロットを同期基準とす
る）において、部分的可変速度または一定速度のセル・
ソースはセルの出力を指定され、連続的ラウンドがビッ
ト・ストリームのタイム・スロット上に形成される。つ
まり各ラウンド中で、指定された各セル・ソースが「訪
問」され、順番に指定されたセル・ソースのセルが出力
ビット・ストリームのタイム・スロット中に投入され
る。そしてこれらの指定されたセル・ソースのセルがビ
ット・ストリーム上にラウンドを形成する。可変速度ま
たは一定速度の各セル・ソースは「訪問」されると、計
数器Ｍ_i及びＰ_iはそれぞれ１マイナスとなる。

【００３５】まとめて言えば、各タイム・スロットの時
間内において、少なくとも可変速度または一定速度のセ
ル・ソースの部分集合は訪問され、訪問された各セル・
ソースはすべてセルを出力し、ビット・ストリーム上に
ラウンドを形成する。そして当該セル・ソース部分集合
の選択基準は次の通りである：周期開始時、各セル・ソ
ースはすべて１個の優先状態を指定されるが、一定速度
及び可変速度のセル・ソースの優先状態には下記の３種
類がある：状態１：Ｐ_i＞０，Ｍ_i＞０、かつ第ｉ番目のセル・ソ
ースＳ_iではセルが待機し、伝送を待っている。状態２：Ｐ_i＞０，Ｍ_i≦０、かつ第ｉ番目のセル・ソ
ースＳ_iではセルが待機し、伝送を待っている。状態３：Ｐ_i≦０，Ｍ_i≦０、または第ｉ番目のセル・
ソースＳ_iには待機し、伝送を待っているセルがない。

【００３６】優先状態の指定が完了した後、優先状態に
基づき指定されたセル・ソースの部分集合を選択する。
もし優先状態の最高が状態１ならば、当該部分集合には
状態１のセル・ソースがすべて含まれる。優先状態の最
高が状態２ならば、当該部分集合には状態２のセル・ソ
ースがすべて含まれる。優先状態の最高が状態３なら
ば、セル・ソースの部分集合は形成されず、すべての最
大努力セル・ソースの中からセル・ソースが選択され、
そのセルが出力ビット・ストリームのタイム・スロット
中に伝送される。そして最大努力セル・ソースはすべて
公平に選択され、機会がありさえすれば、単一セルのラ
ウンドを形成する。

【００３７】あるタイム・スロット内において、ある種
のセル・ソースが状態１にあり、別のセル・ソースは状
態２にある場合を考えてみると、このような状態では、
状態１のセル・ソースはすべてセルが伝送され、ラウン
ドを形成する。そして次のタイム・スロットが到達する
前に、各セル・ソースは再度自己の状態を検査し、次の
タイム・スロット中で、上記のタイム・スロット形成手
順を繰り返す。

【００３８】簡単に言うと、状態１はあるセル・ソース
に、すでに伝送したセルの個数が依然として平均セル数
より下回ることを指定し、状態２はあるセル・ソース
に、すでに伝送したセルの個数が平均セル数を上回るが
最大セル数より下回ることを指定し、状態３は最大努力
セル・ソースを指定するのである。以下はセル・スケジ
ューリング演算法に基づき書き上げた疑似コードであ
る。この内Ｓ₀は最大努力セル・ソースの部分集合を表
わし、Ｓ₁は状態１のセル・ソース部分集合、Ｓ₂は状
態２のセル・ソース部分集合を表わし、Ｓ₃は状態３の
セル・ソース部分集合を表わしている。そしてS'及び
Ｓ’₀は暫定的集合変数である。ステップ１：Ｐ_i＝ｂｐ（Ｓ_i）とする。かつＭ_i＝ｂ
ｍ（Ｓ_i）、すべてに対し≦ｉ≦ｎ。ステップ２：Ｓ₀＝｛最大努力セル・ソース｝Ｓ₁＝｛Ｓ₁，Ｓ₂，Ｓ₃，…Ｓ_n｝−Ｓ₀ Ｓ₂＝Φ，Ｓ₃＝Φ，Ｓ’₀＝Φ ステップ３：ｉ＝０，Ｓ’₀：＝Ｓ₀； S₁中で現在処理待ちのセルがないセル・ソースＳ_kをＳ
₃に移す； while(i<N)do ｛ if(S₁≠Φ）｛ S':S₁; while(S'≠Φ)do ｛ S'中からセル・ソースＳ_kを選択する；Ｓ_kの最前列のセルを周期内の次ぎの空のタイム・スロットに移す； S':=S'−Ｓ_k;i++; Ｐ_k--; Ｍ_k--；検査し、Ｓ_kの優先状態を再設定する； if（Ｓ_kの状態が“状態２”に変わっている)then Ｓ_kをＳ₁からＳ₂に移す； if（Ｓ_kの状態が“状態３”に変わっている)then Ｓ_kをＳ₁からＳ₃に移す；｝ goto round；｝ else if （Ｓ₂≠Φ）｛ S':=Ｓ₂； while (S' ≠Φ）｛ S'中からセル・ソースＳ_kを選択する；Ｓ_kの最前列のセルを周期内の次ぎの空のタイム・スロットに移す； S':=S'−Ｓ_k;i++; Ｐ_k--；検査し、Ｓ_kの優先状態を再設定する； if（Ｓ_kの状態が“状態２”に変わっている)then Ｓ_kをＳ₁からＳ₂に移す； if（Ｓ_kの状態が“状態３”に変わっている)then Ｓ_kをＳ₁からＳ₃に移す；｝ goto round：｝ else ｛ S'中から最大努力セル・ソースＳ_kを選択する；Ｓ_kの最前列のセルを周期内の次ぎの空のタイム・スロットに移す； S'₀:=S'₀−Ｓ_k;i++；｝ round: if(S'₀==ф)then S'₀:S₀；検査し、Ｓ₃中の各セル・ソースの優先状態を再設定する；｝図４はセル配列の第１の例であり、ｓ₁及びｓ₂は可変
速度のセル・ソース、ｓ₃は最大努力セル・ソースであ
り、周期の長さはＮ＝１５である。ｓ₁及びｓ ₂の平均
速度はそれぞれｂｍ（ｓ₁）＝３及びｂｍ（ｓ₂）＝
５、最高速度はそれぞれｂｐ（ｓ₁）＝１０及びｂｐ
（ｓ₂）＝７である。従ってｓ₁及びｓ₂の計数器Ｐ_i
及びＭ_iは各周期の開始時、それぞれＰ₁＝１０，Ｍ₁
＝３，Ｐ₂＝７及びＭ₂＝５と設定される。図４で、小
さな長方形はセルの生成を表わしており、併せてセル生
成のタイム・スロットの位置を指示している。小さな長
方形内の数字は配列後の当該セル所属のラウンドを示し
ている。

【００３９】タイム・スロットＴ＝１の場合、セル
ｃ₁，ｃ₂及びｃ₃をそれぞれｓ₁，ｓ ₂及びｓ₃が生
成する。可変速度のセル・ソースｓ₁及びｓ₂はＴ＝１
の時、セルが伝送を待って待機しており、計数器Ｐ₁，
Ｍ₁，Ｐ₂及びＭ₂は０を上回っている。従ってｓ₁及
びｓ₂はＴ＝１の時、すべて状態１にあるため、ｃ₁及
びｃ₂が第一のラウンドを形成し、併せてそれぞれ周期
内の第１及び第２のタイム・スロットを占める。そして
計数器Ｐ₁，Ｍ₁，Ｐ₂及びＭ₂はすべて１マイナスさ
れ、Ｐ₁＝９，Ｍ₁＝２，Ｐ₂＝６及びＭ₂＝４とな
る。

【００４０】タイム・スロットＴ＝２の場合には、なん
らのセルも生成せず、可変速度のセル・ソースｓ₁及び
ｓ₂ではセルが伝送を待って待機していない。従ってｓ
₁及びｓ₂は状態３に移行し、第２のラウンドは単一セ
ルｃ₃を内に含み、周期内の第３のタイム・スロットを
占める。タイム・スロットＴ＝３の場合、ｓ₃はセルｃ
₄を生成し、Ｔ＝２の場合と同様、ｓ₁, ｓ₂は依然と
して状態３にあるため、第３のラウンドは最大努力セル
・ソースｓ₃のセルｃ₄により形成され、周期内の第４
のタイム・スロットを占める。

【００４１】タイム・スロットＴ＝４の場合には、なん
らのセルも生成せず、なんらのラウンドも形成しない。
タイム・スロットＴ＝５の場合には、ｓ₂がセルｃ
₅を、ｓ₃がセルｃ₆を生成する。この時ｓ₁は待機セ
ルがないため依然として状態３にある。ｓ₂はセルｃ₅
が待機中であり、計数器Ｐ₂及びＭ₂は共に０を上回っ
ている。従ってｓ₂は状態１に移行する。併せてセルｃ
₅が選択されて第４のラウンドを形成し、周期内の第５
のタイム・スロットを占める。同時にｓ₂の計数器はＰ
₂＝５及びＭ ₂＝３となる。

【００４２】タイム・スロットＴ＝６の場合には、ｓ₂
がセルｃ₇を生成する。この時ｓ₁は待機セルがないた
め依然として状態３にある。ｓ₂はセルｃ₇が待機中で
あり、計数器Ｐ₂及びＭ₂は共に０を上回っており、ｓ
₂は状態１のままであるため、セルｃ₇が第５のラウン
ドを形成し、併せて周期内の第６のタイム・スロットを
占める。同時にｓ₂の計数器はＰ₂＝４及びＭ₂＝２と
なる。

【００４３】タイム・スロットＴ＝７の場合には、ｓ₂
がセルｃ₈を生成する。この時ｓ₁は待機セルがないた
め依然として状態３のままである。ｓ₂はセルｃ₈が待
機中であり、計数器Ｐ₂及びＭ₂は共に０を上回ってお
り、ｓ₂は状態１のままであるため、セルｃ₈が第６の
ラウンドを形成し、併せて周期内の第７のタイム・スロ
ットを占める。同時にｓ₂の計数器はＰ₂＝３及びＭ₂
＝１となる。

【００４４】タイム・スロットＴ＝８の場合には、ｓ₁
がセルｃ₉を、ｓ₃がセルｃ₁₀を生成する。この時ｓ₂
はセルを生成しないため、ｓ₂は状態３に移行する。ｓ
₁はセルｃ₉が待機中であり、ｓ₁の計数器Ｐ₁及びＭ
₁は共に０を上回っている。従ってｓ₁は状態１に移行
し、ｓ₁のセルｃ₉が第７のラウンドを形成、併せて周
期内の第８のタイム・スロットを占める。同時にｓ₁の
計数器は１だけマイナスされ、Ｐ₁＝８及びＭ₁＝１と
なる。

【００４５】タイム・スロットＴ＝９の場合には、ｓ₁
がセルｃ₁₁を、ｓ₃がセルｃ₁₂を生成し、ｓ₃はセルｃ
₁₃も生成する。ｓ₁及びｓ₂は共にセルが待機中であ
り、これらの計数器Ｐ₁, Ｍ₁, Ｐ₂及びＭ₂は共に０
を上回っている。従ってｓ₁及びｓ₂は共に状態１に移
行し、セルｃ₁₁及びｃ₁₂が第８のラウンドを形成、併せ
て周期内の第９及び第１０のタイム・スロットを占め
る。同時に計数器Ｐ₁, Ｍ ₁, Ｐ₂及びＭ₂はすべて１
だけマイナスされ、Ｐ₁＝７，Ｍ₁＝０，Ｐ₂＝２及び
Ｍ₂＝０となる。

【００４６】タイム・スロットＴ＝１０の場合には、ｓ
₂がセルｃ₁₄を生成し、ｓ₁はセルを生成しないため状
態３に移行する。ｓ₂はセルが待機中であり、計数器Ｐ
₂は０を上回っているがＭ₂は０を上回っていないた
め、ｓ₂は状態２に移行する。しかしｓ₂が目下の所最
高の状態を保持しているため、第９のラウンドはセルｃ
₁₄が形成し、併せて周期内の第１１のタイム・スロット
を占める。同時に計数器Ｐ₂は１だけマイナスされ、Ｐ
₂＝１となる。

【００４７】タイム・スロットＴ＝１１の場合には、ｓ
₂がセルｃ₁₅を生成し、ｓ₁はセルを生成しないため依
然として状態３のままである。ｓ₂はセルが待機中であ
り、計数器Ｐ₂は０を上回っているがＭ₂は０を上回っ
ていないため、ｓ₂も状態２のままである。ｓ₂が目下
の所最高の状態を保持しているため、第１０のラウンド
はセルｃ₁₅が形成し、併せて周期内の第１２のタイム・
スロットを占める。同時に計数器Ｐ₂は１だけマイナス
され、Ｐ₂＝０となる。

【００４８】タイム・スロットＴ＝１２の場合には、ｓ
₁がセルｃ₁₆を、ｓ₃がセルｃ₁₇を生成し、この時ｓ₂
はセルを生成せず、伝送を待って待機しているセルもな
く、その上ｓ₂の計数器Ｐ₂, Ｍ₂も共に０であるた
め、ｓ₂は状態３に移行する。ｓ₁はセルが待機してお
り、計数器Ｐ₁は０を上回っているが、Ｍ₁は０を上回
っていないため、ｓ₁は状態２に移行する。ｓ₁が最高
の状態を保持しているため、第１１のラウンドはセルｃ
₁₆が形成し、併せて周期内の第１３のタイム・スロット
を占める。同時に計数器Ｐ₁は１だけマイナスされ、Ｐ
₁＝６となる。

【００４９】タイム・スロットＴ＝１３の場合には、ｓ
₁，ｓ₂及びｓ₃は共にセルを生成せず、ｓ₁及びｓ₂
は伝送を待って待機しているセルもないため、ｓ₁及び
ｓ₂は共に状態３に移行する。しかしこの時ｓ₃はセル
ｃ₆が待機しているため、セルｃ₆が第１２のラウンド
を形成し、併せて周期内の第１４のタイム・スロットを
占める。

【００５０】タイム・スロットＴ＝１４の場合には、ｓ
₁がセルｃ₁₈を、ｓ₂がセルｃ₁₉を生成する。この時ｓ
₁の計数器Ｐ₁は０より大きく、Ｍ₁は０であるため、
ｓ₁は状態２に移行する。ｓ₂の計数器Ｐ₂及びＭ₂は
共に０であるため、ｓ₂は状態３に移行する。ｓ₁が最
高の状態２を保持しているため、セルｃ₁₈が第１３のラ
ウンドを形成し、併せて周期内の第１５のタイム・スロ
ットを占める。計数器Ｐ₁も１だけマイナスされ、Ｐ₁
＝５となる。

【００５１】最大努力セル・ソース（ｓ₃）が生成する
セルはすべてが周期中に出力されるわけではない、例え
ば、ｃ₁₀，ｃ₁₃及びｃ₁₇である。これらのセルは一時的
に緩衝エリア内に保存され、次の周期を待っている。最
大努力セル・ソースにはリアルタイムの制限がないた
め、次の周期で出力されたとしても受信可能なのであ
る。当該周期内において、可変速度または一定速度のセ
ル・ソースが生成したセル、例えば、ｃ₁₉は出力されな
ければ、当該セル・ソースのサービスの品質要求に基づ
き廃棄、または待ち行列となる。ｃ₁₉は最大セル生成個
数を達成した後、改めて生成されたため、システムの状
況に基づき、廃棄または待ち行列と決定することが可能
である。セルの過剰生成（サービスの品質要求を超過す
る）を避けるため、セル・ソースの側にトラフィック管
理または流量制御処理を施すことも可能である。参照文献：Ｃ．Ｒｏｓｅｎｂｅｒｇ＆Ｂ．Ｌａｇｕｅ，
“ＡＨｅｕｒｉｓｔｉｃＳｅａｒｃｈｆｏｒＳ
ｏｕｒｃｅＰｏｌｉｃｉｎｇｉｎＡＴＭＮｅｔｗ
ｏｒｋｓ”，ＩＥＥＥ／ＡＣＭＴｒａｎｓ．ｏｎＮ
ｅｔｗｏｒｋｉｎｇ，ｖｏｌ．２，ｎｏ．４，Ａｕｇ
１９９４，ｐ．３８７−３９７；Ｘ．Ｗｕ，Ｉ．Ｌａｍ
ｂａｄａｒｉｓ，Ｈ．Ｌｅｅ＆Ａ．Ｋａｙｅ，“ＡＣ
ｏｍｐａｒａｔｉｖｅＳｔｕｄｙｏｆＳｏｍｅ
ＬｅａｋｙＢｕｃｋｅｔＮｅｔｗｏｒｋＡｃｃｅ
ｓｓＳｃｈｅｍｅｓ”，ＰｒｏｃｏｆｔｈｅＩ
ＥＥＥＩＣＣ１９９４，Ｍａｙ１９９４，ｐ．１
５８６−１５９１。

【００５２】図５は第二の例である。この内ｓ₁及びｓ
₂は可変速度のセル・ソースであり、ｓ₃は一定速度の
セル・ソースである。各セル・ソースの速度はそれぞ
れ：ｂｍ（ｓ₁）＝３，ｂｐ（ｓ₁）＝１０，ｂｍ（ｓ
₂）＝５，ｂｐ（ｓ₂）＝７及びｂｍ（ｓ₃）＝４と仮
定する。従って計数器は周期の開始時、それぞれＰ₁＝
１０，Ｍ₁＝３，Ｐ₂＝７，Ｍ₂＝５及びＰ₃＝Ｍ₃＝
４と設定される。そして周期の長さＮは依然として１５
である。

【００５３】タイム・スロットＴ＝１の場合、ｓ₁，ｓ
₂及びｓ₃がそれぞれセルｃ₁，ｃ ₂及びｃ₃を生成す
る。各セル・ソースはすべてセルが待機中であり、計数
器Ｐ ₁＞０，Ｍ₁＞０，Ｐ₂＞０，Ｍ₂＞０，Ｐ₃＞０
及びＭ₃＞０であるため、ｓ ₁，ｓ₂及びｓ₃はすべて
状態１に移行する。従って第一のラウンドはｃ₁，ｃ ₂
及びｃ₃が形成し、併せて周期内の第１、第２及び第３
のタイム・スロットを占める。同時に計数器はすべて１
マイナスされ、Ｐ₁＝９，Ｍ₁＝２，Ｐ₂＝６，Ｍ₂＝
４及びＭ₃＝Ｐ₃＝４となる。

【００５４】タイム・スロットＴ＝２及びＴ＝３の場合
には、セル・ソースはなんらのセルも生成せず、伝送を
待って待機しているセルもないため、どのようなラウン
ドも形成されない。タイム・スロットＴ＝４の場合、ｓ
₂はセルｃ₄を生成し、計数器Ｐ₂及びＭ ₂は共に０を
上回っているため、ｓ₂は状態１に移行する。ｓ₁及び
ｓ₃はセルが待機していないため、依然として状態３に
ある。この時状態１が最高の状態であるため、第２のラ
ウンドはセルｃ₄が形成し、併せて周期内の第４のタイ
ム・スロットを占める。同時に計数器Ｐ₂及びＭ₂は１
マイナスされ、Ｐ₂＝５及びＭ₂＝３となる。

【００５５】タイム・スロットＴ＝５の場合には、ｓ₂
がセルｃ₅を、ｓ₃がセルｃ₆を生成し、計数器Ｐ₂＞
０，Ｍ₂＞０，Ｐ₃＞０及びＭ₃＞０であるため、ｓ₂
は状態１を維持し、ｓ₃は状態１に移行する。ｓ₁は待
機セルがないため依然として状態３にある。この時最高
の状態は状態１である。従って第３のラウンドはｃ₅及
びｃ₆が形成し、併せて周期内の第５及び第６のタイム
・スロットを占める。同時に計数器Ｐ₂，Ｍ₂，Ｐ₃及
びＭ₃は１マイナスされ、Ｐ₂＝４，Ｍ₂＝２，Ｐ₃＝
２及びＭ₃＝２となる。

【００５６】タイム・スロットＴ＝６の場合には、セル
・ソースはなんらのセルも生成しないため、ｓ₁，ｓ₂
及びｓ₃は共に状態３に移行し、ラウンドも形成されな
い。タイム・スロットＴ＝７の場合には、ｓ₂がセルｃ
₇を生成し、計数器Ｐ₂及びＭ₂は共に０を上回ってい
るため、ｓ₂は状態１に移行し、この時ｓ₁及びｓ ₃は
待機セルがないため、依然として状態３のままである。
最高の状態は状態１であるため、第４のラウンドはｃ₇
が形成し、併せて周期内の第７のタイム・スロットを占
める。同時に計数器Ｐ₂及びＭ₂は１マイナスされ、Ｐ
₂＝３及びＭ ₂＝１となる。

【００５７】タイム・スロットＴ＝８の場合には、ｓ₁
がセルｃ₈を生成し、計数器Ｐ₁及びＭ₁は共に０を上
回っているため、ｓ₁は状態１に移行する。この時ｓ₂
及びｓ₃はセルを生成しないため、状態３に移行する。
従って第５のラウンドはセルｃ₈が形成し、併せて周期
内の第８のタイム・スロットを占める。同時に計数器Ｐ
₁及びＭ₁は１マイナスされ、Ｐ₁＝８及びＭ₁＝１と
なる。

【００５８】タイム・スロットＴ＝９の場合には、
ｓ₁, ｓ₂及びｓ₃がそれぞれセルｃ₉, ｃ₁₀及びｃ₁₁
を生成し、各セル・ソースはすべてセルが待機中であ
り、計数器は０を上回っている、つまりＰ₁＞０，Ｍ₁
＞０，Ｐ₂＞０，Ｍ₂＞０，Ｐ₃＞０及びＭ₃＞０であ
る。従って各セル・ソースはすべて状態１に移行し、セ
ルｃ ₉，ｃ₁₀及びｃ₁₁が第６のラウンドを形成、併せて
周期内の第９、第１０及び第１１のタイム・スロットを
占める。同時に計数器はすべて１だけマイナスされ、Ｐ
₁＝７，Ｍ₁＝０，Ｐ₂＝２，Ｍ₂＝０及びＰ₃＝Ｍ₃
＝１となる。

【００５９】タイム・スロットＴ＝１０の場合には、ｓ
₂がセルｃ₁₂を生成し、計数器Ｍ₂は０に等しくＰ₂は
０を上回っているため、ｓ₂は状態２に移行する。この
時ｓ ₁及びｓ₃はセルを生成しないため状態３に移行す
る。最高の状態はｓ₂の状態２であるため、第７のラウ
ンドはセルｃ₁₂が形成し、併せて周期内の第１２のタイ
ム・スロットを占める。同時に計数器Ｐ₂は１だけマイ
ナスされ、Ｐ₂＝１となる。

【００６０】タイム・スロットＴ＝１１の場合には、ｓ
₂がセルｃ₁₃を生成、ｓ₃はセルｃ₁₄を生成するが、ｓ
₂は依然として状態２（Ｐ₂が依然として０より大きい
ため）のままである。ｓ₃の計数器Ｐ₃及びＭ₃は共に
０を上回っているため、ｓ₃は状態１に移行する。ｓ₁
は待機中のセルがないため状態３のままである。この時
ｓ₃が最高の状態１を保持しているため、第８のラウン
ドはセルｃ₁₄が形成し、併せて周期内の第１３のタイム
・スロットを占める。同時に計数器Ｐ₃, Ｍ₃は１だけ
マイナスされ、Ｐ₃＝Ｍ₃＝０となる。

【００６１】タイム・スロットＴ＝１２の場合には、ｓ
₁がセルｃ₁₅を生成するため、ｓ₁は状態２（Ｐ₁＞
０，Ｍ₁＝０のため）に移行し、ｓ₂は依然として状態
２（セルｃ₁₃がまだ待機中であるため）のままである。
ｓ₃はセルを生成せず、計数器Ｐ₃及びＭ₃も共に０に
等しいため、ｓ₃は状態３に移行する。この時ｓ₂及び
ｓ₃は共に最高の状態２を保持しているため、第９のラ
ウンドはセルｃ₁₃及びｃ ₁₅が形成し、併せて周期内の第
１４及び１５のタイム・スロットを占める。同時に計数
器Ｐ₁及びＰ₂は１だけマイナスされ、Ｐ₁＝６及びＰ
₂＝０となる。

【００６２】タイム・スロットＴ＝１４の場合には、ｓ
₁及びｓ₂がセルｃ₁₆及びｃ₁₇を生成する。しかしこの
周期にはすでにセルを伝送するためのタイム・スロット
がないため、残ったセルは必要な配置計画に基づき、廃
棄または待ち行列とされる。以上の処理は一般の処理装
置で実行することができる。例えば、ネットワーク１０
の結節点内に、Ｉｎｔｅｌ^TMＰ５^TM処理装置を設置すれ
ば、本発明を実行することは可能である。しかし特別に
本発明に対応して設計された処理装置では、より良好な
成果が得られる。特別な処理装置とは伝統的なバケット
あふれ回路を基礎としたものである。図６は伝統的なバ
ケットあふれ回路である。基本的にはセル・ソースから
送られてきたセルは先ず先入れ先出緩衝エリア、または
待ち行列装置５２に投入される。待ち行列装置の最先端
には交換機５４があり、待ち行列エリアの第一のセルの
受入れに責任を負っている。交換機５４はトークン制御
信号も受取り、トークン制御信号を受取るごとに、交換
機５４は待ち行列装置５２の最先端のセルを送り出して
いる。

【００６３】図７は本発明のセル入力ユニット１００で
ある。セル入力ユニット１００は二重バケットあふれ回
路として設計されている。この回路の目的はセル・ソー
スのセルに対し優先状態を設定することにある。各セル
・ソースＳ_iに対してはすべて１個のセル入力ユニット
が配置されている。セル入力ユニットの出力は３個に分
かれ、それぞれ出力Ｂ_i（最大努力セル）、出力Ｐ
_i（最大セル）及び出力Ｍ _i（平均セル）である。この
３個の出力はそれぞれ異なった優先状態を表示してい
る。その順序は出力Ｍ_i（最高）＞出力Ｐ_i（２番）＞
出力Ｂ_i（最低）である。セルがセル入力ユニットに進
入後、我々が設計した回路では当該セルの優先状態を判
断し、適当な出力端末に出力する。セル入力ユニットか
ら出力されたセルは別の優先状態の回路を経由して、周
期上に適切なラウンドを形成する。

【００６４】図７中、セル・ソースＳ_iからのセルはそ
のタイプに基づき、待ち行列装置１１０または待ち行列
装置１２０に投入される。もし当該セルが最大努力セル
・ソースに属するものである場合には、待ち行列装置１
２０に投入され、出力端末Ｂ _iから出力される。最大努
力セル・ソースに属するものでない場合には、セルは待
ち行列装置１１０に投入される。交換機１３０は待ち行
列装置１１０の最先端に置かれ、待ち行列装置１１０の
最前列のセルを第一の出力０に投入するかまたは第二の
出力１に投入するかを決定する。第一の出力０に投入さ
れたセルは廃棄または再度待ち行列装置１１０に戻され
る。第二の出力１に投入されたセルは待ち行列装置１４
０に受け入れられる。待ち行列装置１４０の先端には交
換機１５０があり、セルの出力端末Ｐ_iまたは出力端末
Ｍ_iまでの伝送に責任を負っている。

【００６５】２個のトークン生成回路１６０及び１７０
はそれぞれ交換機１３０及び１５０に向けてトークンを
生成する。トークン生成回路１６０には２個のＡＮＤ論
理ゲート１６２及び１６４、及びシフトレジスタ１６６
が１個ある。リセット信号が到達すると、シフトレジス
タ１６６は一連の“１”ビットを書取るが、これらの
“１”ビットの個数は当該セル・ソースの最大セル数ｂ
ｐ（Ｓ_i）にちょうど等しくなる。処理装置のクロック
パルスはタイム・スロットと同期であり、タイム・スロ
ットのクロックパルスが到達すると、一時記憶装置１６
６はビット１個をＡＮＤ論理ゲート１６２及び１６４に
送り出す。

【００６６】待ち行列装置１１０は列先頭信号（ＨＯＬ
Ｏ）を出力し、待ち行列装置が空であるか否かを指示す
る。もし信号が“１”ならば、待ち行列装置にはセルが
待機していることを表示し、信号が“０”ならば、待ち
行列装置は空であることを表示している。この列先頭信
号はＡＮＤ論理ゲート１６２に入力され、当該信号の補
数がＡＮＤ論理ゲート１６４に入力される。そしてＡＮ
Ｄ論理ゲート１６２の出力端末からはトークン信号が交
換機１３０に出力される。トークン信号が論理“０”な
らば、待ち行列装置１１０の最前列のセルは出力０（廃
棄またはフィードバック）と出力される。トークン信号
が論理“１”ならば、待ち行列装置１１０の最前列のセ
ルは出力１（待ち行列装置１４０）と出力される。論理
ゲート１６４の出力端末もシフトレジスタ１６６にフィ
ードバックする。この目的は待ち行列装置１１０が空の
際に、一時記憶装置が送り出したビットを補填すること
にある。つまり待ち行列装置１１０にセルがある場合
に、やっと一時記憶装置１６６はビットを送り出す。

【００６７】トークン生成回路１７０には２個のＡＮＤ
論理ゲート１７２及び１７４、及びシフトレジスタ１７
６が１個ある。リセット信号が到達すると、シフトレジ
スタ１７６は一連の“１”ビットを書取り、これらの
“１”ビットの個数は当該セル・ソースの平均セル数ｂ
ｍ（Ｓ_i）にちょうど等しくなる。タイム・スロットの
クロックパルスが到達すると、一時記憶装置１７６はビ
ット１個をＡＮＤ論理ゲート１７２及び１７４に送り出
す。

【００６８】待ち行列装置１４０は列先頭信号（ＨＯＬ
Ｏ）を出力し、待ち行列装置が空であるか否かを指示す
る。もし信号が“１”ならば、待ち行列装置にはセルが
待機していることを表示し、信号が“０”ならば、待ち
行列装置は空であることを表示している。この列先頭信
号はＡＮＤ論理ゲート１７２に入力され、当該信号の補
数がＡＮＤ論理ゲート１７４に入力される。そしてＡＮ
Ｄ論理ゲート１７２の出力端末からはトークン信号が交
換機１５０に出力される。トークン信号が論理“０”な
らば、待ち行列装置１４０の最前列のセルは出力端末Ｐ
_iに出力され、トークン信号が論理“１”ならば、待ち
行列装置１４０の最前列のセルは出力端末Ｍ_iに出力さ
れる。論理ゲート１７４の出力端末もシフトレジスタ１
７６にフィードバックする。この目的は待ち行列装置１
４０が空の場合、一時記憶装置が送り出したビットを補
填する点にある。つまり待ち行列装置１４０にセルがあ
る場合に、やっと一時記憶装置１７６はビットを送り出
すのである。

【００６９】表１はトークン生成制御回路１６０及び１
７０の真理値表である。この表は、いつトークンが生成
され、いつシフトレジスタ１６６及び１７６送り出すビ
ットを補充するか否かを表わしている。

【００７０】

【表１】

【００７１】操作上、セル・ソースＳ_iが可変速度また
は一定速度ならば、シフトレジスタ１６６は開始時に、
ｂｐ（Ｓ_i）個のビットを含むようリセットされ、シフ
トレジスタ１７６はｂｍ（Ｓ_i）個のビットを含むよう
リセットされる。そしてＳ_iのセルは待ち行列装置１１
０に投入される。Ｓ_iが最大努力セル・ソースならば、
そのセルは待ち行列装置１２０に投入され、待ち行列装
置１２０に投入されたセルは出力端末Ｂ_iから出力待ち
行列装置に出力される。その出力周波数はクロックパル
スＣＬＫ２と同期である。

【００７２】仮にＳ_iが可変速度または一定速度のセル
・ソースならば、そのセルは待ち行列装置１１０に投入
され、同時に列先頭信号（ＨＯＬＯ）は“１”に変わ
る。もしこの周期ですでに伝送したセル数がｂｐ
（Ｓ_i）を下回るならば、トークン生成回路１６０はト
ークン信号を出力し、交換機１３０に待ち行列装置１１
０の最前列のセルを待ち行列装置１４０に投入させる。
また待ち行列装置１１０，１４０は共にタイムスロット
・クロックパルスの同期回路の制御を受けているため、
待ち行列装置１１０が出力するセルとタイムスロット・
クロックパルスは同期である。同時にシフトレジスタ１
６６はビット“１”を送り出し、この周期内においては
当該ビットは改めては補充されない。

【００７３】シフトレジスタ１６６がすべての記憶した
ビットを送り出すと、待ち行列装置１１０のセルは「出
力０」に出力され、「出力０」のセルは廃棄または待ち
行列装置１１０の列先頭にフィードバックされる。この
状況は正常である。シフトレジスタ１６６内のビットの
使用が完了する、つまりすでに伝送されたセル数がｂｐ
（Ｓ_i）に到達すると、後から来たセルの出力は制限さ
れる。

【００７４】待ち行列装置１４０に加わるセルは同期的
に交換機１５０に出力される。もしシフトレジスタ１７
６がまだ“１”ビットを有しているならば、出力されて
いないセルの個数がｂｍ（Ｓ_i）を下回っていることを
表わしている。この状況下では、論理“１”のトークン
信号は交換機１５０に出力され、待ち行列装置１４０の
第一のセルは出力端末Ｍ_iから出力される。反対にシフ
トレジスタ１７６のビット“１”がすべて使い終わった
ならば、出力されたセルの個数がｂｍ（Ｓ_i）を上回っ
ていることを表わしている。但し、このセルはすでに待
ち行列装置１４０中にあり、出力されたセルの個数はｂ
ｐ（Ｓ_i）を下回っていることを表わしているため、待
ち行列装置１４０の第一のセルはＰ_iに出力される。

【００７５】図８は処理装置２００を表示している。こ
の中にはＪ個のセル入力ユニット１００（ＣＩＵ）が含
まれており、Ｊ＞０である。各セル・ソースＳ_iはすべ
て１個のセル入力ユニットＣＩＵに対応しているため、
ｉ＝１〜Ｊである。それぞれＮＴ離れた時間は１個のリ
セット信号を有しており、この内Ｎは周期中のタイム・
スロットの個数、Ｔは各タイム・スロットの時間長であ
る。リセット信号が到達すると、各セル入力ユニット１
００は対応する最大及び平均セル数、ｂｐ（Ｓ _i）及び
ｂｍ（Ｓ_i）を受取り、シフトレジスタ１６６及び１７
６（図７）のためにトークン信号を生成する。処理装置
２００には２個のデージー連鎖遅延回路２１０及び２２
０も含まれている。遅延回路２１０及び２２０上の２個
の遅延素子は長さＴ／Ｊの遅延時間を生成し、遅延回路
２１０はタイム・スロットのクロックパルスを遅延さ
せ、遅延回路２２０はクロックパルスＣＬＫ２を遅延さ
せる。第ｉ番目のセル入力ユニット１００はｉ個のＴ／
Ｊ時間経過後、タイム・スロットのクロックパルス及び
ＣＬＫ２クロックパルスを受取る。この種の遅延回路は
各セル入力ユニットから順番にセルを出力させる。

【００７６】セル入力ユニット１００中の最大努力優先
セルは、セル母線２２２を経由して待ち行列装置２３０
に出力される。同様にセル入力ユニット１００中の最高
優先セルは、最大セル母線２２４から待ち行列装置２４
０に出力される。またセル入力ユニット１００中の平均
優先セルは、セル母線２２６を経由して待ち行列装置２
５０に出力される。但し、注意しなければならないの
は、すべてのセル入力ユニット１００は平行または同等
の方式でこれらのセルを出力する訳ではなく、順番方式
で作動すると言う点である。従って同一時間内において
は、各母線中で只１個のセルだけが出力される。

【００７７】図８に示す通り、優先回路２６０は待ち行
列装置２３０，２４０及び２５０中のセルを最後の出力
端末に出力する。この優先回路には２個のＡＮＤ論理ゲ
ート２６２及び２６４が含まれている。論理ゲート２６
２は待ち行列装置２５０の列先頭信号（ＨＯＬＯ）の補
数、待ち行列装置２４０の列先頭信号及び周期Ｔのクロ
ックパルスを受取る。論理ゲート２６４は待ち行列装置
２５０及び待ち行列装置２４０の列先頭信号の補数、待
ち行列装置２３０の列先頭信号及び周期Ｔのクロックパ
ルスを受取る。そして論理ゲート２６２は待ち行列装置
２５０の列先頭信号により閉鎖または作用を停止され、
論理ゲート２６４は待ち行列装置２５０または２４０の
列先頭信号により閉鎖される。従って待ち行列装置２５
０中にセルが待機していると、待ち行列装置２４０及び
２５０中のセルはすべて出力されず、待ち行列装置２５
０中にセルがなく待ち行列装置２４０及び２３０には共
にセルがある場合にも、待ち行列装置２３０のセルは出
力されない。待ち行列装置２５０及び２４０に共にセル
がなくなって、やっと待ち行列装置２３０は出力の権利
を得るのである。論理ゲート２６４及び２６２に加わる
クロックパルスは、優先指数の比較的高いセルが到達し
た場合に、出力の機会を獲得することを保証するもので
あり、優先状態が比較的低いセルが予め出力周期のタイ
ム・スロットを占めることを避けるためである。

【００７８】処理装置２００中のセル入力ユニット１０
０はわずかＴ／Ｊ秒の時間でセルに優先状態を割当て
る。セルの入力速度が１５５Ｍｂｉｔ／ｓｅｃ、各セル
の長さが６４ｂｙｔｅｓで、セル母線２２２，２２４，
２２６のサイズが３２ビットならば、各セル入力ユニッ
ト１００はセルの出力に６４×８／３２＝１６個のクロ
ックパルスが必要である。各クロックパルスの周期がＣ
秒であれば、Ｊこの数値は以下の数式から推算すること
ができる：１６・Ｃ・Ｊ≦８・６４／１５５・１０⁶ クロックパルスが１００ＭＨｚの場合、数値Ｊは２１で
あり、これは可変速度及び一定速度のセル・ソースにつ
いて計算したものである。セル入力ユニット１００のセ
ルの到達速度が低く、例えば、２５．６Ｍｂｉｔ／ｓｅ
ｃならば、数値Ｊは１２０となる。しかし最大努力セル
その個数は無制限である。なぜならセル入力ユニット１
００中で、そのクロックパルスと可変速度または一定速
度のセルとは別のものだからである。

【００７９】本発明の効率を評価するため、各セル・ソ
ースが不均一な方式でセルを生成するモデルを仮定して
みると、この種の不均一なセル・ソースは帯状の連続し
た時間ｔ_on内にセルを生成し、２個の帯状のセル生成時
間の間はセルを生成しない時間ｔ_offで隔てられてい
る。ｔ_onＥ［ｔ_on］及びＥ［ｔ_off］となり、併せてｔ
_onの時、セルの到達率をポアソン・ランダム変数Ｘと
し、Ｅ［Ｘ］＝λとすると、可変速度のセル・ソースの
出力チャネル・サイズに対する使用率ρは次の通りとな
る：

【００８０】

【数３】

【００８１】周期の長さをＮとすると、可変速度のセル
・ソースの最高速度Ｂ_p及び平均速度Ｂ_Mは次の通りと
なる：

【００８２】

【数４】

【００８３】一定速度セル・ソースについては、各タイ
ム・スロットのセル到達率はポアソン・ランダム変数Ｘ
_cと表示することができ、Ｅ［Ｘ_c］＝λ_cとするとＢ
_p＝Ｂ_M＝λ_cNとなる。最大努力セル・ソースについて
は、メッセージを基礎とするセル・ソースを仮定してみ
ると、各タイム・スロットにおいて、メッセージ到達の
確率はある種の確率分布に基づいており、各メッセージ
に含まれているセルの個数は別のランダム変数とするこ
とができる。メッセージの到達率をポアソン分布、その
変数をλ _bcとすると、メッセージの長さは指数分布とな
り、平均値はωとなる。

【００８４】動態的加重ラウンド・ロビン配列法ＤＷＲ
Ｒと伝統的な加重ラウンド・ロビン配列法ＷＲＲを比較
するため、５個のセル・ソースを配列し例示してみる。
その詳細データは以下の通りである：セル・ソース１：可変速度，Ｂ_p＝１０，Ｂ_M＝３，Ｅ［ｔ_on］＝１５，Ｅ［ｔ _off ］＝３５， λ＝０．６６６７セル・ソース２：可変速度，Ｂ_p＝７，Ｂ_M＝５，Ｅ［ｔ_on］＝１５，Ｅ［ｔ_of _f ］＝６，λ＝０．４７セル・ソース３：最大努力，λ_bc＝0.001 ，0.002 ，．．．，0.009 ，ω＝30 セル・ソース４：最大努力，λ_bc＝0.001 ，0.002 ，．．．，0.009 ，ω＝30 セル・ソース５：最大努力，λ_bc＝0.001 ，0.002 ，．．．，0.009 ，ω＝30 より正確に比較するため、三組の加重指数を伝統的な加
重ラウンド・ロビン配列法に使用した。加重指数の組は
（Ｗ₁，Ｗ₂，Ｗ₃，Ｗ₄，Ｗ₅）と表示している。こ
の内Ｗ₁はセル・ソース１の加重指数、Ｗ₂はセル・ソ
ース２の加重指数、Ｗ₃はセル・ソース３の加重指数、
Ｗ₄はセル・ソース４の加重指数、Ｗ₅はセル・ソース
５の加重指数である。第一組の加重指数は可変速度のセ
ルその最大速度を基礎としており、最高速度加重指数組
と呼ぶ。その数値は（１０，７，１，１，１）である。
第二組はセルその平均速度を基礎としており、平均加速
度加重指数組と呼ぶ。その数値は（３，５，１，１，
１）である。第三組は各セルに平均的に分配される加重
指数であり、均等加重指数組と呼ぶ。その数値は（１，
１，１，１，１）である。

【００８５】図９はセル・ソース１，２の最大緩衝エリ
ア長について行った比較である。本発明（ＤＷＲＲ）の
方法を使用したほか、伝統的なＷＲＲ法も使用し、数値
は最高速度加重指数組（１０，７，１，１，１）を選択
している。図１０は伝統的なＷＲＲ法及びＤＷＲＲ法を
使用し、セル・ソース３の最大緩衝エリア長について行
った比較である。ここでもその数値は（１０，７，１，
１，１）を使用している。図９中で、２種類の方法の結
果は共に良好である。しかしＤＷＲＲ法が必要とする緩
衝エリアのスペースはより小さくなっている。図１０中
では、ＷＲＲはＤＷＲＲより劣っている。最大努力セル
の総到達率が２０％に達した時、ＷＲＲ法を使用した場
合の緩衝エリア長は急激に増加し始める。しかしＤＷＲ
Ｒ法を使用した場合には、緩衝エリア長は最大努力セル
の総到達率が５０％に達した時にやっと増加する。

【００８６】図１１はＷＲＲ法及び本発明のＤＷＲＲ法
により、セル・ソース１，２の最大緩衝エリア長に対し
て行った比較である。ここでは加重指数組（３，５，
１，１，１）を選択している。図１２は同様の環境下で
セル・ソース３の最大緩衝エリア長に対して行った比較
である。図１１中では、ＷＲＲを使用したセル・ソース
１及び２の最大緩衝エリア長は図９の結果より若干高く
なっている。図１２中では、最大努力セル・ソースの緩
衝エリア長は依然として最大努力セルの総到達率が２０
％に達した時に増加し始めており、増加の程度が図１０
より緩やかなだけである。

【００８７】図１３及び図１４は２種類の方法の最大緩
衝エリア長を比較したものである。この内ＷＲＲ法には
加重指数組（１，１，１，１，１）を使用している。図
１４中では、最大努力セル・ソース３にＷＲＲ法を使用
した結果はＤＷＲＲに非常に接近している。しかし図１
３中ではセル・ソース１，２にＷＲＲ法を使用した後、
その最大緩衝エリア長は非常に大きくなっており、ＤＷ
ＲＲ法がやはりＷＲＲ法より優れている。

【００８８】簡単に言うと、本発明が提供する動態的加
重ラウンド・ロビン配列法及び構造は、非同期式通信ネ
ットワーク上で、セルを適当なタイム・スロットに配置
するのに適しているのである。各タイム・スロットの時
間内において、各セル・ソースは複数の優先状態の内の
いずれかに属しているが、その優先状態は以下の状況に
基づいて指定される： (1) セルが伝送を待って待機しているか否か；及び(2)
この時以前に同一周期内ですでにどれだけのセルを送り
出したか。

【００８９】優先状態の設定が済むと、優先状態が最高
のセルが選択され、当該セル・ソースがセルを出力し、
周期内にラウンドを形成する。

【００９０】

【発明の効果】上述の如く、本発明は同期式通信ネット
ワーク上に動態的加重ラウンド・ロビン処理法及び装置
を提供し、複数の通信装置からのセルの伝送及び配置を
処理しようとするものである。各セル・ソースは各タイ
ム・スロットの時間内においてすべて優先状態を持って
おり、この優先状態は各種の異なった要因に付随し変化
するのである。本発明は各セル・ソースの多重化及びス
ケジューリングを準備する際、より一層の公平性を達成
し、同時に各セル・ソースのサービスの品質要求、例え
ば、可変速度、一定速度または最適セル・ソースを満足
するものである。この公平性の改善は各通信装置上の緩
衝メモリの面積減少の要求にも明らかに答えるものであ
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】伝統的な通信システムを示す図である。

【図２】典型的なセルを説明する図である。

【図３】先行発明「加重ラウンド・ロビン処理法」を説
明する図である。

【図４】本発明によりセルを配置した第一の例を示す図
である。

【図５】本発明によりセルを配置した第二の例を示す図
である。

【図６】典型的なバケットあふれ回路を示す図である。

【図７】本発明に基づき設計した二重バケットあふれセ
ル入力ユニットの実施例を示す図である。

【図８】図７のような複数個のセル入力ユニットで構成
されている、本発明に基づき設計したスケジューラの実
施例を示す図である。

【図９】本発明により得られる緩衝メモリ面積の減少程
度を表わすグラフである。

【図１０】本発明により得られる緩衝メモリ面積の減少
程度を表わすグラフである。

【図１１】本発明により得られる緩衝メモリ面積の減少
程度を表わすグラフである。

【図１２】本発明により得られる緩衝メモリ面積の減少
程度を表わすグラフである。

【図１３】本発明により得られる緩衝メモリ面積の減少
程度を表わすグラフである。

【図１４】本発明により得られる緩衝メモリ面積の減少
程度を表わすグラフである。

【符号の説明】

１００セル入力ユニット１１０，１２０，１４０待ち行列装置１３０，１５０交換機１６０，１７０トークン生成回路１６２，１６４，１７２，１７４ＡＮＤ論理ゲート１６６，１７６シフトレジスタ（一時記憶装置）２００処理装置２１０，２２０遅延回路２３０，２４０，２５０待ち行列装置２６０優先回路

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数個のセル・ソースからセルを指定
し、ビット・ストリーム中のタイム・スロットに出力す
る配列方法であって、ここでビット・ストリームは複数
個の周期に分割され、各周期には固定した個数のタイム
・スロットが含まれており、その個数はＮであり、Ｎは
整数であり、（ａ）各セル・ソースが現在の周期中ですでに占めて
いるタイム・スロットの個数及び当該セル・ソースが処
理待ちで待機しているセルを有しているか否かに基づ
き、複数個の優先状態中からそのうち１個の優先状態を
当該セル・ソースに指定し、（ｂ）優先状態が最高の各セル・ソースからセルを選
択し、その後、（ｃ）これらのセルに現在の周期上のタイム・スロッ
トを指定する段階よりなる方法。
【請求項２】少なくとも１個のセル・ソースは可変速
度とすることができ、またこの内の優先状態は与えられ
た周期平均セル数及び周期最大セル数に基づき指定され
ることを特徴とする請求項１記載の方法。
【請求項３】可変速度のセル・ソースに対応し、上記
段階（ａ）には、（１）当該可変速度セル・ソースに処理を待つセルが
待機しており、この周期中にすでに送り出されたセルの
個数が周期の平均セル数を下回っているならば、当該可
変速度セル・ソースが最高の第一優先状態を持つよう指
定し、（２）当該可変速度セル・ソースに処理を待つセルが
待機しており、この周期中にすでに送り出されたセルの
個数が周期の平均セル数を上回るが、周期の最大セル数
は下回っているならば、当該可変速度セル・ソースが２
番手の第二優先状態を持つよう指定する。この第二優先
状態は優先状態が第一優先状態よりは低くなっており、（３）上記のいずれにも該当しない場合には、第二優
先状態よりも低い優先状態、つまり第三の優先状態を当
該可変速度セル・ソースに指定する段階が含まれている
ことを特徴とする請求項２記載の方法。
【請求項４】少なくとも１個のセル・ソースは速度一
定のセル・ソースとすることができ、またこの内の優先
状態は与えられた周期平均セル数に基づき指定されるこ
とを特徴とする請求項１記載の方法。
【請求項５】可変速度のセル・ソースに対応し、上記
段階（ａ）には、（１）当該一定速度セル・ソースに処理を待つセルが
待機しており、この周期中にすでに送り出されたセルの
個数が周期の平均セル数を下回っているならば、当該一
定速度セル・ソースが優先状態が最高の第一優先状態を
持つよう指定し、（２）これに該当しない場合には、一定速度セル・ソ
ースを優先状態が第一、第二優先状態よりも低い第三優
先状態に指定する段階が含まれていることを特徴とする
請求項４記載の方法。
【請求項６】少なくとも１個のセル・ソースは最大努
力セル・ソースとすることができ、上記段階（ｂ）に
は、すべてのセル・ソースが第三優先状態にあるならば、最
大努力セル・ソースを選択しセルを伝送する段階が含ま
れていることを特徴とする請求項１記載の方法。
【請求項７】複数個のセル・ソースからセルを指定
し、出力ビット・ストリームに伝送する装置であって、
この内ビット・ストリームは複数個の周期に分割され、
各周期には固定した個数のセルが含まれており、その個
数はＮであり、Ｎは整数であり、複数個の優先状態中か
ら１個の優先状態を各セル・ソースに指定する処理装置
が含まれており、その指定方法は当該セル・ソースが処
理待ちで待機しているセルを有しているか及び当該セル
・ソースがこの周期内においてすでに幾つのセルを伝送
しているかに基づいて決定され、当該処理装置は各セル
・ソースの優先状態を比較し、優先状態が最高のセル・
ソースからセルを選択し、これを現在の周期中のタイム
・スロットに出力することを特徴とする装置。
【請求項８】複数個のセル・ソースから１個または数
個のセルを受取るセル多重変換装置であって、上記のセ
ルを配置し、出力ビット・ストリームに伝送し、この内
ビット・ストリームは複数個の周期に分割され、各周期
には固定した個数のセルが含まれており、その個数はＮ
であり、Ｎは整数であり、複数個の優先状態中から１個
の優先状態を各セル・ソースに指定する処理装置が含ま
れており、その指定方法は当該セル・ソースが処理待ち
で待機しているセルを有しているか及び当該セル・ソー
スがこの周期内においてすでに幾つのセルを伝送してい
るかに基づいて決定され、当該処理装置は各セル・ソー
スの優先状態を比較し、優先状態が最高のセル・ソース
のセルを選択し、これを現在の周期中のタイム・スロッ
トに出力することを特徴とする装置。
【請求項９】通信ネットワーク中において、複数個の
セル・ソースから１個または数個のセルを受取るセル交
換機であって、上記のセル・ソースは一部の仮想経路を
経由し、セル交換機を通って、セルを他の仮想経路に伝
送し、当該セル交換機も受取ったセルを配置し、ビット
・ストリームに伝送し、この内ビット・ストリームは複
数個の周期に分割され、各周期には固定した個数のセル
が含まれており、その個数はＮであり、Ｎは整数であ
り、上記のセル交換機には、複数個の優先状態中から１
個の優先状態を各セル・ソースに指定する処理装置が含
まれており、その指定方法は当該セル・ソースが処理待
ちで待機しているセルを有しているか否か及び当該セル
・ソースがこの周期内においてすでに幾つのセルを伝送
しているかに基づいて決定され、当該処理装置は各セル
・ソースの優先状態を比較し、優先状態が最高のセル・
ソースのセルを選択し、これを現在の周期中のタイム・
スロットに出力することを特徴とするセル交換機。
【請求項１０】セルをビット・ストリームに伝送する
際、セルの優先状態を指定するセル入力ユニットであっ
て、セル・ソースからのセルを受取る第一待ち行列装置（Ｆ
ＩＦＯ）と、第一待ち行列装置にセルがあるかどうかを検査し、セル
があり、当該セル・ソースがこの周期中にすでに送り出
したセルの個数が周期の最大セル数を下回っているなら
ば、第一トークンを生成する第一トークン生成器と、第一トークン及びタイム・スロットのクロックパルスを
受取り、これらの信号に基づきセルを出力する第一交換
機と、第一交換機から伝送されたセルを受取る第二待ち行列装
置と、第二待ち行列装置にセルがあるかどうかを検査し、セル
があり、当該セル・ソースがこの周期中にすでに送り出
したセルの個数が周期の平均セル数を下回っているなら
ば、第二トークンを生成する第二トークン生成器と、第二トークン及びタイム・スロットのクロックパルスを
受取った場合、第二待ち行列装置中の１個のセルを第一
の出力端末に伝送し、タイム・スロットのクロックパル
スだけを受取った場合には、第二待ち行列装置中の１個
のセルを第二の出力端末に伝送する第二交換機とよりな
ることを特徴とするセル入力ユニット。
【請求項１１】複数個のセル・ソースからセルを受取
り、これらのセルを配置する処理装置であって、Ｊ個のセル入力ユニットについて：Ｊ＞１であり、各セ
ル入力ユニットｊは１個のセル・ソースセルを受取る責
任を負っており、そしてｊ＝１…Ｊであり、第ｊ番のセ
ル処理ユニットもｊ−１のタイム・スロット時間が遅延
したクロックパルスを受取り、上記の各セル入力ユニッ
トは、セル・ソースからのセルを受取る第一待ち行列装置（Ｆ
ＩＦＯ）と、第一待ち行列装置にセルがあるかどうかを検査し、セル
があり、当該セル・ソースがこの周期中にすでに送り出
したセルの個数が周期の最大セル数を下回っているなら
ば、第一トークンを生成する第一トークン生成器と、第一トークン及びタイム・スロットのクロックパルスを
受取り、これらの信号に基づきセルを出力する第一交換
機と、第一交換機から伝送されたセルを受取る第二待ち行列装
置と、第二待ち行列装置にセルがあるかどうかを検査し、セル
があり、当該セル・ソースがこの周期中にすでに送り出
したセルの個数が周期の平均セル数を下回っているなら
ば、第二トークンを生成する第二トークン生成器と、第二トークン及びタイム・スロットのクロックパルスを
受取った場合、第二待ち行列装置中の１個のセルを第一
の出力端末に伝送し、タイム・スロットのクロックパル
スだけを受取った場合には、第二待ち行列装置中の１個
のセルを第二の出力端末に伝送する第二交換機と、Ｊ個のセル入力ユニットの第一出力端末に接続する第一
出力待ち行列装置と、Ｊ個のセル入力ユニットの第二出力端末に接続する第二
出力待ち行列装置と、第一出力待ち行列装置にセルが存在する場合、当該待ち
行列装置内のセルを選択し、第一出力待ち行列装置が空
の場合には、第二出力待ち行列装置内のセルを選択する
優先回路とよりなることを特徴とする処理装置。