JPH09508764A

JPH09508764A - フレームリレーネットワークにおけるオーバーロード状態の制御

Info

Publication number: JPH09508764A
Application number: JP7515424A
Authority: JP
Inventors: ユーハパュビルタ; ヘイッキサロブオリ; ヨルママトカセルケ; ミカカスリン; セッポピヘラミ; ミッコオルッコネン; リカルトフェールマン; ミッコライホ
Original assignee: ノキアテレコミュニカシオンスオサケユキチュア
Priority date: 1993-11-30
Filing date: 1994-11-29
Publication date: 1997-09-02
Anticipated expiration: 2017-07-22
Also published as: AU689518B2; AU1069295A; WO1995015637A1; FI935365A0; FI94815B; EP0739562A1; CN1141701A; FI94815C; US5970048A; FI935365A; JP3305326B2

Abstract

(57)【要約】本発明は、フレームリレーネットワークにおいてふさがりを管理する方法およびシステムに関する。本方法は、ネットワークノードで受信されるときに送信されるフレームに関連した仮想チャンネルを決定することを含む。ネットワークのリレー容量をすべての加入者の間で均等に分けるために、(a)仮想チャンネル特定バッファ（６２₁・・・６２_n）への加入者ノードの入力境界にてデータをバッファリングし、(b)特定の瞬時に受信されるフレームを有する仮想チャンネルの加入者ノードへ向かう方向においてネットワークノードからふさがり通知（Ｍ）を送信し、(c)所定の長さを有する特定の間隔中に仮想チャンネルに対応する加入者ノードバッファからネットワークの方へ供給されるトラヒックの量を、前記間隔中にネットワークから受信されたふさがり通知（Ｍ）の内容に基づいて制御する。

Description

【発明の詳細な説明】フレームリレーネットワークにおけるオーバーロード状態の制御本発明は、フレームリレーネットワークにおいてふさがりを管理するための、本請求の範囲の請求項１の序文に記載されたような方法および本請求の範囲の請求項７の序文に記載されたようなシステムに関するものである。ここで、ふさがりとは、送信要求の数が、特定の時間で特定のネットワークポイント（ボトルネックリソース）で送信容量を越えたような状態を意味している。ふさがりが生ずると、通常、オーバーロード状態となり、その結果として、例えば、バッファがオーバーフローして、したがって、パケットがそのネットワークまたは加入者によって再送信される。ふさがり管理（ＣＭ）の機能は、送信要求と送信容量との間のバランスを維持し、ボトルネックリソースが最適レベルにて作動し、加入者に対して公平なサービスを提供できるようにするものである。ふさがり管理は、ふさがり回避（ＣＡ）と、ふさがり回復（ＣＲ）とに分けられる。ふさがり回避方法は、ネットワークふさがり状態にしたがって加入者の帯域巾を調整すること、および／または、ネットワークルーティングを変更して、ボトルネックリソースのトラヒック負荷の一部をあき状態にあるリソースへと移すようにすること、により、ネットワークにおけるふさがりを防止しようとするものである。一方、回復方法の目的は、ふさがり回避方法がふさがりの発生を阻止できなかった場合において、ボトルネックリソースの動作を最適レベルへと復帰させることである。フレームリレー（ＦＲ）法は、現在使用されているパケット交換ネットワーク接続の代わりに、種々な長さのフレームを送信するために使用されるパケット交換ネットワーク法である。現在のパケット交換ネットワークに一般的に適用されるプロトコル（Ｘ．２５）は、多くの処理を必要としており、送信装置が高価なものとなっており、その結果として、速度も低いままである。これらのことは、Ｘ．２５スタンダードが、使用されている接続が送信エラーを起こしがちなものであるときに開発されたという事実に起因している。フレームリレー法の開発当時には、既に送信ラインエラーの確率は相当に低いものとなっていた。したがって、フレームリレー法においては不必要な多くの機能を棄てることにより、フレームの送出を素早く且つ効率的とすることが可能であった。フレームモードベアラサービスは、ＣＣＩＴＴ勧告Ｉ．２３３（レファレンス１）に一般的に記載されており、それに関連したプロトコルは、勧告Ｑ．９２２（リファレンス２）に記載されている。ＦＲネットワークにおけるふさがり、および、ふさがり管理機構は、ＣＣＩＴＴ勧告Ｉ．３７０（リファレンス３）に記載されている。ＦＲ法のより詳細については、前述したような勧告の他に、An Overwiew of Frame Rel ay Technology，Data Management of Data Communications，McGraw-Hill Incor porated，April 1991（リファレンス４）を参照されたい。現在使用されているＦＲネットワークヒエラルキーにおいては、ノードは、物理的チャンネル、すなわち、いくつかの異なる仮想チャンネルおよび同じバッファを通してのアプリケーションパスのトラヒックにのみ対応する受信および送信バッファを有する。ネットワークにおけるふさがりの総合レベルに無関係にノードから外向きのリンクに対してはできるだけ遠くまで空とされる。したがって、ノードから外向きのリンクは、フレームがネットワークの中央により近いところで（ふさがりノードで）棄てられるかもしれないとしても、できるだけ多く負荷される。ネットワークリソースを無駄にする他に、ネットワークのトランクノードでフレームが棄てられると、ネットワークを使用するアプリケーションに影響が及ぼされ、処理遅延がより長くなってしまう。（仮想チャンネルは、１つの送信リンクの長さを有する仮想接続部分をさしており、一方、仮想接続は、実際のパケット交換エンドツウエンドＦＲ接続である。）仮想チャンネルから受信されたトラヒックが、一般的なサービスパラメータＢｃ、ＢｅおよびＣＩＲに基づいて加入者接続にて監視されるとしても、この監視は、フレームが加入者ノードから送られるときには、行われない。［パラメータＢｃ（コミットバーストサイズ）は、加入者が特定のタイムスロットＴｃ（通常Ｔｃ＝１ｓ）内にてネットワークを介して送信するデータの最大量を表しており、パラメータＢｅ（過剰バーストサイズ）は、加入者がタイムスロットＴｃ内にて値Ｂｃを越えうるデータの量を表しており、パラメータＣＩＲ（コミット情報速度）は、通常の状態にてネットワークによって保証されたデータ送信速度ＣＩＲ＝Ｂｃ／Ｔｃを表している。これらのパラメータは、リファレンス３に定義されている。］受信バッファから、フレームは、正しいチャンネル−特定送信バッファへとルーティングされる。ノードに到着したフレームは、ＦＩＦＯ原理にて全ノードを通過していく。フレームリレーネットワークにおけるトラヒックは急激に増大する性質があるために、前述したことからすれば、１つの仮想チャンネルが１つのノードの緩衝およびリレー容量の主要部分を司るようになる。これにより、そのノードへトラヒックを供給している他の仮想チャンネルに影響が及ぼされ、処理遅延がより長くなったり、フレームを失う確率が高くなってしまうことがある。トラヒックが非常に増大してしまって満足した状態にないような仮想チャンネルが１つでもあると、その接続の他の仮想チャンネルのサービスレベルが相当に低下させられてしまう。本発明の目的は、前述したような問題点を解消し、ネットワークリソースを従来よりも公平に且つ効率的に利用できるようにするＦＲネットワークにおける新しい型のふさがり管理方法を提供することである。これは、本請求の範囲の請求項１の特徴部分に記載したような特徴を有する本発明の方法によって、達成される。本発明のシステムは、本請求の範囲の請求項７の特徴部分に記載したような特徴を有する。本発明の技術的思想は、ネットワークノードからのふさがり通知を、そのノードにて受信されるフレームを有する仮想チャンネルの加入者ノードへと送信し、例えば、これらのふさがり通知によって指示されるネットワークにおけるふさがりの総合レベルにしたがって、加入者ノードの仮想チャンネル−特定バッファにてネットワークの方へその加入者ノードから各仮想チャンネルによって供給されるトラヒックの量を制御することにある。本発明の方法によれば、単一ノード、とりわけ全ネットワークのリレー容量が、すべての加入者の間で均等に配分されうる。次に、添付図面に例示した実施例に関して、本発明およびその好ましい実施例をより詳細に説明する。第１図は、本発明による方法の典型的な動作環境を例示する図である。第２図は、本発明によるＦＲネットワーク加入者ノードを例示する図である。第３図は、ＦＲネットワークにおいて送配されるフレームのフォーマットを例示する図である。第４図は、ネットワークにおけるふさがり通知の送配を例示する図である。第５ａ図は、第１の実例におけるふさがり通知による帯域巾の変更を例示する図である。第５ｂ図は、第２の実例におけるふさがり通知による帯域巾の変更を例示する図である。第６図は、本発明によるＦＲネットワークトランクノードを例示する図である。フレームリレーネットワークは、類似のサービスを必要としないいくつかの異なるアプリケーションによって使用されうる。したがって、２つの最も重要なパラメータ（フレーム損失確率および遅延）を考慮して、サービスがアプリケーションにしたがって異なる種類に分けられているようなネットワークに本発明の方法を使用するのが有利である。このような解決方法は、フィンランド国特許出願第９２５６７１号に開示されている。このアプリケーションにおいては、サービスは、次の３つの種類に分けられている。すなわち、第１のサービスクラス（クラス１）は、遅延を短く保つべきである対話型サービスを提供するものである。第２のサービスクラス（クラス２）は、重大な遅延なしに低いフレーム損失確率を提供するものである。第３のサービスクラス（クラス３）は、短い遅延で且つ低いフレーム損失確率を提供するものである。このような仕方で実現されるネットワークの各トランク接続は、各サービスクラスに対して１つずつのサービスクラス特定バッファを有する。そして、加入者ノードは、加入者接続の側に仮想チャンネル特定バッファを有する。これらの解決方法については、以下により詳細に説明するが、前述したフィンランド国特許出願も参照されたい。第１図は、公衆ネットワークサービスを提供するＦＲネットワーク、すなわち、単一の会社または複数の会社の異なるオフィスＡ・・・Ｅのローカルエリアネットワーク１１を相互に接続するフレームリレーネットワーク１２を示している。各オフィスのローカルエリアネットワーク１１は、ローカルエリアネットワークブリッジ１３および参照符号１４ａ・・・・１４ｅを付して示されるデータリンクをそれぞれ介してＦＲサービスにアクセスできる。ＦＲ加入者Ａ・・・ＥとＦＲネットワークノードＮとの間の接続自体は知られており、したがって、ここでは、これ以上詳述しない。これらの相互接続に使用されているローカルエリアネットワークおよびブリッジについてのより詳細な情報は、例えば、Michael Grim shawによるLAN Interconnections Technology，Telecommunications，February 1991およびLahiverkko-opas，Leena Jaakomaki，Suomen ATK-kustannus Oy，199 1に見出すことができ、本明細書中に引用により組み入れられている。ＦＲネットワークの既知のノード構造の典型的な特徴は、フレームが同じ物理的接続へルーティングされると仮定して、全てのフレームに対して同じバッファが使用されているということである。これとは違って、本発明によれば、前述したようなサービスクラスに対応するバッファが、全てのネットワークノードの出力境界およびトランク接続を有する入力境界に設けられる。第２図は、ネットワークにおけるトランクノードでのこのような解決方法を例示するものである。ノードは、加入者接続のブリッジ１３（第１図参照）において初めに組み立てられたＦＲフレームを受信する。加入者ＬＡＮ１１のフレームは、ブリッジ１３においてそのＦＲフレームの情報フィールドに挿入される（タイミングビットおよびその他の類似のビットを除いて）。第３図は、ＬＡＮフレーム３８をＦＲフレーム３９の情報フィールドへ挿入するところを例示している。また、この第３図は、情報フィールドの前のアドレスフィールドが２つのオクテット（ビット１から８）からなるような典型的なＦＲネットワークフレームフォーマットをも示している。第１のオクテットのビット３から８および第２のオクテットのビット５から８は、例えば、特定のフレームが属している仮想接続および仮想チャンネルをノードへ指示するデータリンク接続識別子ＤＬＣＩを構成している。仮想チャンネルは、データリンク接続識別子を用いて互いに区別される。しかしながら、データリンク接続識別子は、単一の仮想チャンネルに関してしか明確なものではなく、次の仮想チャンネルへ移行するときには、そのノードにおいて変わるかもしれない。ＤＥビット（放棄適格インジケータ）と称される第２のアドレスフィールドオクテットのビット２もまた、フレームの放棄に関して重要である。ＣＣＩＴＴ勧告によれば、もし、フレームのＤＥビットが１にセットされていた場合、例えば、ふさがり状態でフレームを放棄することができる。ＦＲフレームにおけるその他のビットは本発明に対して重要ではないので、それらについては、ここでは、これ以上詳述しない。それらのより詳細については、前述したリファレンス２および４を参照されたい。ネットワークの周辺における加入者ノード（第２図参照）では、加入者接続１４ａ、１４ｂ、等（第２図に例示した例では、同じノードに接続されている）は、先ず、ブリッジ１３（第１図参照）にて形成されたＦＲフレームを受信する識別ユニット６１に接続される。その識別ユニット６１は、そのフレームのアドレスフィールドからデータリンク接続識別子ＤＬＣＩを読み取り、その識別子によって指示される仮想接続に対応する入力バッファ６２₁・・・６２_nへそのフレームを送る。各データリンクは、各仮想チャンネルの入力バッファからフレームを選択してそれらフレームを中央ルータ１６へ送る特定セレクタＳ３を有する。中央ルータ１６は、それらフレームを正しいデータリンク（図は１つの外向きデータリンクのみを示している）の分類ユニット４３へルーティングする。分類ユニット４３は、そのフレームのアドレスフィールドから識別子ＤＬＣＩを読み取り、テーブルＴからその識別子によって指示される仮想チャンネルに対応するサービスクラスを選択する。こうして行われた分類に基づいて、分類ユニット４３は、各フレームを、そのフレームのサービスクラスに対応する出力バッファ６４ａ、６４ｂまたは６４ｃへ加える。したがって、各外向きデータリンクは、各サービスクラスについて１つの、合計３つの出力バッファを有する。セレクタＳ４は、これらのサービスクラス特定バッファからのフレームをさらにトランク接続へと読み出す。こうして、ＦＲネットワークを介して加入者によって送信されたトラヒックは、各仮想接続に対して特定的に加入者ノードの入力側にてバッファリングされる。入来フレーム３９は、各仮想接続を介して動的に連鎖される。仮想接続のサービスクラスにしたがって、そのチェーンの長さは、所定の許容最大値を有する。これは、サービスクラス１および３においてはより小さく、サービスクラス２においてはより大きい。セレクタＳ３は、例えば、公平の原理が満足されるように、バッファに割り当てられたトラヒック量に比例して、バッファ６２₁・・・６２_n を読み取る。本発明によれば、各仮想チャンネルによってネットワーク１２へ供給されるトラヒックの量は、仮想チャンネル特定バッファ６２₁・・・６２_nにて調整され、問題のチャンネルに対して販売された基本値を中心としたネットワークにおけるふさがりのレベルに従って変化させられる。ネットワークの内側部分へ供給されるトラヒックの総量は、その仮想チャンネルへ販売されているサービスレベル、帯域巾、およびネットワークにおけるふさがりの総合レベルに基づいている。これらの中で、サービスレベルおよび帯域巾が、特定の基本値を決定し、トラヒックの量は、その基本値を中心として、そのネットワークに存在するふさがりの総合レベルにしたがって調整される。この調整は、受信されたフレームを有する仮想チャンネルの加入者ノードへネットワークからふさがり通知を送信することによって行われる。所定の長さの所定の時間間隔内にその仮想チャンネルに対応した加入者ノードバッファからネットワークの方へ供給されるトラヒックの量は、この間隔中にネットワークから受信されたふさがり通知の内容にしたがって制御される。第２図において参照符号Ｍで示されたふさがり通知は、加入者ノードにおけるセレクタＳ３を制御するコントロールユニット６５へ接続される。このコントロールユニット６５は、各仮想チャンネル特定バッファから読み出されるデータ量をそのふさがり通知の内容にしたがって制御する。したがって、各バッファは、それ自身のパラメータおよびそれ自身のふさがり通知に基づいて空とされる。加入者ノードに関しては、本発明の方法は、フラッドゲートと比較される。各仮想チャンネル特定バッファによりネットワークへ送信することが許されるトラヒックは、フラッドゲートとして機能し、バッファから読み出されるデータの量を制限し、すなわち、仮想チャンネルの帯域巾を調整するシステムによって制御される（コントロールユニット６５を用いて）。このフラッドゲートは、前述したサービスパラメータＢｃに制限され、データの特定の量のみが特定の時間期間にてネットワークの方へ仮想チャンネル特定バッファから送信されうるようにするシステムである。仮想チャンネルの帯域巾を監視する解像度に関しては、例えば、Ｔｃ／３（Ｔｃは、しばしば、１ｓの長さを有する）の長さを有する時間間隔を使用することができる。Ｔｃ／３の長さを有する各間隔中は、バッファは、ネットワークへ向かう外向き接続に対して、フラッドゲートの高さによって許容される量だけ空とされる。フレームの他の部分は、バッファに残されて、次のＴｃ／３の間隔を待つ。本発明によれば、ネットワークのノードは、加入者ノードへ向かう方向において前述したようなふさがり通知Ｍを送信する。これらのふさがり通知は、問題のノードでのバッファの充満度を示している。このような機構は、第４図に例示されている。ネットワークのノードは、参照符号Ｎ１・・・Ｎ４によって示されており、加入者は、参照符号Ｓによって示されている。あるネットワークノード、例えば、第１図におけるノードＮ１でのサービスクラス特定バッファが特定の充満度、例えば、２０％を越えるときには、そのノードは、受信されたフレームを有する仮想チャンネルの加入者ノード（第４図においてＮ２）へ向かう方向においてふさがり通知を送信する。このノード（Ｎ１）は、データリンク接続識別子ＤＬＣＩを用いて前述したように正しい仮想チャンネルを識別する。加入者ノードでの各仮想チャンネル特定バッファの空率を決定するフラッドゲートの高さ（すなわち、仮想チャンネルへ提供される帯域巾）は、より高い負荷がより小さい帯域巾に対応するように、その仮想チャンネルにてネットワークから受信されたふさがり通知の内容にしたがって調整される。間隔Ｔｃ／３中の帯域巾の調整は、その間隔中に受信される最も厳しいふさがり通知にしたがって行われるのが好ましい。もし、仮想チャンネルがその間隔Ｔｃ／３中にふさがり通知を受信しない場合には、そのチャンネルの帯域巾は、本発明により、次の間隔の初めに自動的に増大される。この増大は、例えば、１０％であるように決定されうる。その帯域巾の初期値は、そのチャンネルに対して販売されている値Ｂｃ＋Ｂｅ、すなわち、いかなる状況の下でもトラヒックの量が越えてはならない最大値である。ふさがり通知により、例えば、ふさがりの３つの異なるレベルを指示することが可能であり、それらに対応する帯域巾の変更（すべてその最大値に基づいて算出される）は、例えば、次の表に示されるものと同様であってよい。前述した原理を例示するために、第５ａ図および第５ｂ図は、本発明による調整の２つの異なる実例を示している。縦軸は、フラッドゲートの高さ（すなわち、帯域巾）を表しており、横軸は、Ｔｃ／３の長さを有する相続く間隔からなる時間を表している。第５ａ図に例示する場合においては、厳しさ度１のふさがり通知Ｍが先ず受信され、帯域巾がすぐに減少させられる。その後、厳しさ度２のふさがり通知Ｍが受信され、帯域巾が、再びすぐに減少させられる。間隔Ｔｃ／３中に受信される最後である第３の通知Ｍは、厳しさ度３であり、帯域巾は、再びすぐに減少させられる（この時ありうる最も低い値を有する）。次の間隔Ｔｃ／３中にふさがり通知が受信されないので、チャンネルの帯域巾は、この間隔の後に（次の間隔Ｔｃ／３の初めに）（瞬時Ｔ２）自動的に増大される。第５ｂ図に例示した場合においては、時間領域におけるふさがり通知の順番は、反対となっている。最初に、厳しさ度３のふさがり通知が受信され、帯域巾は、すぐに、ありうる最も低い値まで減少させられる。この間隔中に受信される他のふさがり通知によっては、それらの厳しさ度がどのようなものであろうと、帯域巾はそれ以上変更されない。もし、最初に厳しさ度２のふさがり通知が受信された場合には、厳しさ度３のふさがり通知でない限り、帯域巾はそれ以上減少させられない。本発明によれば、このようにして、帯域巾は、問題の間隔中においてそれまでに受信された最も厳しいふさがり通知の受信時にすぐに減少させられるが、帯域巾は、間隔Ｔｃ／３中にふさがり通知が受信されない場合においてのみ、増大させられうる。この場合において、その増大は、問題の間隔が終了した後に行われる。もし、帯域巾が値Ｂｃを越えた場合には、帯域巾は、本発明の好ましい実施例によれば、最初のふさがり通知の受信時にすぐに値Ｂｃまで降下させられる。これら変更に対して定められた前述の制約は、この特別な場合には適用されない。こうすることにより、とりわけ、瞬時的ふさがりに対する応答を速めることができる。しかし、すべての場合において、帯域巾は、前述したように上方向に調整される。ネットワークノードに配置されたバッファの充満度に制約されたふさがり通知の各厳しさ度は、例えば、次の表に与えられた充満度限界に対応するように設定されうる。ネットワークの各ノードは、サービスクラス特定バッファの充満度を連続的に監視する。新しいフレームがふさがったノードで受信されるときには、そのノードは、そのフレームが受信された方向においてふさがり通知Ｍを、問題の仮想チャンネルの加入者ノードへ送信する。もし、そのバッファの充満度が２０％より低い場合には、入来フレームがあっても、ふさがり通知の送信とはならない。ふさがり通知の送信と同時に、所定の長さの間隔Ｔ１が、そのノードのタイマーによって設定される。この間隔中では、新しいふさがり通知は、問題の仮想チャンネルへと送信されない。間隔Ｔ１の長さは、例えば、１００ｍｓでありうる（すなわち、間隔Ｔｃ／３の約３分の１）。このようにして、仮想チャンネルにおいて起きた１つのバーストに関していくつものふさがり通知が無駄に送信されないようにすることができる。タイマーがタイムオフした時には、必要であれば、ふさがり通知を仮想チャンネルへ再び送信することが可能となる。ふさがり通知Ｍは、ふさがりに対する応答をすばやいものとするために、非常に速い速度で出口ノードに送配されるべきである。本発明の好ましい実施例によれば、これらのふさがり通知は、別の第４のサービスクラスを構成する。この第４のサービスクラスに対しては、ノードに別のサービスクラス特定バッファが設けられている。加入者ノードに関しては、これは、そのノードの出力側に、第２図に一点鎖線で且つ参照符号６４ｄで示されたように、第４の出力バッファが設けられることを意味している。ネットワークのトランクノードに関しては、この実施例は、第６図に示されており、第６図においては、このふさがり通知のサービスクラスに対応するバッファ４４ｄおよび４５ｄが、一点鎖線によって示されている。トランクノードでは、前述したフォーマットのＦＲフレーム３９が、先ず、各データリンクに対して特定された分類ユニット４３へ接続される。分類ユニット４３は、そのフレームのアドレスフィールドからデータリンク接続識別子を読み取り、その識別子によって指示された仮想チャンネルに対応するサービスクラスを選択する。仮想チャンネルおよび各サービスクラスは、テーブルＴに記憶される。行われた分類に基づいて、分類ユニット４３は、そのフレームのサービスクラスに対応する入力バッファへ各フレームを加える。各内向きデータリンクは、各サービスクラス１から３について１つずつ且つふさがり通知について１つの合計４つの入力バッファを有する。各データリンクは、サービスクラス特定バッファからフレームを選択し、それらをノード内にて送る特定のセレクタＳ１を有する。トランクノードの出力側では、それらフレームは、それら自身のデータリンクに対応するインターフェイスに接続される。このインターフェイスで、それらフレームは、ノードの入力側で選択されたサービスクラスに従って、サービスクラス特定出力バッファのうちの１つへと供給される。そのバッファから、セレクタＳ２は、それらフレームをさらにトランク接続へと読み出す。したがって、各外向きデータリンクは、各サービスクラス１から３について１つずつ且つふさがり通知について１つの合計４つの出力バッファを有する。別の仕方として、ノードの出力側でも、各データリンクについて別々の分類ユニットを設けてもよい。この場合には、分類データは、そのノード内で転送される必要はない。前述したようなトラヒック制御によれば、単一ノード、とりわけ、全ネットワークのリレー容量が、異なる加入者の間に均等に分けられうる。トラヒックのバーストによって生ずるような瞬時的ふさがりの場合には、本発明の方法によれば、そのバーストを送ったチャンネルによって送信される付加的なトラヒックをバッファリングすることによって、効率的にトラヒックを制御することができる。こうして、コミットトラヒックの限界内で動作するチャンネルは、ある短い遅延をもってネットワークを通してそれらのトラヒックを依然として受ける。各仮想チャンネルのトラヒックは、値Ｂｃを中心として変化する。連続的ふさがりの場合には、その手順は同様であるが、ネットワークのリレー容量を越えるトラヒックは、仮想チャンネル特定バッファにオーバーフローがあるときには、棄てられねばならない。このような場合でも、トラヒックの放棄は、ネットワークを過負荷とする仮想チャンネルに影響する。その他のチャンネルのトラヒックは、決して、スローダウンされる必要はない。フレームを放棄するには、フィンランド国特許出願第９３ｘｘｘｘ号に記載された方法を使用すると有利である。この方法によれば、一杯であるバッファにあるフレームが受信されるときには、バッファの全内容が棄てられる。この方法のより詳細な説明については、前述の特許出願を参照されたい。ネットワークに空いているリレー容量がある場合には、ふさがり通知は送信されず、チャンネルの帯域巾は、それらに対して設定された最大値Ｂｃ＋Ｂｅまで増大しうる。この場合において、コミットトラヒックおよび過剰トラヒックの両者がバッファからネットワークの内側部分へと読み込まれる。こうして、ネットワークの容量は、静穏時間でも利用され、付加的なトラヒックが正しく処理される。添付図面に示された実施例について本発明を説明してきたのであるが、本発明は、これら実施例に限定されるものでなく、前述し且つ本請求の範囲の記載による発明概念の範囲内において変更しうるものであることは明らかであろう。本発明の細部においては、ふさがり通知に基づく調整が本発明の技術的思想にしたがって行われるとしても、例えば、ノードの内部構造は、多くの仕方で変更しうるものである。間隔Ｔｃ／３中では、例えば、各仮想チャンネル特定バッファは、一回だけまたは何回かセレクタＳ３によって読み出される。ふさがり通知の厳しさ度もまた、ふさがりレベルを連続的に監視されているどのリソースに対しても制約されうる。この場合において、例えば、フィンランド国特許出願第９２５６７０号に記載された方法を使用することができる。この方法によれば、ある塞がりレベルがネットワークのリソースに対して決定される。このふさがりレベルの値は、サービスレベルの値と特定の関係を有している。

【手続補正書】特許法第１８４条の８【提出日】１９９６年１月２５日【補正内容】請求の範囲１．相互の間でデータが送信される複数のノード（Ｎ；Ｎ１・・・Ｎ４）を備え、前記ノードのうちの少なくとも一部は、データリンク（１４ａ・・・１４ｅ）を介して加入者（Ａ・・・Ｅ）が接続される加入者ノードであるようなフレームリレーネットワークにおいてふさがり管理を行なう方法であって、あるノードで受信されるときに送信されるあるフレーム（３９）に関連した仮想チャンネルを決定し、前記加入者に向かう方向において前記ノードからふさがり通知（Ｍ）を送信することを含む方法において、前記加入者から受信されたデータを、仮想チャンネル特定バッファ（６２₁・・・６２_n）への加入者ノードの入力境界にてバッファリングし、あるノードから、特定の瞬間に前記ノードで受信されるフレームを有する仮想チャンネルの加入者ノードへ前記ふさがり通知を送信し、所定の長さを有する特定の間隔中に前記仮想チャンネルに対応する前記加入者ノードバッファから前記ネットワークの方へ供給されるトラヒックの量を、前記間隔中に前記ネットワークから受信された前記ふさがり通知（Ｍ）の内容に基づいて制御し、必要なときには、ある加入者から前記バッファへのトラヒックを棄てることを特徴とする方法。２．前記ふさがり通知の厳しさ度は、ノードのバッファの充満度に制約されており、ある特定の厳しさ度が、各充満度範囲に対応しており、前記間隔中に前記ネットワークの方へ供給されるトラヒックの量における一定の大きさの変更が、ふさがりのある特定の厳しさ度に対応している請求項１記載の方法。３．前記間隔中に前記仮想チャンネルに属するふさがり通知が送信されない場合には、前記加入者ノードでのトラヒックの量は、許容される最大値を越えることなく、ある特定の一定値だけ増大させられる請求項１記載の方法。４．トラヒックの量がコミットバーストサイズの量（Ｂｃ）を越えるときには、そのトラヒックの量は、ふさがり通知（Ｍ）を受信したときに、すぐに前記コミットバーストサイズ（Ｂｃ）に対応する値まで減少させられる請求項３記載の方法。５．トラヒックの量は、前記間隔中に受信される最も厳しいふさがり通知にしたがって制御される請求項１記載の方法。６．あるふさがり通知の送信後、同じ仮想チャンネルへの次のふさがり通知の送信は、所定の時間の間阻止され、前記仮想チャンネルにて生じた１回のバーストに関していくつものふさがり通知が無駄に送られることが防止される請求項１記載の方法。７．相互の間にデータが送信される複数のノード（Ｎ；Ｎ１・・・Ｎ４）を備え、前記ノードの内の少なくとも一部は、ネットワークの加入者（Ａ・・・Ｅ）がデータリンク（１４ａ・・・１４ｅ）を介して接続される加入者ノードであり、前記ノードは、前記加入者の方に向かう方向においてふさがり通知（Ｍ）を送信する手段を備えているようなフレームリレーネットワークにおいてふさがりを管理するためのシステムにおいて、ある加入者ノードの入力境界に、加入者発生データのバッファリングを行なう仮想チャンネル特定バッファ（６２₁・・・６２_n ）が設けられており、加入者ノードは、所定の長さを有する特定の間隔中に仮想チャンネル特定バッファから前記ネットワークの方へ供給される加入者発生トラヒックの量を制御する手段（６５、Ｓ３）を備えており、該手段は、前記間隔中に前記加入者ノードで前記ネットワークから受信されたふさがり通知（Ｍ）の内容に応答することを特徴とするシステム。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ，ＣＦ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＭＬ，ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＫＥ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＺ)，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＥ，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＥ，ＨＵ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＮ，ＭＷ，ＮＬ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＩ，ＳＫ，ＴＪ，ＴＴ，ＵＡ，ＵＡ，ＵＺ，ＶＮ (72)発明者マトカセルケヨルマフィンランドエフイーエン−01650 ヴァンターヌイヤティエ４セー 24 (72)発明者カスリンミカフィンランドエフイーエン−00500 ヘルシンキトルッケリンカテュ 17アー 18 (72)発明者ピヘラミセッポフィンランドエフイーエン−00320 ヘルシンキサンカリティエ４アー１ (72)発明者オルッコネンミッコフィンランドエフイーエン−02600 エスプームーラリンクヤ１ディー 41 (72)発明者フェールマンリカルトフィンランドエフイーエン−00320 ヘルシンキカウッパランティエ 27−29 アー９ (72)発明者ライホミッコフィンランドエフイーエン−00730 ヘルシンキリュコウシュオネーンティエ４

Claims

【特許請求の範囲】１．データリンク（１４ａ・・・１４ｅ）を介して加入者（Ａ・・・Ｅ）が接続される加入者ノードを備えるフレームリレーネットワークにおいてふさがり管理を行なう方法であって、あるネットワークノードで受信されるときに送信されるあるフレーム（３９）に関連した仮想チャンネルを決定することを含む方法において、データを、仮想チャンネル特定バッファ（６２₁・・・６２_n）への加入者ノードの入力境界にてバッファリングし、特定の瞬間に受信されるフレームを有する仮想チャンネルの加入者ノードへ向かう方向において前記ネットワークノードからふさがり通知（Ｍ）を送信し、所定の長さを有する特定の間隔中に前記仮想チャンネルに対応する前記加入者ノードバッファから前記ネットワークの方へ供給されるトラヒックの量を、前記間隔中に前記ネットワークから受信された前記ふさがり通知（Ｍ）の内容に基づいて制御することを特徴とする方法。２．前記ふさがり通知の厳しさ度は、ノードのバッファの充満度に制約されており、ある特定の厳しさ度が、各充満度範囲に対応しており、前記間隔中に前記ネットワークの方へ供給されるトラヒックの量における一定の大きさの変更が、ふさがりのある特定の厳しさ度に対応している請求項１記載の方法。３．前記間隔中に前記仮想チャンネルに属するふさがり通知が送信されない場合には、前記加入者ノードでのトラヒックの量は、許容される最大値を越えることなく、ある特定の一定値だけ増大させられる請求項１記載の方法。４．トラヒックの量がコミットバーストサイズの量（Ｂｃ）を越えるときには、そのトラヒックの量は、ふさがり通知（Ｍ）を受信したときに、すぐに前記コミットバーストサイズ（Ｂｃ）に対応する値まで減少させられる請求項３記載の方法。５．トラヒックの量は、前記間隔中に受信される最も厳しいふさがり通知にしたがって制御される請求項１記載の方法。６．あるふさがり通知の送信後、同じ仮想チャンネルへの次のふさがり通知の送信は、所定の時間の間阻止され、前記仮想チャンネルにて生じた１回のバーストに関していくつものふさがり通知が無駄に送られることが防止される請求項１記載の方法。７．相互の間にデータが送信される複数のノード（Ｎ；Ｎ１・・・Ｎ４）を備え、前記ノードの内の少なくとも一部は、ネットワークの加入者（Ａ・・・Ｅ）がデータリンク（１４ａ・・・１４ｅ）を介して接続される加入者ノードであるようなフレームリレーネットワークにおいてふさがりを管理するためのシステムにおいて、ある加入者ノードの入力境界にデータのバッファリングを行なう仮想チャンネル特定バッファ（６２₁・・・６２_n）が設けられており、前記ノードは、特定の瞬時にて受信されるフレームを有する仮想チャンネルの加入者ノードへ向かう方向においてふさがり通知（Ｍ）を送信する手段を備えており、加入者ノードは、所定の長さを有する特定の間隔中に前記仮想チャンネルに対応するバッファから前記ネットワークの方へ供給されるトラヒックの量を制御する手段（６５、Ｓ３）を備えており、前記制御は、前記間隔中に前記ネットワークから受信されたふさがり通知（Ｍ）の内容に基づいて行われることを特徴とするシステム。