JPH10242999A - トラフィック成形装置 - Google Patents
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- JPH10242999A JPH10242999A JP17261697A JP17261697A JPH10242999A JP H10242999 A JPH10242999 A JP H10242999A JP 17261697 A JP17261697 A JP 17261697A JP 17261697 A JP17261697 A JP 17261697A JP H10242999 A JPH10242999 A JP H10242999A
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Abstract
重化ポイントにおける伝送の衝突を解消する。 【解決手段】 パケット交換通信システムにおいて、時
分割多重された複数の一定ビットレートフローからなる
パケットに、共用のリソースに連続的にアクセスするこ
とを許可するトラフィック成形装置であって、それぞれ
の待ち行列の中のアクティブフローの未決のパケットを
組織するキューイングメカニズムを含み、それぞれの待
ち行列は待ち行列の順番の先頭に最も古い未決のパケッ
トを有し、キューイングメカニズムに結合し、それぞれ
のフローの最も古い未決のパケットを、選択された時間
に提供するようにスケジュールするためのスケジューリ
ングメカニズムを含み、比較的高い及び比較的低いコン
トラクト上特定されたパケット出力レートを有するフロ
ーのパケットの間でのあらゆるスケジューリングの衝突
を解消する。
Description
信ネットワーク、特に指定されたトラフィック記述子に
適合するために、そのようなネットワークまたはネット
ワーク要素内のキューイングポイントにおいて時間多重
パケットのフローを生じさせるトラフィック成形に関す
る。
どのアプリケーションは、ネットワークから偶然得る帯
域幅が如何なるものであっても満足して動作できる。何
故なら、それらのアプリケーションでは「弾性」帯域幅
が条件となっているからである。これらのアプリケーシ
ョンをサポートするこの種のサービスは、インターネッ
トの世界では「ベストイフォート」サービスとして、ま
たは広帯域ISDN/ATMの世界では「アベイラブル
ビットレート」(ABR)として知られている。
拘束パケット遅延変動(一般にATMの関連ではセル遅
延変動と呼ばれる)を提供するネットワークサービスに
対しての要求が増している。例えば、この種のサービス
は、回路エミュレーションおよび映像などのリアルタイ
ムなアプリケーションにおいて必要となる。インターネ
ットがこのような要求に答えるか否かまたどの様にして
応えるかは明確ではないが、広帯域ISDN/ATMの
分野では、ユーザー−ネットワーク折衝型トラフィック
コントラクトの概念を導入することで応えている。
ークATMコントラクトは、トラフィックのパラメー
タ、トレランス、およびサービス要求の質などを含むト
ラフィック記述子によって定義される。関連するトラフ
ィックパラメータの各々について適合定義(conformanc
e definition)が特定される。したがって、ATMサー
ビスは、サービスの質(QoS)の目標値と多重方式の
異なる組み合わせをサポートするために、これらのトラ
フィックパラメータとそれらに対応する適合仕様を用い
ることができる。
ィッククラスは、インターナショナル・テレコミュニケ
ーション・ユニオン(ITU−T)の通信標準化部門
と、ATMフォーラムによって定義されている。幾つか
の例では、本質的に同一の属性(attribute)を有する
トラフィッククラスに対してこれらの2つのグループは
異なる名称を付けており、下記の名称変換テーブルは現
在使われている等価の対応名称を示す。
パス(VP)コネクションのためのATMサービスコン
トラクトは、コネクションのサービスレートを記述する
パラメータを複数含むことができる。これには、ピーク
セルレート(PCR)、維持可能(sustainable)セル
レート(SCR)、固有(intrinsic)バーストトレラ
ンス(IBT)、最少セルレート(MCR)が含まれ
る。これらのパラメータの全てが個々のコネクションま
たは個々のサービスのクラスに関連があるわけではない
が、それらがサービスコントラクトの黙示的または明示
的に指定された要素である場合、それらは重視しなけれ
ばならない。VCコネクションが、下記の議論の中心と
なっているが、VPコネクションもそのように特定でき
ることが分かるであろう。ATMコネクションのための
データ転送単位は、通常「セル」と呼ばれる。しかし、
本明細書では、データ転送単位を表すのに時として「パ
ケット」という語が使用されている。これは、「パケッ
ト」という語は、本革新技術のより広い概念の幾つかに
ふさわしいより一般的な用語であるからである。
ェネリックセルレートアルゴリズム(GCRA)は、ト
ラフィック記述子との適合についてパケットまたはセル
のフローをテストするのに非常に適している。このよう
なテストを行うために、GCRAは、出力(emission)
間隔(即ち、フローレートの逆数)とトレランスτにつ
いての仕様を必要とする。実際には、このトレランス
は、コネクション、コネクションセットアップパラメー
タ、またはサービスの種類などの種々の要因に依存する
であろう。後で分かるように、GCRAはブール関数と
して採用でき、コネクション上の固定サイズのパケット
またはセルのフローの場合、GCRA(出力間隔、トレ
ランス)は、もしフローがピークレートに従っていれば
偽(false)であり、フローが最少レートに従っていれ
ば真(true)である。例えば、もしGCRA(1/PC
R,τPCR )が偽であれば、セルのソースはPCRに従
う。同様に、もしGCRA(1/MCR,τMCR )が偽
であれば、コネクションまたはフローはMCRに従う。
後で分かるように、「出力間隔」は「セルレート」の逆
数である。
クションが行われている間、一定量の帯域幅をコネクシ
ョンに対して継続的に利用できることを予測してコネク
ションを確立するソースには適切である。従って、ネッ
トワークがDBRコネクションに委ねる帯域幅は、PC
R値によって特徴づけられる。さらに、そのようなコネ
クションでのセルまたはパケットのフローは、もしそれ
がGCRA(1/PCR,τPCR )に適合していれば、
トラフィックコントラクトを遵守している。一方、SB
Rトラフィックコントラクトは、SCRとτIBT および
PCRとτpcTの通知された選択を考慮に入れた既知の
トラフィック特性を有するアプリケーションに適してい
る。SBRまたはrt−SBRフローは、もしそのフロ
ーがGCRA(1/PCR,τPCR )だけでなく、GC
RA(1/SCR,τIBT )にも適合する場合、そのト
ラフィックコントラクトを遵守している。
トラクトは、予約されていない帯域幅を使用した結果と
して生じる情報転送レートにおける動的な変化を許容で
きるアプリケーションに適している。PCRとMCR
は、そのようなコネクションを確立するソースによって
指定され、これらのパラメータはネットワークとの折衝
の対象となる。したがって、ABRコネクションについ
て利用できる帯域幅はMCR(零でもよい)と、定義さ
れた割り当てポリシーにより、予約されていない帯域幅
をABRコネクションの間で共用することによって生じ
る可変セルレートとの和である(即ち、ソースがその指
定されたMCRを上回って受信する帯域幅は、折衝され
たPCRだけでなく、ネットワークポリシーにも依存す
る)。ネットワークからのフィードバックにより、ソー
スアプリケーションは、ABRコネクションに対してセ
ルまたはパケットを送るレートを動的に調整することが
できる。ABRフローは、GCRA(1/MCR,τ
MCR )に適合していれば、常にトラフィックコントラク
トを遵守しており、GCRA(1/PCR,τPCR )に
適合していなければ、常に非遵守である。MCRとPC
Rの間の領域における適合性は、ABRフードバックに
依存し、従って動的に決定される。
Rコントラクトに類似しているが、UBRコントラクト
は、MCRの仕様に順応できず、また動的な適合定義を
有しない。したがって、UBRフローは、もしそれがG
CRA(1/PCR,τPCR)に適合していれば、トラ
フィックコントラクトを遵守している。
に関し、トラフィック記述子に適合させるためにネット
ワーク要素でのトラフィックの再成形の可能性について
言及している:
満たしながらネットワーク効率を改善するため、または
後続のインターフェースでの適合を確保するために、V
CCまたはVPC上のセルストリームのトラフィック特
性を変更して、これらのトラフィック特性の要求される
変更を達成するメカニズムである。トラフィック成形
は、ATMコネクション上のセルシーケンスの完全さを
維持しなければならない。成形はセルフローの特性を変
更し、その結果、セルの平均転送遅れを増加させるもの
である。
トの低減、バースト長さの制限、セルの時間間隔を適切
にすることによるCDVの低減、およびキューサービス
方式である。
をどこで行うかはネットワークオペレータの選択によ
る。例えば、ネットワークオペレータは好適なUPC/
NPC機能とともにトラフィック成形を行うことを選択
できる。
ーに関してトラフィック成形を行うことはオペレータが
選べるオプションである。
に対してもトラフィック成形を行うことができる。
イダが利用できるオプションには以下のものがある:
口における適合性を確保しながらネットワーク入口にお
ける適合セルの任意のフローを許容できるようにネット
ワークの寸法又は次元(dimension) を決める。
値を満たしながらネットワークまたはネットワークセグ
メントによって運ばれるようにネットワークの寸法を決
めるとともに動作させ、出口における適合テストを満た
すようにトラフィックの出力成形を行う。 ・ネットワークまたはネットワークセグメントの入口に
おけるトラフィックを成形し、QoS目標値およびネッ
トワークまたはネットワークセグメントの出口における
その後の適合テストを満たすとともに、成形によって得
られたトラフィック特性にしたがってリソースを割り当
てる。
て発生されるセルが、使用されるATCに関する折衝ト
ラフィックコントラクトに適合していることを確実にす
るために、顧客の装置内、またはソースにおいてトラフ
ィック成形を使用してもよい(5.5章参照)。」IT
U−T勧告1.371、6.2.5章。
ネクションのためのスケジューリング/現存のツールお
よび技術 知られているように、もし「ベストイフォート」のイン
ターネットサービスまたはABR ATMサービスを採
用するアプリケーションの間で帯域幅が「フェア」に分
割されない場合、種々の好ましくない現象が生じるであ
ろう。
キューイングが実施されている。しかし、FIFOキュ
ーイングは、ABRトラフィックに使用した場合、異常
な挙動を示す。また、FIFOは、正しく行動している
ユーザーを誤って行動しているユーザから保護できない
(アイソレーションを提供しない)。このような欠点の
ため、重み付けフェアキューイングなどの非FIFOキ
ューイングメカニズム、またはラウンドロビンのような
フェアキューイングに近似した方式がしばしば提案され
る。
は、時として、データが拘束ジッター(即ち、セルまた
はパケットの遅延変動が制限されていること)を伴って
ネットワークを介して伝送されることを要求する。知ら
れているように、リアルタイムストリームに対して拘束
ジッターを提供するために重み付けフェアキューイング
を使用することができる。さらに、仮想クロックの密接
に関連したメカニズムを使用するこのようなシステムの
ために試験済の遅延制限を提供できる。
BR)サービスと非弾性(またはリアルタイム)サービ
スの何れもがフェアキューイングおよび関連するアルゴ
リズムを使用することによって利益を受けることが知ら
れている。
想クロック フェアキューイングおよび関連のアルゴリズム(例え
ば、フレームベースのフェアキューイング、欠陥ラウン
ドロビンなど)はパケットまたは他のデータ転送単位
(例えば、ATMセルはここでの議論においてはパケッ
トである)のシーケンスに対して作用する。ATMの場
合、これらのシーケンスはVCIまたはVPIの何れか
によって認識され、この認識に適したインターネットの
プロトコルは<IPアドレス、プロトコル、ポート>ト
リプル(IPv4)またはフロー識別子(IPv6)に
基づくものである。自己計時型重み付けフェアキューイ
ングおよび仮想クロックの何れにおいても、パケットは
タイムスタンプによって順序づけられる(ソートされ
る)(ラウンドロビンなどの方式はタイムスタンプによ
ってパケットの順序づけに対して近似を行う)。これら
のタイムスタンプは仮想終了時刻を表し(またはパケッ
トの仮想開始時刻を同様に表す)、開始時刻を得るとと
もに、パケット長に、特定のパケットシーケンスに対し
ての帯域幅の割り当てを表す重みを掛けることによって
得られるオフセットを加えて計算される。
終了時刻は下記のように計算される。 VT(f,0) = 0 VT(f,j+1) = max{到着(f,j+1), VT(f,j)}+ 長さ(f,j+1)/レート(f) (1) 但し、VT(f,j) はフロー(仮想回線)f のパケット j
に関連する仮想終了時刻であり、到着(f,j) はフロー f
のパケットjの到着時刻であり、長さ(f,j) はフロー
f のパケットjの長さである。
は、下記式に従って仮想終了時刻を指定する。 VT(f,0) = 0 VT(f,j+1) = max{システム仮想時刻, VT(f,j) }+ 長さ(f,j+1)*重み(f) (2 ) 但し、システム仮想時刻は、パケット(f,j+1) が到着す
る時刻において提供される(出力される)パケットに関
する仮想時刻である。
ば、53バイト長)であるため、パケット長は一定であ
る。したがって、式(1)および式(2)の最右項は、
フロー毎の定数になる。仮想クロックの場合、式を下記
のように単純化できる。 VT(f,j+1) = max{到着(f,j+1), VT(f,j)}+ 定数(f) (3)
場合、式を下記のように単純化できる。 VT(f,j+1) = max{システム仮想時刻, VT(f,j) }+ 定数(f) (4)
付け型フェアキューイングを実施するATMキューイン
グポイントは下記のステップを行う。 1)VCについての現在の仮想時刻(a)と、セルの到
着時刻i)とシステム仮想時刻ii)の何れか(b)との
間の最大値を計算し、 2)上記ステップ1の結果に、帯域幅のVCの占有率を
表すVC毎の定数を加え、 3)ステップ1と2によって指定した仮想タイムスタン
プの値が増加する順序でセルを提供(それらを送信)す
る。
与えるということは、もし高い優先順位を有するトラフ
ィッククラスが転送の準備のできたセル群を有していれ
ば、これらのセル群は、常に優先順位の低いトラフィッ
ククラスのセルに優先して伝送される。
e)であることも非先制的であることもできる。この用
語はオペレーティングシステムの文献から由来してい
る。非先制的優先権メカニズムは、スケジューリング時
刻において対象物(オペレーティングシステムの世界で
はプロセスであり、ATMの世界ではVC)に対して優
先順位を与え、対象物はそれが提供されるまでこの優先
順位を維持する。他方、先制的優先権メカニズムは、対
象物が提供されるのを待っている間に対象物の優先順位
を変えることができる。例えば、先制システムでは、
「このVCを優先順位3でスケジュールする」と言うこ
とはできるが、もしそれが200マイクロ秒の間に提供
されない場合には、その優先順位が2に上げられる。
グ 「作業維持(work conserving)」という用語は、作業
が作られることもないし破壊されることもない任意のキ
ューイングシステムを示すために時々使用される。この
用語と一致して、待機セルが与えられた時、常にセルを
出力リンクに伝送するスイッチは、「作業維持スイッ
チ」である。純粋なFIFOを採用するスイッチ、重み
付けフェアキューイングまたは仮想クロックスケジュー
リングアルゴリズムは全て作業維持型である。これに対
し、非作業維持型スイッチは、セルが転送のために待機
していても、セルを送信しないことを選択できる。後で
分かるように、これを行う方法は、特定のセルを伝送す
る前に現時刻がそのセルに関連したタイムスタンプに等
しいか大きくなるまで待つようにスイッチをプログラム
することである。
利用しようと試みるが、必ずしもバーストを除いたり、
阻止したりしない。これに対し、非作業維持スイッチ
は、より厳しい適合テスト(即ち、より小さいτを有す
るGCRA)を満たすようにトラフィックを再成形する
ためにセルを戦略的に遅延させることができる。さら
に、所定のコネクションに指定された量のバッファリン
グが割り当てられるだけの非作業維持スイッチは、割り
当てられたバッファ空間をオーバーフローするセルを捨
てるかもしくはそれにタグを付けることによってポリー
シング(policing)機能(ITUではUPC/NPCと
呼ぶ)を行う。非作業維持キューイングシステムの例
は、仮想時間は実時間よりも速く過ぎる(立ち往生する
か、非作業維持状態になる)ことが許されない仮想クロ
ックアルゴリズムを改造したストールド(stalled)仮
想クロックである。
で、各アクションは、実時刻がそのアクションに関連す
る時刻と等しいかそれを越えた時にキューから取り出さ
れて実行される。時間間隔が制限されたカレンダキュー
は、「タイムホイール(time-wheel)」または「タイムラ
イン(time-line) 」として知られている線型アレーとし
て表すことができる。タイムホイールはバケットに対す
る事象をポインタに対して相対的に割り当てるもので、
ホイールサイズを算術モジュロとして使用してバケット
インデックスが計算される。これらのデータ構造は、キ
ューイングメカニズムとして文献で良く知られている。
タイムホイールでは、絶対時刻は、現時刻(実時刻)に
対するオフセットとして表され、アレー中の各要素は、
それらが属するバケットに対して指定された時刻に実行
すべき一つ以上のアクションを(典型的には、リンクさ
れたリストの形態で)含むバケットである。そのような
タイムホイールのバケットの何れのものも空であること
ができる、即ちそれに関連する事象を有しなくてもよ
い。
時間tearliestとtlatestがあり、これらはアレー中の
アクティブエントリーについてのヘッドポインタおよび
テイルポインタに対応し、tearliestは、提供すべき次
のエントリー(例えば、パケットまたはセル)の時刻で
あり、tlatestは、スケジュールされた事象を含む最新
の(時間的に最も遠い)バケットに関連する時刻であ
る。tearliestとtlate stの間の差はタイムホイールの
長さbから1を引いた長さを越えることはできない。こ
れは、時間がモジュロbを維持していると見ることによ
り、そして、b−1を越えるオフセット(仮想クロック
または重み付けフェアキューイングにおいてそれぞれレ
ートまたは重みの何れかを掛けたパケット長)が無いこ
とを確実にすることによって確実にされる。OC−3の
速度(149.76mbps−SONETペイロードレ
ート)で動作するATMリンクの場合、リンク上に秒当
たり約353208セルが存在する。したがって、もし
64Kbps(音声電話の速度)のフロー(AALタイ
プ1が使用される場合には、毎秒約174セル)が、サ
ポートすべき最も遅い速度のコネクションで、最も遅い
速度に対する最も早いサポートされた速度の割合は20
29、切上げると211となる。この割合は、実時刻を計
算する間に加算される最大オフセットである。したがっ
て、長さが2030(2の冪乗への切上げを考慮にいれ
ると2048)のタイムホイールは、64Kbpsから
完全なOC−3リンクの速度までの間の速度の回線に関
連する実時刻をコード化するのに充分である。
素が2以上のタイムオフセットを含むことができるよう
にすることによって減少できる。例えば、もし上記のタ
イムホイールが2048要素から256要素に減少され
た場合、各バケットはその中にマップ化した8個のタイ
ムオフセットを有するであろう。複数オフセットに及ぶ
単一のバケット内のアクションは、狂った順番で行われ
るかも知れないが、バケットの間ではアクションは順番
どおりになるであろう。これにより、カレンダキュー内
のアクションの順序付けの精度が低下するという犠牲を
払って、そのようなタイムホイールに割り当てる必要が
あるメモリの量を減少できる。
ーのためのトラフィック成形 時間多重化されたパケットまたはセルのフローをそれら
のトラフィックコントラクトに適合させるのに必要な何
れのトラフィック成形は、異なった出力チャネルのため
のフローを相互に分離するのに必要な切り替えまたはル
ーチング動作が完了した後で実施するのが好ましい。こ
れにより、マルチプレクサのスループット効率を最適化
できる。
一般に、FIFO(先入れ、先だし)出力バッファを採
用していた。これらのバッファはそれらを通過するフロ
ーの何れのものの再成形の制御に関与できない。その代
わり、これらのバッファから出力されるVC毎の時間多
重フロー(per-VC time mutiplexed flows)は、本質的
にそれらの中ににロードされる入力フローの時間多重複
合物である。勿論、これらの出力フローは、バッファの
固有待ち時間のために入力フローに対して時間的に遅延
される。また、もし異なるフローのデータ転送制限の間
でスケジューリングの衝突が発生した場合にはこれらの
出力フローの一つ以上のもののセル遅延変動(CDV)
が増加するであろう。何故なら、これらの干渉は、所謂
「伝送衝突」を引き起こすからである。
的トレランスが厳しいDBRトラフィックのようなトラ
フィックの場合、特にやっかいなものである。したがっ
て、もしソースとデスティネーションの間の各ホップ
が、上記の形式の単純なFIFO出力キューを含む場
合、その指定されたトレランス内での適合性を確保する
ために、このCDVに敏感なトラフィックが作ることが
できるホップの数を制限することが必要になるであろ
う。
複数入力から複数出力へトラフィックを送る、ATMス
イッチまたはその他のルーターのためのより効率的でよ
り効果的なトラフィック成形メカニズムとプロセスに対
するニーズがあることは明らかである。
にサービスを提供する出力リンクを有するフロー毎出力
待機ルーチングメカニズムにおけるレート成形を提供す
るものである。
パケット交換通信システムにおいて、時分割多重された
複数の一定ビットレートフローからなるパケットに、そ
れぞれのフローのための個々のネットワークトラフィッ
クコントラクトに実質的に従って連続的なタイムスロッ
トの間前記システムの共用のリソースに連続的にアクセ
スすることを許可するトラフィック成形装置であって、
それぞれの待ち行列の中のアクティブフローの未決のパ
ケットを組織するキューイングメカニズムを含み、それ
ぞれの待ち行列は待ち行列の順番の先頭に最も古い未決
のパケットを有し、前記キューイングメカニズムに結合
し、それぞれのフローの最も古い未決のパケットを、こ
のようなフローのための各ネットワークトラフィックコ
ントラクトに従って選択された時間に提供するようにス
ケジュールするためのスケジューリングメカニズムを含
み、前記スケジューリングメカニズムは、比較的高い及
び比較的低いコントラクト上特定されたパケット出力レ
ートを有するフローのパケットの間でのあらゆるスケジ
ューリングの衝突をそれぞれ前記高い出力レートフロー
のパケットを先に提供して優先的に解消することによ
り、前記アクティブフローのパケットに連続的提供スケ
ジュールを課す一方このような衝突の解消によって生じ
た遅延を低出力レートフローに優先的に分配するための
規定をそれぞれ含み、及び、前記連続的提供スケジュー
ルに従って前記アクティブフローのパケットを前記共用
のリソースに転送するための、前記キューイングメカニ
ズムと前記スケジューリングメカニズムとに結合された
伝送メカニズムであって、前記パケットが前記共用のリ
ソースに転送されると前記トラフィック成形装置の後続
操作のために未決状態から提供状態に論理的に変換され
る。
システムにおいて、時分割多重された複数のフローから
なるパケットに、それぞれのフローのための個々のネッ
トワークトラフィックコントラクトに実質的に従って連
続的なタイムスロットの間前記システムの共用のリソー
スに連続的にアクセスすることを許可するトラフィック
成形装置であって、前記トラフィックコントラクトが前
記フローのためにそれぞれ名目上のレート及び特定の厳
密性を有する関連するトレランスを確立し、前記トラフ
ィック成形装置が、それぞれのキューにおけるアクティ
ブフローの未決のパケトを組織するためのキューイング
メカニズムを含み、前記キューのそれぞれは待ち行列の
順番の先頭にある最も古い未決のパケットを有し、前記
キューイングメカニズムに結合し、それぞれのフローの
最も古い未決のパケットを、このようなフローのための
各ネットワークトラフィックコントラクトに従って選択
された時間に提供するようにスケジュールするためのス
ケジューリングメカニズムを含み、前記スケジューリン
グメカニズムは比較的高い優先カレンダーキュー及び比
較的低い優先カレンダーキューを有し、コントラクト上
確立された名目上のレートに対して比較的厳しいトレラ
ンスを有するフローのパケットが前記高優先カレンダー
キューにスケジュールされ、及びコントラクト上確立さ
れた名目上のレートに対して比較的緩慢なトレランスを
有するフローのパケットが前記低優先カレンダーキュー
にスケジュールされ、これによって、あらゆるスケジュ
ーリングの衝突は、前記高優先キューによる前記アクテ
ィブフローのパケットへの連続的供給スケジュールの実
施を遅延させながらこのような衝突の解消によって生じ
た遅延を比較的緩慢なトレランスを有するフローに分配
することによって解消され、前記高優先カレンダーキュ
ーが、前記スロットのうちの1つの順番に対する精度に
対して比較的厳しいトレランスを有するフローのパケッ
トのスケジューリングを調整するために、比較的精密な
分解を有し、前記低優先カレンダーキューは、比較的緩
慢なトレランスを有するフローのパケットのより正確で
ないスケジューリングを調整するための粗い分解を有
し、前記キューイングメカニズムと前記スケジューリン
グメカニズムとに結合された、前記連続的提供スケジュ
ールに従って前記アクティブフローのパケットを前記共
用のリソースに転送するための伝送メカニズムであっ
て、前記パケットが前記共用のリソースに転送されると
前記トラフィック成形装置の後続操作のために未決状態
から提供状態に論理的に変換される。
力および出力ポートは、典型的には、Utopia2イ
ンターフェースを介して1個以上の物理層に結合され、
第2の好適なインターフェースを介してスイッチ制御プ
ロセッサモジュール22に接続されている。これによ
り、スイッチ21は、接続された任意の物理層とデータ
およびコントロールセルを交換し、また制御プロセッサ
モジュール22と制御セルを交換する。この標準的なプ
ラクティスと調和して、通信チャネルは一方向性であ
り、したがって、双方向通信には一組のチャネルが必要
である。
力キューへデータおよび制御セルをスイッチングするた
めに、スイッチングファブリック24、ファブリック制
御モジュール25およびリザベーションリング26を含
んでいる。これらのキュー中のセルはデータメモリ27
中のデータパスに記憶され、これらの入力および出力キ
ューはキュー制御モジュール28によって管理される。
典型的には、データメモリ27は、最大で約12000
セルを記憶できる容量である。データおよび制御セルフ
ローのコネクションレコードは、制御プロセッサモジュ
ール22へのルーチングのための、レート基準エンジン
/トラフィックマルチプレクサ31によって捕らえられ
る所定の形式の制御セルと共に制御メモリ29内の制御
パス中に記憶される。制御RAM29は、最大で約82
00のコネクションレコードと64Kのセルレコードを
記憶できることが好ましい。制御プロセッサモジュール
22とスイッチ21との間の相互作用は本発明の範囲を
越えているので、本明細書では記載しない。しかし、A
TMスイッチの設計に詳しい人であれば、制御プロセッ
サは主にコネクションの確立および終了、並びOAM
(Operation and Maintenance)機能を実施する責任が
ある。
ト、例えば40MHzで同期的にクロック動作される。
しかし、従来の同期パイプライン設計のプラクティスに
合わせ、このクロック信号の位相は、一つのパイプライ
ンのステージから次のステージへと転送される前に落ち
つくために適切な時間をデータに与えるために、データ
経路に沿った異なった点で異なった量だけ(図示しない
手段により)遅延される。
ーションと通信することを望むソースは、スイッチ21
が存在するATMネットワークとの折衝を、ネットワー
クに対してSETUPメッセージを送ることによって開
始する。このメッセージは、デスティネーションを識別
し、要求されたコネクションのための関連トラフィック
パラメータの全てを明示的または黙示的に指定する。も
しネットワークが、これらのトラフィックパラメータ
(または、ソースが受け入れることを希望しているパラ
メータの変形版)によって定義されるトラフィックコン
トラクトに委ねるための準備ができている場合には、ネ
ットワークはSETUPメッセージをデスティネーショ
ンへ送る。そして、デスティネーションが、トラフィッ
クコントラクトの条件に従ってソースからメッセージト
ラフィックを受信する準備ができていれば、デスティネ
ーションはCONNECTメッセージをソースに返す。
このCONNECTメッセージは、トラフィックコント
ラクトに適合するセルフローのための指定された仮想パ
ス(VP)内の指定された仮想回線(VC)上にコネク
ションが確立されたことを確認するものである。ITU
−T勧告0.2391およびATMフォーラムUNI
4.0仕様を参照のこと。これらの信号伝達プロトコル
を発生させることなく、供給することにより「永久」仮
想コネクションを確立できる。
流れ始める。図2に示すように、セルの形は、スイッチ
21が行う動作のためにスイッチ21を通過するにつれ
変化する。マルチキャスティングのためにセルを複写し
てもよいが、下記の議論は、不必要に複雑になることを
避けるためにユニキャストの動作に限定する。
る各上りのセル41は、VPインデックスとVCインデ
ックスを含むヘッダを有している。これらのインデック
スは、コネクションの一つのホップについての固有アド
レスを定義するために組合わさる。コネクションは複数
のホップから構成することができ、したがって次のフー
プのためのVPおよびVCインデックスは、図2におい
て42で示されているように、スイッチ21を通過する
時にセルのヘッダーに書き込まれる。
コネクションレコードが存在する制御RAM29内のア
ドレスを計算するために上りのセル(図2の41)のV
PおよびVCインデックスを採用する。典型的には、こ
のコネクションレコードは、フローがスイッチ21から
出ていく出力ポート(即ち、スイッチレベルでのデステ
ィネーション)を認識するためのビットベクトル、粒状
の優先権スケール(granular priority scale)上での
フローの相対的な優先順位を識別するための優先権イン
デックス、およびスイッチ21内のフローを唯一的に識
別する回線インデックス(「Circuit Inde
x」)を含んでいる。図2において43で示されている
ように、これらのコネクションパラメータはセルヘッダ
内に書き込まれる。そして、セルがデータRAMメモリ
ー29へ書き込まれ、セルに対してのポインタが複数の
FIFO入力キューの適切な一つとリンクされる。な
お、キューの選択は関連するフローの優先順位に基づい
て行われる。
的な優先順位が、各セルタイムの間に調べられ、最も高
い優先順位を有するキューセルのヘッドが、次のアービ
トレーション(arbitration)セッションの間のアービ
トレーションのために選択される。さらに、キューセル
の優先順位のより低いヘッド(即ち、キューセルの任意
の選択されていないヘッド)の優先順位は(図略の手段
により)一定量ずつ増加され、これによって、次のアー
ビトレーションセッションにおけるアービトレーション
のためにセルが選択される可能性を増加させる。したが
って、優先権が高い入力キューは、優先権が低いキュー
よりも単位時間当たりのスループットが大きいが、優先
権が低いキューは、キューセルのヘッドの優先順位が時
間とともに増加するため、遅れが制限される。
チ21の一セル時間を必要とし、したがってアービトレ
ーションのために選択されるセルのルーテング情報は、
アービトレーションに勝ったセルまたはセル群のペイロ
ードがスイッチングファブリック24へ放出されるより
1セル時間だけ前にリザベーションリング26に供給さ
れる。即ち、図2において44で示すように、リザベー
ションリング26とスイッチファブリック24によって
受信されるセルは、次のアービトレーションサイクルの
ためのセル(即ち「現在セル」)のヘッダから構成され
ており、これに前のアービトレーションサイクルでアー
ビトレーションに成功したセル(即ち「前のセル」)の
ボディーまたはペイロードが続いている。したがって、
セルボディーがファブリック24に到着すると、これら
のセルをそれらの出力ポートデスティネーションにそれ
ぞれ送るためにファブリックがファブリック制御装置2
5によって既に構成されている。
ンおよびルーチングのためにセルが4ビット幅のニブル
に分解される。この後(スイッチングプロセスのテスト
を行うために提供されるであろう「アイドルセル」を除
き)、セルが再び組み立てられ、(a)スイッチ21の
適切な出力ポートへの時間的にスケジュールされた転送
のため、および/または(b)制御プロセッサモジュー
ル22への転送のために、データパス、制御パス、また
はその両方においてキューに入れられる。スイッチ21
の出力ポートへのセルの時間的にスケジュールされた転
送が本発明の中心であり、以下これについて更に述べ
る。一方、セルの分解と再組立、テストプロセス、およ
び制御プロセッサ22のRM(Resource Management)
およびOAM(Operation and Maintenance)セルとの
相互作用は深く考える必要のない付随的なトピックであ
る。
チングファブリック24の出力側、即ち送信側でファン
アウトしていることが分かるであう。しだがって、スイ
ッチ21の一つの出力チャネルのみが示されているが、
このチャネルは他のチャネルを代表するものであること
が分かるであろう。
24からのセルボディーおよびそれらの関連する回線イ
ンデックスを受け入れるためにフィルセルモジュール5
1を設けることが好ましい。スイッチングファブリック
24の出力側の「有効セル時間」は、通常のセルタイム
の「k」増速ファクターに対する割合によって決定され
る。したがって、例えば、もし通常のセル時間が113
クロックサイクル/セルである場合、スイッチングファ
ブリック24の出力側での有効セル時間は、k=2であ
れば、56.5サイクル/セルである。
ジュール51は、典型的に、セルをデータメモリ27へ
書き込むためのデータ構造についてのリンクされ番号の
付けられたフリーリスト52から出力されるセル構成を
用いる。このため、フィルセルモジュール51は、要求
に応じて、フリーリスト52の一番上からセル構造を読
み出すためのフッチステートマシーン53を含んでいる
ことが好ましい。これにより、フィルセルモジュール5
1は、セルフロー制御ユニット55にセルの到着を知ら
せるために送る「到着」メッセージへ、セルについての
回線インデックスと、データメモリ27内のセルの位置
についてのポインタを挿入することができる。回線イン
デックスにより、フロー制御ユニット55は、制御メモ
リ29内のコネクションレコードからセルが属するVC
またはフローを突き止めることができる。そして、セル
フロー制御ユニット55はフローのトラフィック成形状
態をチェックできる。フロー制御ユニット55がこれら
の制御セルを認識し、またそれらがデータパス、制御パ
ス、またはその両方においてキューに入れられているか
否かを決定できるようにするためにOAM/RMリコグ
ナイザ57を設けるのが有利である。
トフローのセルのためのメモリポインタは、セルフロー
制御ユニット55がキュー制御ユニット58へ送る「a
ddCell」メッセージに応答してVC毎のキュー内
に入れられる。各addCellメッセージは、それが
属するセルおよび関連するフローまたはVCのための回
線インデックスを識別する。また、addCellメッ
セージは、セルがデータパス、制御パス、またはその両
方においてキューに入れられるべきか否かを示す。セル
が適切にキューに入れられると、新たにキューに入れら
れたセルを、それが属するVCについて将来行われるレ
ート成形演算の間に考慮すべきことをフロー制御ユニッ
ト55に通知するために、キュー制御ユニット58がフ
ロー制御ユニット55に「added」メッセージを返
す。
ューにセットされている深さ制御の制限に関するVC毎
キューの長さをモニターするのが有利である。これによ
り、制御ユニット58は、VC毎のキューが過剰に長く
なった時、ABRフローに対してのコンゲッション制御
動作を開始することができる。また、制御ユニット58
は、トラフィックコントラクトを越えているフローを特
定し、そのような適合しないフローのセルを削除するか
または記録するための適切なポリーシング機能(図示
略)を動作させることができる。
ー制御ユニット58から返される「added」メッセ
ージを監視し、スケジューラ62に、空でないVC毎キ
ューのためのキューセルのヘッドがスケジュールされた
時刻に転送されるようにカレンダキュー63上に組み入
れる。スケジューラ62は、カレンダキュー63上への
キューセルのヘッドの組入れを、それらのためにスケジ
ューラ62が計算するそれぞれの仮想終了時刻VT
(f,j+1)(または「仮想開始時刻」)に従って行
うために、VC毎の仮想クロックを採用している。
たセルがスケジュールされた時刻よりも前に伝送のため
に放出されることを阻止するため、システムの「実時
刻」と「現在時刻」を追跡する。即ち、スケジューラ6
2とカレンダキュー63は、ストールド仮想クロックを
提供し、このため伝送することがスケジュールされたセ
ルは、システムの実時刻が各々の伝送時刻に達した時の
みに、伝送のために放出される。図示のように、カレン
ダキュー63によって伝送のために放出されたセルを有
するコネクションは、伝送リスト65上の伝送の準備が
できているセルを有するコネクションのリンクリストに
リンクされる。
55に対して、任意の所定のコネクション上での伝送の
ためにセルを放出するか否かを知らせる。すると、フロ
ー制御ユニット55は、もし所定のコネクションのため
のVC毎のキュー上の次のセル(もしあれば)について
のリファレンス(即ち、キューセルの新しいヘッド)を
要求し、アドミッションコントロール61に、このリフ
ァレンスをスケジューリングのためにスケジューラ62
に対して認めるべきことを通知する。これにより、アド
ミッションコントロール61はカレンダキュー63との
閉ループ通信に効果的に関与し、スケジューリングを認
めたキューセルのヘッドが、VC毎のキュー内の他の全
てのセルの除外に対して認められることを確実にする。
したがって、カレンダキュー63は、一つ以上の時間制
限されたタイムホイール、または「タイムライン」66
を採用することによって実施できる。これらのタイムホ
イールのタイムスパンは、少なくともシステムがサポー
トするように設計された最低周波数のフローの周期と同
じ程度にして時間ラップ(time wrap)によって引き起
こされる曖昧さを阻止しなければならず、好ましくは2
倍とし、これにより相対時刻を2の補数演算を使用して
比較できる。
ローの成形による指定されたピークフローレート ストールド仮想クロック伝送制御は、出力待機ルーチン
グメカニズムからのATMセルなどの固定ビット長デー
タ転送単位の時間多重フローを、DBR/CBRATM
サービスのためのPCRなどの指定されたピークのデー
タ単位のフローレートに成形するのに非常に適している
ことが分かる。前述したように、所定の出力ポートに送
られるフローのデータ転送単位は、送りだされた後、フ
ロー毎キューに入れられる。これらのキューの先頭にあ
るデータ転送単位は、スケジューラ62によってタイム
ラインカレンダキュー63に組み込むことがアドミッシ
ョンコントローラ61によって認められる(他の全ての
転送単位は除いて)。そして、スケジューラ62は、こ
れらのキュー転送単位のヘッドに関してフロー毎仮想ク
ロック演算を行い、それらの各々の理論的終了時刻VT
(f,j+1)または各々の理論的開始時刻に従ってカ
レンダキュー63から放出するようにスケジュールす
る。
ィックが出力リンク71の帯域幅を本質的に満たすこと
ができる速度でタイムライン63上で増加させるのが有
利である。思い出されるように、スケジューラ62が各
フローのキューメンバーのヘッドをマップ化することが
できる分解可能なタイムスロットの最大数は、これらの
フローの最低許容周波数に対する最高許容周波数の比に
基づく。したがって、実時刻がバケット毎にセルレート
の論理的倍数で増加される。
である現在の実時刻より前であるか等しい時刻を表すタ
イムスロットに存在するデータ転送単位は、伝送のため
に選ばれる資格が有り、したがって、前述のようにして
転送リスト65にリンクされる。しかし、タイムライン
63の遅いタイムスロットに関連するタイムスロットに
存在するデータ転送単位は、システムの実時刻がこれら
のタイムスロットに到達するのに充分なだけ進むまで待
ちの状態になる。ロールオーバによる曖昧さを避けるた
めに、タイムライン63は、以前にスケジュールされた
データ転送リミットに対する全てのリファレンスを、次
のスキャンを見越して後からスケジュールされた転送単
位に対しての任意のリファレンスが挿入される前に各タ
イムスロットから除去される。
ATMフローをそれらのトラフィックコントラクトによ
って指定されるPCRに効果的に成形するが、これらの
フローのセル遅延変動(CDV)をそれらのトラフィッ
クコントラクトのτPCR パラメータに適合させる上での
助けにはならない。
先レベル 本発明によれば、異なった周波数のフローによってAT
Mスイッチの出力ポートなどの多重化ポイントへ供給さ
れるデータ転送単位に優先権を与え、周波数が高いフロ
ーのデータ転送単位に、これと衝突する可能性がある周
波数の低いフローのデータ転送単位よりも高い伝送優先
順位が与えられる。図3に示すように、この伝送優先権
は、ストールド仮想クロックスケジューリングメカニズ
ム63などによるスケジュールが許可されたデータ転送
単位を、これらのデータ転送単位が属するフローの周波
数に基づき、優先順位で並べられた複数のタイムライン
66a−66eまたは出力FIFOキューの一つまたは
他のものへと導くことによって実施される。例えば、A
TMスイッチの場合、5つの異なった周波数依存/サー
ビス種類依存の出力優先順位で実施することが推奨され
る。この優先順位には、(1)出力リンクの最大レート
の少なくとも1/16の折衝された出力レートを有する
フローからのセルに対しての最も高い優先順位、(2)
出力リンクレートの1/16〜1/256の範囲の折衝
された出力レートを有するフローからのセルに対しての
2番目の優先順位、および(3)出力リンクレートの1
/256〜1/4096の範囲の折衝された出力レート
を有するフローからのセルに対しての3番目の優先順位
が含まれる。低い2つの優先権は、ゼロでない折衝され
たMCRレートを有するABRコネクションに対して、
およびMCRレートが零のURBコネクションとABR
コネクションに対してそれぞれ設定するのが好ましい。
低いフローのCDVを実質的に増加させることなく、周
波数の高いフローのCDVを効果的に減少させる。一般
論として、許容できるCDVは、フローの折衝されたレ
ートに依存して変化する。例えば、100個のセルタイ
ムのCVDは、予期されるセル10個あたり1個の出力
間隔に関しては非常に大きいが、もし折衝された出力間
隔がセル2029個に対して1個にすぎない場合には一
般的に問題にならない。
たはセルの伝送をスケジュールするためにカレンダキュ
ーメカニズムを採用する場合、高周波数で優先順位の高
いフローは、許容可能な低いCDVを達成するようスケ
ジュールされ、かつ単一のセルタイムの精度に分解され
る必要があるが、低周波数/低優先順位のフローは、例
えば、16セルタイムの精度により粗く分解できる。こ
れは、カレンダキュー63上のタイムスロットの数を減
少できることを意味する。これにより、周波数の低いフ
ローのキューセルのヘッドのスケジューリングには一般
に必要でない精度を多少犠牲にして、カレンダキュー6
3を実現するのに必要なメモリの量を減少できる。
多重化ポイントにおける伝送の衝突の問題を解消するた
めに提供される本発明による周波数に基づく優先順序付
与の技術は、そのような多重化ポイントへセルまたはそ
の他のデータ転送単位を供給するためのフロー毎出力キ
ューを維持する作業を有するアプリケーションなど、フ
ローの相対ジッターを減少させるための多くの異なった
アプリケシーョンにおいて採用できる。
の単純化したブロック図である。
とることが好ましい種々の形を追跡した図である。
る代表的なチャネルのより詳細なブロック図である。
Claims (2)
- 【請求項1】 パケット交換通信システムにおいて、時
分割多重された複数の一定ビットレートフローからなる
パケットに、それぞれのフローのための個々のネットワ
ークトラフィックコントラクトに実質的に従って連続的
なタイムスロットの間前記システムの共用のリソースに
連続的にアクセスすることを許可するトラフィック成形
装置であって、 それぞれの待ち行列の中のアクティブフローの未決のパ
ケットを組織するキューイングメカニズムを含み、それ
ぞれの待ち行列は待ち行列の順番の先頭に最も古い未決
のパケットを有し、 前記キューイングメカニズムに結合し、それぞれのフロ
ーの最も古い未決のパケットを、このようなフローのた
めの各ネットワークトラフィックコントラクトに従って
選択された時間に提供するようにスケジュールするため
のスケジューリングメカニズムを含み、前記スケジュー
リングメカニズムは、比較的高い及び比較的低いコント
ラクト上特定されたパケット出力レートを有するフロー
のパケットの間でのあらゆるスケジューリングの衝突を
それぞれ前記高い出力レートフローのパケットを先に提
供して優先的に解消することにより前記アクティブフロ
ーのパケットに連続的提供スケジュールを課す一方、こ
のような衝突の解消によって生じた遅延を低出力レート
フローに優先的に分配するための規定をそれぞれ含み、
及び、 前記連続的提供スケジュールに従って前記アクティブフ
ローのパケットを前記共用のリソースに転送するため
の、前記キューイングメカニズムと前記スケジューリン
グメカニズムとに結合された伝送メカニズムであって、
前記パケットが前記共用のリソースに転送されると前記
トラフィック成形装置の後続操作のために未決状態から
提供状態に論理的に変換される、 パケット交換通信システム。 - 【請求項2】 パケット交換通信システムにおいて、時
分割多重された複数のフローからなるパケットに、それ
ぞれのフローのための個々のネットワークトラフィック
コントラクトに実質的に従って連続的なタイムスロット
の間前記システムの共用のリソースに連続的にアクセス
することを許可するトラフィック成形装置であって、前
記トラフィックコントラクトが前記フローのためにそれ
ぞれ名目上のレート及び特定の厳密性を有する関連する
トレランスを確立し、前記トラフィック成形装置が、 それぞれのキューにおけるアクティブフローの未決のパ
ケトを組織するためのキューイングメカニズムを含み、
前記キューのそれぞれは待ち行列の順番の先頭にある最
も古い未決のパケットを有し、 前記キューイングメカニズムに結合し、それぞれのフロ
ーの最も古い未決のパケットを、このようなフローのた
めの各ネットワークトラフィックコントラクトに従って
選択された時間に提供するようにスケジュールするため
のスケジューリングメカニズムを含み、前記スケジュー
リングメカニズムは比較的高い優先カレンダーキュー及
び比較的低い優先カレンダーキューを有し、 コントラクト上確立された名目上のレートに対して比較
的厳しいトレランスを有するフローのパケットが前記高
優先カレンダーキューにスケジュールされ、及びコント
ラクト上確立された名目上のレートに対して比較的緩慢
なトレランスを有するフローのパケットが前記低優先カ
レンダーキューにスケジュールされ、これによって、あ
らゆるスケジューリングの衝突は、前記高優先キューに
よる前記アクティブフローのパケットへの連続的供給ス
ケジュールの実施を遅延させながらこのような衝突の解
消によって生じた遅延を比較的緩慢なトレランスを有す
るフローに分配することによって解消され、 前記高優先カレンダーキューが、前記スロットのうちの
1つの順番に対する精度に対して比較的厳しいトレラン
スを有するフローのパケットのスケジューリングを調整
するために、比較的精密な分解を有し、 前記低優先カレンダーキューは、比較的緩慢なトレラン
スを有するフローのパケットのより正確でないスケジュ
ーリングを調整するための粗い分解を有し、 前記キューイングメカニズムと前記スケジューリングメ
カニズムとに結合された、前記連続的提供スケジュール
に従って前記アクティブフローのパケットを前記共用の
リソースに転送するための伝送メカニズムであって、前
記パケットが前記共用のリソースに転送されると前記ト
ラフィック成形装置の後続操作のために未決状態から提
供状態に論理的に変換される、 パケット交換通信システム。
Applications Claiming Priority (4)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
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