JPH1093586A - 個別レート及び比例レートスケーリングを用いて相対的エラーをスケジューリングする方法及び装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 共通のリソースをレートに基づいてスケジュ
ーリングすると共に重み付けんじ基づいて公平に割り当
てる方法及び装置を提供する。 【解決手段】 コンピュータシステムの共用リソースに
おける複数のデータ流をスケジューリングする方法が提
供される。各データ流は、複数のデータセルを含む。上
記方法は、共用リソースにスケジューラを設け、複数の
データ流を受け取るようにスケジューラを初期化し、第
１の流れレートを有する第１のデータ流をスケジューラ
で受け取り、第２の流れレートを有する第２のデータ流
をスケジューラで受け取り、第１の流れレート及び第２
の流れレートが共用リソースの使用可能な帯域巾より小
さく且つセルごとに実際のスケジューリング時間と理想
的なスケジューリング時間との間の相対的なエラーが最
小となるように第１のデータ流及び第２のデータ流をス
ケジューラによりスケジューリングし、そして上記の受
け取り及びスケジューリング段階を繰り返すという段階
を備えている。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、共通のリソースを
レートに基づいてスケジューリングしそして重み付けに
より公平に共用するための方法及び装置に係る。レート
に基づいてスケジューリングしそして重み付けにより公
平に共用する問題は、多数の異なる状況において生じ、
例えば、コンピュータネットワークの分野又はプロセッ
サの設計に関連している。一般に、本発明は、広範囲な
環境及び用途においてあるレートに基づいてジョブをス
ケジューリングする問題に関する。

【０００２】

【従来の技術】共通のリソースを共用する異なるジョブ
をスケジューリングする問題が多数の状況において発生
する。最も一般的なものについては、次のように表され
る。

【０００３】ある種の単一のリソースが、整数ｉ＝１、
２・・・ｎで示された多数のエンティティにより共用さ
れる。各エンティティにはレートＲ（ｉ）が関連する。
このレートは、全てのＲ（ｉ）の和がリソースの容量を
越えないように指定される。例えば、コンピュータネッ
トワークにおいては、エンティティが個々の流れであ
り、そして共用されるリソースは、ボトルネックの通信
リンク又はサーバ容量である。これらエンティティは、
一度の１つのあるサービス増分でサービスすることがで
きる。例えば、ネットワークの流れに対するサービス増
分は、１パケット（ＡＴＭ用語ではセル）である。スケ
ジューラと称する装置は、エンティティが受ける平均サ
ービスレートがその指定のレートＲ（ｉ）となるように
異なるエンティティに対するサービスの順序を決定する
必要がある。長期間の平均レートを保証することはさて
おき、重要な目標は、各個々のサービス増分、即ち各流
れの各パケットの理想的なサービス時間と実際のサービ
ス時間との食い違いを見つけることである。

【０００４】このような問題が生じる環境は、例えば、
サイクルに対して競合するジョブをスケジュールしなけ
ればならないプロセッサである。全てのジョブが等しい
重要性の場合には、全てのジョブにプロセッサ容量の等
しい割当を与えることが望ましい。しかしながら、ジョ
ブが異なる重要性を有する場合には、全てのジョブにそ
れらの重要性に対応する重みを指定し、そしてジョブに
指定された重み即ち重要性に比例するプロセッサ容量の
割当を各ジョブに与えるという戦術が考えられる。この
場合に、所望のサービスレートは、ジョブの重みによっ
て決定される。別の解決策は、特定の方針及び問題環境
に対して特定の他のルールに従ってジョブにレートを指
定することである。例えば、あるルールは、優先順位の
高いジョブにある固定の割当を与え、そして残りの帯域
巾を優先順位の低いジョブ間に振り分ける。

【０００５】上記したように、同様の問題が生じる別の
例は、コンピュータネットワークである。例えば、ＡＴ
Ｍネットワークにおいては、通常、ネットワークを横切
る各流れにあるレートが関連付けされる。このレート
は、例えば、一定ビットレート（ＣＢＲ）トラフィック
のように設定時にネットワークと交渉した結果であって
もよいし、又は有効ビットレート（ＡＢＲ）トラフィッ
クの場合のように、トラフィック管理フィードバック制
御機構の結果であってもよい。１組のレートは、長期間
ＣＢＲ流のように比較的静的であってもよいし、又はＡ
ＢＲ流の場合のように混雑に応答して迅速に変化しても
よい。

【０００６】例えば、多くのパケット交換ネットワーク
の場合のように、たとえレートが明確に指定されなくて
も、異なる流れは、異なる重要性をもつ。例えば、ある
流れは、１０００人のユーザからの複合データ流であ
り、一方、別の流れは、１人のユーザを表す。このよう
な場合に、相対的な重要性が与えられて異なる流れに重
みを指定することが適当である。流れの全需要が、ボト
ルネックリソース（即ち限定されたリソース）、例え
ば、通信リンクの容量を越える場合に、考えられる方針
としては、プロセッサ共用について上記したように、全
ての流れにそれらの重みに比例してサービスすることで
ある。これは、流れに対してレートを有効に指定する。

【０００７】近年、コンピュータネットワークのスイッ
チングポイントにおけるレートベースのスケジューリン
グ規定が著しい注目を集めている。このような構成の包
括的な検討が、プロシーディングズＩＥＥＥ、１９９５
年１０月に掲載されたヒュイツアン氏の「パケット交換
ネットワークにおける保証された性能のためのサービス
規定（Ｓｅｒｖｉｃｅ Ｄｉｓｃｉｐｌｉｎｅｓ ｆｏ
ｒ Ｇｕａｒａｎｔｅｅｄ Ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ
ｉｎ Ｐａｃｋｅｔ−ＳｗｉｔｃｈｉｎｇＮｅｔｗｏｒ
ｋｓ）」に見られる。これらの構成は、一般に、ネット
ワークスイッチに適用することができ、そして流れに指
定されたレートを保証することができる。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】コンピュータネットワ
ーク内で異なる流れをスケジューリングする問題は、ネ
ットワークのスイッチに対して存在するだけでなく、ホ
ストアダプタにも存在する。例えば、ＡＴＭネットワー
クのアダプタは、各々レートが関連した異なる流れをス
ケジュールしなければならない。典型的に、ＣＢＲ流
は、予め計算されたスケジュールに基づき高い優先順位
でサービスされる。ＣＢＲスケジュールを予め計算する
１つの欠点は、非ＣＢＲ流を考慮に入れずに計算するの
で、非ＣＢＲ流のサービスがＣＢＲバーストにより不必
要に悪影響を受けることである。又、スケジュールの予
めの計算は、計算の経費が高く且つ通常は低速の時間ス
ケールにおいてソフトウェアで行われるという欠点があ
る。これは、新たな接続を確立するたびにこれを行うだ
けでよいＣＢＲ流については受け入れられるが、頻繁に
変化するレートをもつ多数の流れをスケジュールする必
要がある場合には、実現不能である。

【０００９】レートに基づくスケジューリングとして知
られている別の構成は、例えば、ＡＴＭフォーラム「ト
ラフィック管理仕様」バージョン４．０に記載されたい
わゆる「漏洩性バケット（Ｌｅａｋｙ Ｂｕｃｋｅ
ｔ）」である。この構成は、流れごとに多量の状態を必
要とし、それ故、多数の流れがある場合は禁止的なもの
となる。

【００１０】又、いわゆる「タイムホイール」又は「カ
レンダー待ち行列」解決策もしばしば使用される。カレ
ンダー待ち行列の解決策は、例えば、コミュニケーショ
ンズ・オブ・ＡＴＭ、第３１巻、第１２２０−１２２７
ページに掲載されたブラウンＲ氏著の「カレンダー待ち
行列：シュミレーション均等設定問題に対する高速０
（１）優先順位待ち行列実施（Ｃａｌｅｎｄａｒ Ｑｕ
ｅｕｅ： Ａ ｆａｓｔ０（１） ｐｒｉｏｒｉｔｙ
ｑｕｅｕｅ ｉｍｐｌｅｍｅｎｔａｔｉｏｎｆｏｒ ｔ
ｈｅ ｓｉｍｉｌａｔｉｏｎ ｅｖｅｎ ｓｅｔ ｐｒ
ｏｂｌｅｍ）」に見られる。「漏洩性バケット」構成と
は異なり、カレンダー待ち行列は、簡単に実施できる。
不都合にも、一般的に、カレンダー待ち行列の解決策
は、流れにより達成される長期間平均レートがその指定
レートに等しくなるよう保証することができない。

【００１１】それ故、ネットワークアダプタにおいて動
的に変化するレートで流れをレートに基づいてスケジュ
ーリングするのに使用でき且つ流れの指定レートを保証
することのできる構成体を設計することが要望される。

【００１２】又、この構成体は、ＣＢＲ型トラフィック
（パケット交換ネットワークにおける「保証サービス」
としても知られている）及びＡＢＲ型のトラフィック
（適応トラフィックとしても知られている）に使用でき
ると同時に、ＡＴＭネットワークにおけるＶＢＲ（可変
ビットレート）トラフィック（パケット交換ネットワー
クにおける予想トラフィックとしても知られている）に
も使用できることが要望される。更に、この構成体は、
上記したレートに基づくスケジューリングの更に一般的
な状況にも有用であることが要望される。

【００１３】多数の異なる環境において機能するレート
スケジューリングの一般的な解決策が必要とされる。特
に、新たな解決策は、ネットワークアダプタ及びネット
ワークスイッチに対して良好に機能しなければならな
い。

【００１４】スイッチスケジューリングのためのヒュイ
ツアン氏の論文に記載された解決策は、アダプタには容
易に適用できない。その理由の１つは、スイッチに対す
るほとんどのスケジューリング構成は、スイッチへのパ
ケット到着時間に基づいて、異なる流れからのパケット
のスケジューリング順序を決定することである。到着時
間の概念は、アダプタに対して常に良好に特定されるも
のでない。

【００１５】相対的エラー（ＲＥ）スケジューラと称す
る新たな構成が、特願平８−３５９８７８号に開示され
ている。このＲＥ機構は、多数の顕著な特性を有し、そ
の最も重要なものは、セルの理想的な送信時間とその実
際の送信時間との間の食い違いを境界定めし、これによ
り、いかなる流れに対しても厳密なレート保証を与える
ことである。

【００１６】しかしながら、特願平８−３５９８７８号
に開示されたＲＥ構成は、最大のｎ数（ｎはスケジュー
ルされるべき流れの数）を求める必要があり、この方法
の各段階においてその全てを更新しなければならない。
従って、ＲＥ構成の複雑さは０（ｎ）となり、但し、ｎ
はスケジュールされるべき流れの数である。加えて、Ｒ
Ｅは、全てのレートの和がサービス容量を越えないよう
に異なるジョブに指定されるレートを予めスケーリング
することを必要とする。それ故、ある流れのレートが変
化して、全体的な設定レートが実現不能になったときに
は、実現性を確保するために全ての流れのレートを計算
し直す必要がある。スケジューリングの判断（特に高速
ネットワークにおいて流れをスケジューリングすると
き）は、非常に短い時間（典型的に数マイクロ秒程度）
で行わねばならない。スケジューラは、数千もの流れを
サポートする必要があり、これは、各流れに対応するエ
ンティティを迅速に走査しそして更新する作業を著しく
困難なものにする。それ故、この構成の計算上の複雑さ
を減少することが非常に重要となる。本発明は、ＲＥ構
成体の複雑さを減少する２つの方法について説明する。
即ち、 ａ）各セル時間に走査される必要のあるデータの量を個
別レート解決策により減少する。 ｂ）流れのレートをリンク容量までアップ方向又はダウ
ン方向にオンラインで比例スケーリングするための手段
を設ける。

【００１７】後者の方法は、レートがリンク帯域巾を越
えないよう確保するのに必要な余分な作業を回避できる
だけでなく、全ての流れの公称要求レートの和が使用可
能な帯域巾より小さい場合に全ての流れのサービスレー
トを比例的に増加するように任意に使用することもでき
る。

【００１８】

【課題を解決するための手段】本発明によれば、コンピ
ュータシステムの共用リソースにおいて複数のデータセ
ルを各々含む複数のデータ流をスケジューリングする方
法であって、共用リソースにスケジューラを設け、複数
のデータ流を受け取るように上記スケジューラを初期化
し、第１の流れレートを有する第１のデータ流を上記ス
ケジューラで受け取り、第２の流れレートを有する第２
のデータ流を上記スケジューラで受け取り、上記第１の
流れレート及び第２の流れレートが上記共用リソースの
使用可能な帯域巾よりも小さく且つセルごとに実際のス
ケジューリング時間と理想的なスケジューリング時間と
の間の相対的エラーが最小となるように上記スケジュー
ラにより上記第１のデータ流及び第２のデータ流をスケ
ジューリングし、そして上記受け取り及びスケジューリ
ング段階を繰り返すという段階を備えた方法が提供され
る。

【００１９】本発明の新規な特徴と考えられる特徴は、
特許請求の範囲に記載する。しかしながら、本発明それ
自体、そしてその特徴及び効果は、添付図面を参照した
以下の詳細な説明より最も良く理解されよう。

【００２０】

【発明の実施の形態】本発明の好ましい実施形態は、コ
ンピュータネットワークの環境において説明する。図１
を参照すれば、例示的なネットワークは、１０、１２、
１４及び１６と示された４つのホストノードを含むよう
に示されている。又、ホストノードの各々は、多数のユ
ーザが共用するように示されている。より詳細には、ホ
ストノード１０は、２６及び２８で示されたユーザを有
し、ホストノード１２は、３０及び３２で示されたユー
ザを有し、ホストノード１４は、３４及び３６で示され
たユーザを有し、そしてホストノード１６は、３８及び
４０で示されたユーザを有する。

【００２１】又、図１に例示されたネットワークは、４
２及び４４で示された２つのスイッチも備えている。ユ
ーザは、ネットワークを通して互いに通信する。例え
ば、ホストノード１０のユーザ２６は、ホストノード１
４のユーザ３６と通信し、ホストノード１０のユーザ２
８は、ホストノード１６のユーザ３８と通信し、そして
ホストノード１２のユーザ３０及び３２は、ホストノー
ド１６のユーザ３８及び４０と各々通信する。

【００２２】ホストノードは、スイッチに接続されて示
されており、そしてスイッチは、通常は両方向性の通信
リンクによって互いに接続されている。例えば、リンク
１８は、ホストノード１０をスイッチ４２に接続し、ス
イッチ４２及び４４は、リンク２０によって接続され
る。リンク２２は、ホストノード１２をスイッチ４２に
接続し、リンク２４は、スイッチ４２をホストノード１
４に接続し、リンク２５は、スイッチ４４をホストノー
ド１６に接続する。便宜上、ソースから行先へのデータ
流をその流れのソースに関連付ける。例えば、ユーザ２
６からユーザ３６への流れを「ユーザ２６の流れ」と称
する。

【００２３】ホストノード１０、１２、１４及び１６の
各々は、スケジューラを含むように示されている。より
詳細には、ホストノード１０は、スケジューラ５０を含
み、ホストノード１２は、スケジューラ５２を含み、ホ
ストノード１４は、スケジューラ５４を含み、そしてホ
ストノード１６は、スケジューラ５６を含む。通常、ス
ケジューラは、ホストアダプタカード（図示せず）に存
在する。

【００２４】又、スイッチ４２及び４４の各々は、その
スイッチに接続された各リンクに関連するスケジューラ
を含むものとして示されている。例えば、スイッチ４２
は、リンク１８に関連したスケジューラ５８を含む。ス
ケジューラ６０は、リンク２２に関連され、スケジュー
ラ６２は、リンク２４に関連され、そしてスケジューラ
６４は、リンク２０に関連される。スイッチ４４は、リ
ンク２０に関連したスケジューラ６６を含み、一方、ス
ケジューラ６８は、リンク２５に関連される。

【００２５】図１に示されたスケジューラの各々は、例
示的なネットワーク内の共通のリソースを共用する異な
る流れをスケジューリングする役目を果たす。例えば、
制約のある（即ちボトルネックの）リソースがリンクの
容量であると仮定する。例えば、リンク２０を除くネッ
トワークの全てのリンクは、容量が１５５Ｍｂｓであ
り、リンク２０は、容量が５０Ｍｂｓであると仮定す
る。それ故、ユーザ２８、３０及び３２は、共通のボト
ルネック付きリンク、即ちリンク２０を共用する。それ
故、公平さを確保するために、これらユーザの各々は、
リンク２０の容量の１／３、即ちほぼＲ（２）＝Ｒ
（３）＝Ｒ（４）＝１６．６７Ｍｂｓのレートでデータ
を送信することができる。それ故、ユーザ２６は、リン
ク１８の残りの全帯域巾、即ちＲ（１）＝１３８．３３
Ｍｂｓでデータを送信することができる。しかしなが
ら、ユーザ２６及び２８のレートの和が、リンク１８の
容量である１５５Ｍｂｓを越えず、そしてユーザ２８、
３０及び３２のレートの和が、リンク２０の容量である
５０Ｍｂｓを越えない限り、他の送信レートの指定も考
えられる。スケジューラが各ユーザに与える平均サービ
スレートは、これらユーザに指定されたレートに等しく
なければならない。従って、スケジューラ５０は、ユー
ザ２６及び２８によってホストノード１０に送られる流
れを各々レートＲ（１）及びＲ（２）でスケジューリン
グする役目を果たす。

【００２６】図１の例示的なネットワークにおける流れ
について本発明の実施形態を説明する。しかしながら、
本発明は、コンピュータのジョブをスケジューリングす
るのに重み付けされた公平なレートサービスを必要とす
るいかなるコンピュータアプリケーションにも使用でき
る。本発明の実施形態は、一例として非同期転送モード
（ＡＴＭ）ネットワークを使用する。このＡＴＭネット
ワークは、ＡＴＭセルと一般に称する固定長さのデータ
パケットを使用する。しかしながら、上記したように、
本発明は、可変長さのデータパケットへと一般化するこ
とができる。

【００２７】ＡＴＭネットワークを特定例として使用す
る場合に、本発明は、ホストノード１０、１２、１４及
び１６の各々に含まれたスケジューラ（即ち、５０、５
２、５４及び５６）及び／又はスイッチ４２及び４４の
スケジューラ５８、６０、６２、６４、６６及び６８を
有するアダプタ（図示せず）に関する。

【００２８】本発明は、特願平８−３５９８７８号に開
示されたＲＥスケジューラの考え方に基づく。この元の
ＲＥスケジューラと同様に、ここに述べる相対エラー解
決策は、スケジューリング順序を決定するのに使用され
る。しかしながら、このＲＥスケジューラとは異なり、
本発明は、各流れごとの相対エラー項の維持及び更新を
必要としない。むしろ、流れは、それらのレートに基づ
いてグループに編成される。所定の１組の個別のレート
Ｒ（１）、Ｒ（２） ・・・Ｒ（ｎ）が、あるルールで
選択される。例えば、１０％のレート粒度（ｇｒａｎｕ
ｌａｒｉｔｙ）では、６４ｋｂｓから１５５Ｍｂｓまで
の範囲にわたり６１の個別レートを選択することができ
る。１組の個別レートが選択されると、個別レートＲ
（ｋ）が指定された全ての流れがグループＧ（ｋ）に指
定される。ＲＥスケジューラは、ここでは、個々の流れ
ではなくグループに適用される。グループＧ（ｋ）のレ
ートは、個別レートＲ（ｋ）に対応するグループｋにお
ける流れの本数をｍ（ｋ）とすれば、単にｍ（ｋ）Ｒ
（ｋ）である。各グループ内において、これらの流れ
は、簡単なラウンドロビン順序に基づいて選択される。
本発明のスケジューラの全構造が図２に示されている。

【００２９】図２を参照すれば、スケジューラは、グル
ープごとの変数Ｄ（ｋ、ｊ）及びＷ（ｊ）を維持するＲ
Ｅスケジューラと、単一の個別のレートに対応する流れ
のグループに対して各々動作する多数のラウンドロビン
スケジューラの２つの部分で構成される。グループＧ
（ｋ）の変数Ｗ（ｋ）の値は、グループＧ（ｋ）におけ
る流れの本数をｍ（ｋ）としそして全リンク帯域巾をＣ
とすれば、Ｗ（ｋ）＝ｍ（ｋ）Ｒ（ｋ）／Ｃとして維持
される。ＲＥスケジューラ７０が特定のグループＧ
（ｋ）をスケジューリングするときに、ラウンドロビン
スケジューラ７２は、スケジューリングされるべきその
グループの次の流れ（変数ｐ（ｋ）で指示される）を取
り上げる。従って、ＲＥスケジューラは、ここで、いか
に多くの流れをスケジューリングする必要があるかに関
わりなく、適度な僅かな数の変数を維持するだけでよ
い。

【００３０】特願平８−３５９８７８号に勝る本発明の
別の改善は、本発明の方法では、レートの和がリンク帯
域巾を越えないよう確保する必要がもはやないことであ
る。これは、以下の「相対レートの動的なスケーリン
グ」の部分で詳細に説明する。

【００３１】以下の説明において、スイッチ又はアダプ
タを通して及びそれにより流れをスケジューリングする
問題は、次のように表される。 仮定：容量Ｃのスロット付きリンク（スイッチ又はアダ
プタ）を共用する整数１、２・・・ｎで指示されたｎ本
の流れ。各流れｉには、レートＲ（ｉ）が指定される。

【００３２】ｊ番目のリンクセルスロットの始めに、ス
ケジューラは、各セルの実際の送信 ≦Ｃの場合は流れｉの長期間平均レートをＲ（ｉ）にす
るよう保証し、又はさもなくばリンク帯域巾に比例的に
スケールダウンするように、どの流れ（もしあれば）を
送信のためにスケジュールしなければならないかを決定
する必要がある。特願平８−３５９８７８号に詳細に説
明されたＲＥ構成体の擬似コードを、完全を期すために
以下の添付資料に含ませる。

【００３３】個別レートの相対エラースケジューラ る。その後、ＲＥ構成体の動的なレートスケジューリン
グを説明するときにこの制約を取り除かねばならない。
上記したように、ＲＥスケジューラを用いてグループ間
を裁定する。流れ当たりの変数Ｄ（ｉ、ｊ）を維持する
のではなく、ここでは、グループ当たりの変数を維持す
る。

【００３４】即ち、次のことからＤ（ｋ ｊ）、０≦ｋ
≦Ｋを計算しなければならない。グループｋのセルがス
ロットｊにおいてスケジュールされる場合は、 Ｄ（ｋ、ｊ＋１）＝Ｄ（ｋ、ｊ）＋Ｗ（ｋ）−１ （１ａ） グループｋのセルがスロットｊにおいてスケジュールさ
れない場合は、 Ｄ（ｋ、ｊ＋１）＝Ｄ（ｋ、ｊ）＋Ｗ（ｋ） （１ｂ） 但し、Ｗ（ｋ）は、Ｗ（ｋ）＝ｍ（ｋ）Ｒ（ｋ）／Ｃと
して定められたグループの相対レートを表し、ｍ（ｋ）
は、レートＲ（ｋ）に対応するグループＧ（ｋ）におけ
る流れの数である。特願平８−３５９８７８号に開示さ
れたように、グループＧ（０）は、ＲＥスケジューラの
「仮想」流に対応する。仮想グループは、真の流れを含
まない。あるグループがスケジュールされるときは、そ
のグループの機会においてスケジュールされるべきグル
ープ内の流れが簡単なラウンドロビンシーケンスを用い
て選択される。

【００３５】又、個別レートの導入は、ある流れのレー
トが変化するときにレート変化に対してとるべき動作に
影響を及ぼす。連続レートＲＥ構成体においては、この
変化により影響を受ける他の流れは、「仮想流」だけで
ある。個別レートを実施する場合には、単一の流れのレ
ート変化により、３つのグループのレートの変化が生じ
る。というのは、流れは、あるグループから別のグルー
プへと移動し、仮想流のレートも変化するからである。
これは、以下の添付資料に記載するＲＥ Ｓｃｈｅｄｕ
ｌｅｒのＲａｔｅ Ｃｈａｎｇｅルーチンに変更を生じ
させる。というのは、単一レート変化当たり１つではな
くて、２つのレート変化を後で与える必要があるからで
ある。

【００３６】個別レート実施の例示的擬似コードは、次
の通りである。上記のように、擬似コードは、全てのレ
ートの和がリンク容量を越えないことを仮定している。 変数： Ｗ（ｋ） − レートＲ（ｋ）に対応するグループＧ
（ｋ）の相対的な合成レート Ｄ（ｋ、ｊ） − タイムスロットｊにおいてグループ
Ｇ（ｋ）により累積された相対的エラー ｐ（ｋ） − グループＧ（ｋ）内でスケジュールされ
るべき次の流れ 初期化： ｊ＝０； レートＲ（ｋ）、０＜ｋ≦Ｋの全ての流れｉに対し、レートＲ（ｋ）に 対応するグループＧ（ｋ）に流れｉを指定する。 ０＜ｋ≦Ｋの全てに対し、 ｛ Ｗ（ｋ）＝ｍ（ｋ）Ｒ（ｋ）／Ｃ； Ｄ（ｋ）０）＝０； ｐ（ｋ）＝流れ１； ｝ Ｄｉｓｃｒｅｔｅ Ｒａｔｅ ＲＥ Ｓｃｈｅｄｕ１ｅｒ： 永久的に実行する ｛ Ｄ（ｆ、ｊ）＝ｍａｘ ｛ｋ｝Ｄ（ｋ、ｊ）のグループＧ（ｆ）を 見つける （（ｆ＞０）＆＆（グループＧ（ｆ）の流れｐ（ｆ）が送信すべき セルを有する））場合には、流れｐ（ｆ）から次のセルを送信 する その他の場合は、送信しない（アイドルセルを送信する） ｐ（ｆ）＝グループＧ（ｆ）のラウンドロビン順序の次の流れ ｊ＝ｊ＋１； Ｄ（ｆ、ｊ）＝Ｄ（ｆ、ｊ）＋Ｗ（ｆ）−１； 全てのｋ≠ｆに対し、 Ｄ（ｋ、ｊ）＝Ｄ（ｋ、ｊ）＋Ｗ（ｋ）； ｝ Ｒａｔｅ Ｃｈａｎｇｅ： ／＊ここで、インデックス「ｏｌｄ」は、レート変化の前の対応する変 数の値を示し、そしてインデックス「ｎｅｗ」は、レート変化の後 の変数の値を示す＊／ 流れｉ＞０のレートがレートＲ（ｆ１）からレートＲ（ｆ２）へと変化 する場合に、 グループＧ（ｆ１）から流れｉを除去し、 グループＧ（ｆ２）に流れｉを加え、 Ｗｎｅｗ（ｆ１）＝Ｗｏｌｄ（ｆ１）−Ｒ（ｆ１）／Ｃ； Ｗｎｅｗ（ｆ２）＝Ｗｏｌｄ（ｆ２）−Ｒ（ｆ２）／Ｃ； Ｗｎｅｗ（０）＝Ｗｏｌｄ（０）＋Ｗｏｌｄ（ｆ１）− Ｗｎｅｗ（ｆ１）＋Ｗｏｌｄ（ｆ２）−Ｗｎｅｗ（ｆ２） （Ｄｎｅｗ（ｆ１、ｊ）、Ｄｎｅｗ（ｆ２、ｊ）、Ｄｎｅｗ（０、ｊ）） を調整する ここで、ファンクション「調整」は、次の条件が確保さ
れるように変数Ｄｎｅｗ（ｆ１、ｊ）、Ｄｎｅｗ（ｆ
２、ｊ）、Ｄｎｅｗ（０、ｊ）をセットする何らかのフ
ァンクションでよい。即ち、−１＋Ｄｎｅｗ（ｊ）αＤ
ｎｅｗ（ｉ、ｊ）α１＋Ｄｎｅｗ（ｉ）、ｉ＝ｆ１、ｆ
２、０及びＤｎｅｗ（ｆ１、ｊ）＋Ｄｎｅｗ（ｆ２、
ｊ）＋Ｄｎｅｗ（０、ｊ）＝Ｄｏｌｄ（ｆ１、ｊ）＋Ｄ
ｏｌｄ（ｆ２、ｊ）＋Ｄｏｌｄ（０、ｊ）

【００３７】全ての流れのレートが安定化すると、ＲＥ
構成体の全ての流れに対して明らかにされた理想的及び
実際の送信時間の食い違いの境界が、ここに述べる個別
レート実施のグループレベルに保持されることが明らか
である。それ故、ｍ（ｋ）の流れがレートＲ（ｋ）であ
るグループＧ（ｋ）は、長期間平均レートｍ（ｋ）Ｒ
（ｋ）が保証される。グループ内のラウンドロビンサー
ビスにより、グループｋ内の流れｆは、各ｍ（ｋ）グル
ープセル機会ごとに正確にスケジュールされ、これは、
グループ内の各流れにそのレートＲ（ｋ）が保証される
ことを意味する。

【００３８】図３は、図１のスケジューラのいずれかに
おいて実行されるＲＥ構成体の動作のフローチャートで
ある。このプロセスは、スケジューラが初期化を行うス
テップ１００で始まる。初期化の間に、スケジューラに
より次のことが実行される。リンクセルスロットインデ
ックスは、０に等しくセットされる。仮想流レートＲ
（０）は、使用可能な帯域巾Ｃと、真の流れｉ＝１、２
・・・ｎの全てのレートの和との差に等しくセットされ
る。最後に、全てのグループレートｉ＝１、２・・・ｎ
に対し、全帯域巾Ｃに対する各流れレートｉの割合が、
（流れｉのレートと全使用可能帯域巾Ｃの商）にグルー
プの流れの数を乗算したものに等しくセットされ、そし
てリンクセルスロット０における各流れｉのエラー項が
０に等しくセットされる。ラウンドロビンポインタは、
全てのグループｋに対し、グループの流れ１に初期化さ
れる。

【００３９】ステップ１０４において、スケジューラ
は、エラー項Ｄ（ｆ、ｊ）が全てのグループに対するエ
ラー項Ｄ（ｋ、ｊ）の最大値に等しいグループＧ（ｆ）
が見出される。ステップ１０６において、スケジューラ
は、流れｆが０より大きいかどうかチェックする。

【００４０】ステップ１０８において、スケジューラ
は、グループＧ（ｆ）から次にスケジュールされるべき
流れｐ（ｆ）のセルが使用できるかどうかチェックす
る。もし使用できなければ、ステップ１１２において、
アイドルセルが送信される。もし使用できれば、ステッ
プ１１６において、流れのグループＧ（ｆ）から次のセ
ルが送信される。

【００４１】ステップ１２０において、ｐ（ｆ）は、グ
ループＧ（ｆ）のラウンドロビンの次の流れに等しくセ
ットされ、そしてリンクセルスロットインデックスが１
だけ増加され、リンクセルスロットｊにおけるグループ
ｆのエラー項が、リンクセルスロットｊにおけるグルー
プｆのエラー項に全使用可能帯域巾Ｃに対するグループ
ｆのレートを加えて１を引いたものに等しくセットされ
る。

【００４２】ステップ１２４において、グループＧ
（ｆ）以外の全てのグループに対し、リンクセルスロッ
トｊにおける流れｉのエラー項は、リンクセルスロット
ｊにおける流れｉのエラー項に全使用可能帯域巾Ｃに対
するグループｆのレートを加えたものに等しくセットさ
れる。次いで、スケジューラは、ステップ１０４に復帰
して動作を続ける。

【００４３】相対的レートの動的なスケーリング 簡単化のために、ここでは、ＲＥ構成体の連続的レート
実施を仮定する。ここに述べる動的スケーリングは、個
別レートが使用されるか連続レートが使用されるかに関
わりなく、特願平８−３５９８７８号に開示されたＲＥ
構成体の改良を構成する。ここまでは、全てのレートの
和がリンク帯域巾を決して越えないと仮定した。この必
要性は、レートをリンク帯域巾まで予めスケーリングす
る必要性を課する。好ましい実施形態のこの部分は、こ
の予めのスケーリングをいかに回避するかを説明する。
即ち、流れｆの任意のレートＲ（ｆ）が与えられると、
この変形ＲＥ構成体は、全ての流れｆに対するレートＲ
（ｆ）を、いかなる２つの流れｉ及びｊについても、Σ
ｒ（ｆ）＝Ｃ及びｒ（ｉ）／ｒ（ｊ）＝Ｒ（ｉ）Ｒ
（ｊ）となるように保証する。

【００４４】これを達成するのに必要な特願平８−３５
９８７８号に詳細に述べられたＲＥ構成体の変更は、非
常に簡単であり、１ａ及び１ｂの繰り返し方程式に影響
を及ぼすだけである。これは、次のようになる。ｉのセ
ルがスロットｊにおいてスケジュールされる場合は、 ｉのセルがスロットｊにおいてスケジュールされない場
合は、 Ｄ（ｉ、ｊ＋１）＝Ｄ（ｉ、ｊ）＋Ｖ（ｉ） （２ｂ） 但し、Ｖ（ｉ）＝Ｒ（ｉ）／Ｃは、もはや予めスケーリ
ングされない相対的レートを示す。ＲＥアルゴリズムの
他の部分は、不変のままである。

【００４５】この変更は、レートをリンク帯域巾まで比
例的にスケールダウンするだけでなく、レートの和がリ
ンク帯域巾より小さい場合にはレートをリンク帯域巾ま
でスケールアップするようにも使用できる。スケールア
ップが所望される場合には、仮想流を使用してはならな
い。ある場合に、例えば、指定の流れレートが最大許容
レートを構成するときは（レートに基づくフィードバッ
ク構成体の場合のように）、レートをスケールアップす
ることは許されないが、レートをスケールダウンするこ
とは受け入れられ又は望ましい。このような場合に、比
例的スケーリングは、リンクが過剰予約される場合だけ
使用できるが、上記の「仮想流」解決策は、リンクが過
少予約される場合に使用できる。

【００４６】式（１ａ）から（２ａ）への変更は、連続
レートＲＥ実施に対する比例的レートスケーリングを与
えることが明らかである。即ち、比例的にスケーリング
される相対的レートＷ（ｉ）を伴う（１ａ、１ｂ）で変
数Ｄ（ｉ、ｊ）が更新されるＲＥの実行により決定され
る一連のセル送信は、スケーリングされない相対的レー
トＶ（ｉ）を伴う（２ａ、２ｂ）により決定される一連
の送信と同一であることが示される。

【００４７】Ｒ（ｉ）を流れｉの公称指定レートとし、
そしてｒ（ｉ）を比例的にスケーリ スケーリングされない相対的レートＶ（ｉ）＝Ｒ（ｉ）
／Ｃと表す。次いで、式（１ａ、１ｂ）のＷ（ｉ）をＷ
（ｉ）＝ｒ（ｉ）／Ｃ＝Ｒ（ｉ）／Ｒ＝Ｖ（ｉ）Ｃ／Ｒ
に置き換えると、（１ａ、１ｂ）を次のように書き直す
ことができる。ｉのセルがスロットｊにおいてスケジュ
ールされる場合は、 Ｄ（ｉ、ｊ＋１）＝Ｄ（ｉ、ｊ）＋Ｖ（ｉ）Ｃ／Ｒ−１ （３ａ） ｉのセルがスロットｊにおいてスケジュールされない場
合は、 Ｄ（ｉ、ｊ＋１）＝Ｄ（ｉ、ｊ）＋Ｖ（ｉ）Ｃ／Ｒ （３ｂ） ｉのセルがスロットｊにおいてスケジュールされる場合
は、 Ｒ／Ｃ Ｄ（ｉ、ｊ＋１）＝Ｒ／Ｃ Ｄ（ｉ、ｊ）＋Ｖ（ｉ） ｉのセルがスロットｊにおいてスケジュールされない場
合は、 Ｒ／Ｃ Ｄ（ｉ、ｊ＋１）＝Ｒ／Ｃ Ｄ（ｉ、ｊ）＋Ｖ（ｉ） （４ｂ）

【００４８】最後に、Ｄ（ｉ、ｊ）＝Ｒ／Ｃ Ｄ（ｉ、
ｊ）と表すと、式（４ａ、４ｂ）を次のように書き直す
ことができる。ｉのセルがスロットｊにおいてスケジュ
ールされる場合は、 Ｄ（ｉ、ｊ＋１）＝Ｄ（ｉ、ｊ）＋Ｖ（ｉ） ｉのセルがスロットｊにおいてスケージュールされない
場合は、 Ｄ（ｉ、ｊ＋１）＝Ｄ（ｉ、ｊ）＋Ｖ（ｉ） （５ｂ） 式（５ａ、５ｂ）は、式（２ａ、２ｂ）のＤ（ｉ、ｊ）
が式（５ａ、５ｂ）のＤ（ｉ、ｊ）に置き換えられた以
外は、式（２ａ、２ｂ）と同一である。最初は、Ｄ
（ｉ、０）＝０であるから、Ｄ（ｉ、０）＝Ｒ／Ｃ Ｄ
（ｉ、０）＝０ともなる。それ故、式（２ａ、２ｂ）及
び（５ａ、５ｂ）は、いかなるｉ及びｊに対しても厳密
に同じ値のＤ（ｉ、ｊ）及びＤ（ｉ、ｊ）を生じる。従
って、（２ａ、２ｂ）を用いるＲＥスケジューラにより
与えられる一連のスケジューリング機会は、（５ａ、５
ｂ）を用いたＲＥスケジューラと同一である。一方、
（５ａ、５ｂ）は、（１ａ、１ｂ）と同等でもある。と
いうのは、一連の同等の変換により（１ａ、１ｂ）から
（５ａ、５ｂ）が得られるからである。これは、スケー
リングされないレートを用いるＲＥスケジューラにおい
て（２ａ、２ｂ）を用いてＤ（ｉ、ｊ）を計算し、流れ
のレートが予めスケーリングされた場合と同じ結果を与
えられることを立証する。

【００４９】以上、本発明の好ましい実施形態を説明し
たが、本発明の概念を組み込んだ他の実施形態も本発明
の範囲内で形成できることが当業者に明らかとなろう。

【００５０】添付資料 次の変数がＲＥ構成体に使用される：： Ｄ（ｉ、ｊ） リンクセルスロットｊにおける流れｉ
のエラー項。 Ｒ（ｉ） 流れｉのレート（ｉ＝０は、以下に述
べる「仮想流」に対応する）。そのレートは、単に、使
用可能な帯域巾Ｃと、全ての真の流れｉ＝１、２・・・
ｎのレートの和との差である。 ｗ（ｉ） 使用可能な全帯域巾Ｃに対する流れｉ
のレート。 注：Ｒ（ｉ）は、初期化及びレート変更のみに必要とさ
れ、流れごとの状態において記憶される必要はない。変
数ｗ（ｉ）及びＤ（ｉ、ｊ）は、流れごとに記憶され
る。

【００５１】０でインデックスされる流れは、いわゆる
「仮想流」である。そのレートは、単に、全ての「真」
の流れにより使用されないリンク帯域巾である。この開
示において、流れ０を規則的な流れと称し、流れ０のセ
ルを送信することによりアイドルセルが送信されたとみ
なさなければならない（「真」の流れのセルは送信され
ない）。

【００５２】手順ＲＥ Ｓｃｈｅｄｕｌｅｒの初期化
は、次のように生じる。 Ｊ＝０； 全てのｉに対し、 ｛ ｗ（ｉ）＝Ｒ（ｉ）／Ｃ； Ｄ（ｉ、０）＝０； ｝

【００５３】ＲＥスケジューラは、次の擬似コードに示
すように動作する。 ＲＥ Ｓｃｈｅｄｕｌｅｒ： 永久的に実行する ｛ Ｄ（ｆ、ｊ）＝ｍａｘ ｛ｉ｝Ｄ（ｉ、ｊ）の流れｆを見つける （（ｆ＞０）且つ（流れｆのセルが使用できる））場合には、流 れｆから次のセルを送信する その他の場合は、送信しない（アイドルセルを送信する） ｊ＝ｊ＋１； Ｄ（ｆ、ｊ）＝Ｄ（ｆ、ｊ）＋ｗ（ｆ）−１； 全てのｋ≠ｆに対し、 Ｄ（ｉ、ｊ）＝Ｄ（ｉ、ｊ）＋ｗ（ｉ）； ｝ Ｒａｔｅ Ｃｈａｎｇｅ： 流れｉ＞０のレートがＲｎｅｗ（ｉ）に変化する場合には、 ｗｏｌｄ（ｉ）＝ｗ（ｉ）； ｗ（ｉ）＝Ｒｎｅｗ（ｉ）／Ｃ； Ｄｏｌｄ（ｉ、ｊ）＝Ｄ（ｉ、ｊ）； Ｄ（ｉ、ｊ）＝ｗ（ｉ）−１； ｗ（０）＝ｗｏｌｄ（０）＋ｗｏｌｄ（ｉ）−ｗ（ｉ）； Ｄ（０、ｊ）＝Ｄ（０、ｊ）＋Ｄｏｌｄ（ｉ、ｊ）−Ｄ（ｉ、ｊ）

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明が使用されるコンピュータネットワーク
を例示するブロック図である。

【図２】個々の流れと流れグループとの間の関係に対し
てスケジューラの全構造を示すブロック図である。

【図３】図１のホストノード１０のスケジューラ５０に
関して本発明を説明するフローチャートである。

【符号の説明】

１０，１２、１４、１６ ホストノード ２６、２８、３０、３２、３４、３６、３８、４０ ユ
ーザ ４２、４４ スイッチ １８、２０、２２、２４、２５ リンク ５０、５２、５４、５６、５８ スケジューラ ６０、６２、６４、６６、６８ スケジューラ ７０ ＲＥスケジューラ ７２ ラウンドロビンスケジューラ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ウイン チュン アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01776サドバリー ノルマンディー ドラ イヴ 45 (72)発明者 ペーター ローマン アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01748ホプキントン フロント ストリー ト 89 (72)発明者 ロバート トーマス アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01749ハドソン シャウマット アベニュ ー 17

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 コンピュータシステムの共用リソースに
   おいて複数のデータセルを各々含む複数のデータ流をス
   ケジューリングする方法であって、 上記共用リソースにスケジューラを設け、 複数のデータ流を受け取るように上記スケジューラを初
   期化し、 第１の流れレートを有する第１のデータ流を上記スケジ
   ューラで受け取り、 第２の流れレートを有する第２のデータ流を上記スケジ
   ューラで受け取り、 上記第１の流れレート及び第２の流れレートが上記共用
   リソースの使用可能な帯域巾よりも小さく且つセルごと
   に実際のスケジューリング時間と理想的なスケジューリ
   ング時間との間の相対的エラーが最小となるように上記
   スケジューラにより上記第１のデータ流及び第２のデー
   タ流をスケジューリングし、そして上記受け取り及びス
   ケジューリング段階を繰り返す、という段階を備えたこ
   とを特徴とする方法。
2. 【請求項２】 スケジューラを初期化する上記段階は、 リンクセルスロットの値をゼロにセットし、 仮想流れレートの値を、上記共用リソースの使用可能な
   帯域巾の値と全てのデータ流のレートの和の値との差に
   等しくセットし、 各データ流の流れレートを、各データ流の流れレートと
   使用可能な全帯域巾との商にセットし、そしてリンクセ
   ルスロット０における各流れレートに対するエラー項を
   ゼロの値にセットする、という段階を備えた請求項１に
   記載のコンピュータシステムの共用リソースの複数のデ
   ータ流をスケジューリングする方法。
3. 【請求項３】 第１のデータ流及び第２のデータ流をス
   ケジューリングする上記段階は、 データ流及びデータ流のセルが使用できるかどうか決定
   し、 上記決定段階でデータ流及びデータ流のセルが使用でき
   ないことが決定された場合にはナルセルを送信し、 上記決定段階でデータ流及びデータ流のセルが使用でき
   ることが決定された場合には上記セルを送信し、 上記リンクセルスロットを増加し、 上記リンクセルスロットにおける上記データ流に対する
   エラー項を、上記リンクセルスロットにおける上記デー
   タ流に対するエラー項に使用可能な全帯域巾に対するデ
   ータ流のレートを加えたものから１を引いたものに等し
   くセットし、そして流れのレートに等しくないデータ流
   の全てのレートに対し、上記リンクセルスロットにおけ
   る上記データ流に対するエラー項を、上記リンクセルス
   ロットにおける上記データ流に対するエラー項に使用可
   能な全帯域巾に対するデータ流のレートを加えたものに
   等しくセットする、という段階を含む請求項１に記載の
   コンピュータシステムの共用リソースの複数のデータ流
   をスケジューリングする方法。
4. 【請求項４】 コンピュータシステムの共用リソースに
   おいて複数のデータセルを各々含む複数のデータ流をス
   ケジューリングする装置であって、 上記共用リソースのスケジューラと、 複数のデータ流を受け取るように上記スケジューラを初
   期化する手段と、 第１の流れレートを有する第１のデータ流を上記スケジ
   ューラで受け取るための手段と、 第２の流れレートを有する第２のデータ流を上記スケジ
   ューラで受け取るための手段と、 上記スケジューラにあって、上記第１の流れレート及び
   第２の流れレートが上記共用リソースの使用可能な帯域
   巾よりも小さく且つセルごとに実際のスケジューリング
   時間と理想的なスケジューリング時間との間の相対的エ
   ラーが最小となるように上記第１のデータ流及び第２の
   データ流を制御する手段と、を備えたことを特徴とする
   装置。