JPH1198155A - Ａｔｍネットワーク用の動的レート制御スケジューラ - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【課題】 種々のサービスクラスのキューに対して、臨
機応変に帯域幅を割り当てることができるスケジューラ
を提供する。 【解決手段】 内部スイッチキューについての各トラヒ
ックストリームが、スイッチ内の輻輳情報に基づいて計
算された最低保証レートと動的成分からなるレートによ
ってレートシェーピングされる。高利用率を達成する一
方、動的レート制御ＤＲＣは各ストリームに対して最低
のスループットを保証し、公平に未使用帯域幅を分配す
る。加重フェアシェアリングスケジューラと同様に、未
使用帯域幅が最低スループット保証に比例して共有され
る必要がない場合には、ＤＲＣは未使用帯域幅分配を臨
機応変に行う。更に、観測されたＱｏＳに基づいて一群
の加重を動的に更新してＤＲＣ内部に効果的な閉ループ
ＱｏＳ制御を確立する。またマルチステージスイッチ内
のボトルネック部における内部輻輳を制御する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明はＡＴＭネットワーク
のための制御スケジューラに関し、特に送信の最低レー
トを保証し、一方で未使用の帯域幅を適切に分配するス
ケジューラに関する。

【０００２】

【従来の技術】非同期転送モード（ＡＴＭ）技術による
高速ネットワークは、広い範囲のトラヒック特性及びサ
ービス品質（ＱｏＳ）要求を含むサービスを提供できる
ものと期待されている。

【０００３】例えば、音声送信において、セルが特定の
レートを越えて遅延した場合、セルはレシーバにとって
無用のものとなる。一方、画像送信は非常にバースト的
で、入力点でシェーピングされなければ、一時的な輻輳
を生じ、他のセルを遅延させてしまう。一つのネットワ
ーク内において、全てのサービスを一定の通信メカニズ
ムを用いて統合することによって、ネットワークの操作
を簡単にし、ネットワークの効率を向上させることがで
きる。これらの潜在的な利点を生かすために、ネットワ
ークリソースを割り当てるための有効かつ適切な手段が
重要となる。

【０００４】ネットワークリソースを割り当てる際にお
ける主な問題点は、様々なユーザに対するサービスに
は、優先権が与えられていることにある。ここで、簡単
なモデルとして、先入れ先出し（ＦＩＦＯ）アルゴリズ
ムを使用したスケジューラを考えてみる。この簡単な先
入れ先出し（ＦＩＦＯ）スケジューラでは、ストリーム
に対して、それぞれ割り当てられたレートが与えられる
ことを保証してはいない。例えば、或る期間内におい
て、与えられたストリームが割り当てられたレートＭｉ
よりも高いレートで送信される場合、割り当てられたレ
ートと同じか、あるいは、それ以下のレートで送信され
ている他のストリームから帯域幅を借用することにな
る。この問題は、ネットワークへの入力部を形成するた
め、様々なメカニズム、例えば、公知のリーキバケット
アルゴリズムのようなメカニズムの開発へとつながっ
た。この場合、各キューの出力ストリームは、所定のレ
ートＭｐに対してピークレートとなるようにシェーピン
グされることになる。

【０００５】図１を参照すると、Ｎストリーム用のキュ
ー、ＳＱ１、ＳＱ２、・・・ＳＱＮを静的レート、即
ち、固定レートで、スケジュールする静的レート制御
（ＳＲＣ）スケジューラが示されており、図１における
キューは、ストリームにそれぞれ対応している。ＳＲＣ
スケジューラは一定のレートＭｉでキューｉを形成し、
出力セルストリームは、所定のレートＣで送出する共通
のキュー、即ち、ボトルネックキューＣＱへ送られる。
共通のキューＣＱからのサービスは、容量Ｃのリンクに
おけるセル送信に対応する。

【０００６】全てのキューが連続的にセル滞留した状態
にあるものと仮定して、レートシェーピングでは、スト
リームが、次式（１）の関係を考慮して一定のストリー
ムに変換される。

【０００７】

【数１】 この関係について、以下で説明する。

【０００８】共通キューのレートは固定であり、最大キ
ューの長さはＮである。つまり、式（１）の不等式が通
常、厳密に成立している限り、共通のキューにおけるセ
ル遅延が高い確率で小さいことになる。

【０００９】このようなレートシェーピングを行った場
合、空いている帯域があっても、常に、同じレートでセ
ルを出すことになるため、帯域を一杯まで使うことがで
きない。

【００１０】一方、レートシェーピングと対照的な概念
として、キューからセルを出力する際における動作を規
定するために、動作維持（ｗｏｒｋ ｃｏｎｓｅｒｖｉ
ｎｇ）と、非動作維持（ｎｏｎ−ｗｏｒｋ ｃｏｎｓｅ
ｒｖｉｎｇ）との２つの概念がある。このうち、動作維
持とは、キューの中にセルがあり、且つ、帯域が空いて
いる場合、セルを出す動作を言い、この動作では、キュ
ーにセルがあり、帯域が空いている限り、セルを出力す
ることが出来るため、帯域を一杯まで使用することがで
きるが、非動作維持型では、帯域を一杯まで使用できな
い。

【００１１】図１に示されているサービス規則について
言えば、ストリームキューに関しては、各キューに対し
ては動作維持型（ｗｏｒｋ−ｃｏｎｓｅｒｖｉｎｇ）で
あっても、共通のキューに関しては動作維持型ではな
い、即ち、非動作維持型である。これは、少なくとも１
つのストリームキューが空き状態ではない時でさえ、共
通のキューは空き状態となってしまうことがあるからで
ある。このスケジューラは、セルストリームの非同期性
を除いて回線交換システムと同様である。

【００１２】ストリームトラヒック特性及びＱｏＳ要求
に基づいて、レートＭｉが正確に計算されると、最低レ
ートスケジューラでは、全てのストリームに対して、Ｑ
ｏＳを保証できる。しかしながら、このスケジューラ
は、共通キューに関しては、動作状態を維持できないの
で、帯域幅は、次の２つの理由のうち、いずれか一方の
理由により、無駄になると思われる。

【００１３】（１）ＣＡＣアルゴリズムが、Ｍｉを余裕
を持って、計算している場合。これは、帯域幅Ｍｉ＋△
が短期間に要求された場合、ＱｏＳをストリームｉに確
実に合致させることができる。

【００１４】（２）トラヒックストリームが、１に設定
されたセル損失優先（ＣＬＰ）ビットを有する低優先セ
ルを含んでいる場合。

【００１５】（１）の場合、帯域幅が利用可能であるな
らば、ストリームは割り当てられたレートＭｉ以上の帯
域幅を使用することができる。

【００１６】（２）の場合、ＱｏＳの保証は、契約され
たトラヒック条件、すなわち、ゼロに設定されたセル損
失優先表示（ＣＬＰ）を有するセルにのみ適用されるこ
とになる。しかしながら、帯域幅が利用可能であるなら
ば、実際には、ＣＬＰ＝０のセルに割り当てられた最低
レート以上であって、ＣＬＰ＝１のタグを有する非適合
セルをもストリームとして送信することができる。帯域
幅が利用できなければ、ＣＬＰ＝１のセルはＣＬＰ＝０
のセル以前に削除されるはずである。即ち、削除された
ＣＬＰ＝１セルを削除するためのより低い閾値あるはず
である。（既に周知のとおり、ソースが契約されたレー
トより高いレートで送信する時、その違反セルはＣＬＰ
が１にタグ付けされる）。

【００１７】最低レートスケジューラにおける問題点
は、利用可能な帯域幅がある時でさえも、ストリームは
超過帯域幅を使用できないことである。最低レートスケ
ジューラでは、異なったストリームに属するセル間の統
計的多重化が行われないことである。（周知のように、
統計的多重化では“スケールの経済性”即ち、全てのス
トリームを一緒に送信する帯域幅は、それぞれのストリ
ームを送信するために必要な個々の帯域幅の合計よりも
狭くなることが考慮されている。）この手法を向上させ
る簡単な方法は、帯域幅が利用可能な時はいつでも、空
き状態にないキューからセルを出す手段を設けることで
ある。この場合、セル時間の間に、共通キューが空き状
態であるならば、スケジューラは空き状態にないストリ
ームキューのうちの一つからセルを出すように動作す
る。

【００１８】もう一つの従来の方法として、キューの選
択をラウンドロビン方式で行ない、超過帯域幅をアクテ
ィブなストリーム間で等しく分ける方法がある。このよ
うなスケジューラの欠点は、キューの動作がＱｏＳに関
係なくなることである。即ち、帯域幅は、特定ソースの
送信の緊急度、即ち、必要とされる最低レートに関係な
く、キューに対する切り換えが準じ行われることであ
る。したがって、この方法は、異なったＱｏＳ要求を有
する異なったクラスを処理するためには、役立たない。

【００１９】異なるクラスに対するサービスを可能にす
るために、競合するトラヒックストリームに共通のリン
クで、帯域幅を加重、即ち、重みにしたがって配分する
パケットスケジューリングアルゴリズムに対して大きな
関心が寄せられている。もう少し詳しく言えば、加重ラ
ウンドロビン（ＷＲＲ）、加重フェアキューイング（Ｗ
ＦＱ）、仮想クロック、及びその変形を使用することに
よって、超過帯域幅を共有することが可能である。これ
らは、トラヒックに対して流体モデルを仮定して、理想
的な汎用プロセッサシェアリング（ＧＰＳ）スケジュー
リングに近似したスケジューリングを行うことを企図し
ている。

【００２０】ここで、ＷＲＲについては、Ｍ． Ｋａｔ
ｅｖｅｎｉｓ， Ｓ． Ｓｉｄｉｒｏｐｏｕｌｏｓ，
ａｎｄ Ｃ． Ｃｏｕｒｃｏｕｂｅｔｉｓによる「Ｗｅ
ｉｇｈｔｅｄ Ｒｏｕｎｄ−Ｒｏｂｉｎ Ｃｅｌｌ Ｍ
ｕｌｔｉｐｌｅｘｉｎｇ ｉｎ ａ Ｇｅｎｅｒａｌ−
Ｐｕｒｐｏｓｅ ＡＴＭ Ｓｗｉｔｃｈ， ＩＥＥＥＪ
ＳＡＣ， Ｖｏｌ９， ｐｐ． １２６５−１２７９，
Ｏｃｔｏｂｅｒ１９９１」に記述されている。

【００２１】また、ＷＦＱについては、Ａ．Ｋ． Ｐａ
ｒｅｋｈ ａｎｄ Ｒ．Ｇ． Ｇａｌｌａｇｅｒによる
「Ａ ｇｅｎｅｒａｌｉｚｅｄ Ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ
Ｓｈａｒｉｎｇ Ａｐｐｒｏａｃｈ ｔｏ Ｆｌｏｗ
Ｃｏｎｔｒｏｌ ｉｎ Ｉｎｔｅｇｒａｔｅｄ Ｓｅｒ
ｖｉｃｅ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ： Ｔｈｅ Ｓｉｎｇｌｅ
−Ｎｏｄｅ Ｃａｓｅ， ＩＥＥＥ／ＡＣＭ Ｔｒａｎ
ｓ． ｏｎ Ｎｅｔｗｏｒｋｉｎｇ， ｖｏｌ．１，
ｐｐ．３４４−３５７， Ｊｕｎｅ １９９３」に記述
されている。

【００２２】更に、仮想クロックについては、Ｌ． Ｚ
ｈａｎｇによる、「ＶｉｒｔｕａｌＣｌｏｃｋ： Ａ
Ｎｅｗ Ｔｒａｆｆｉｃ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ａｌｇｏｒ
ｉｔｈｍ ｆｏｒ Ｐａｃｋｅｔ Ｓｗｉｔｃｈｉｎ
ｇ， ＡＣＭ Ｔｒａｎｓ．ｏｎ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ
Ｓｙｓｔｅｍｓ， ｖｏｌ．９， ｐｐ．１０１−１２
４， Ｍａｙ １９９１」に記述されている。

【００２３】これらのスケジューラにおいては、ストリ
ームのユーザによって要求されるＱｏＳに対応する加重
がそれぞれのストリームに割り当てられる。したがっ
て、アクティブストリームの数が一定である時間中、ア
クティブストリームによって受信された帯域幅は、ほぼ
割り当てられた加重に比例している。

【００２４】加重を適切に割り当てることによって、各
ストリームは、加重に比例したリンク帯域幅の割当部分
（以下、リンク割当帯域幅と呼ぶ）を得ることが可能で
ある。従って、それぞれのストリームでは最低の帯域幅
が保証される。あるストリームが保証された帯域幅の全
体を利用できない場合、超過帯域幅は、加重に比例し
て、アクティブストリーム間で共有されることになる。
しかしながら、この場合、より大きな加重を有するスト
リームには、より広い帯域幅が保証されるだけでなく、
より小さな加重を有するストリームよりも、広い利用可
能な割り当て帯域幅が保証されることになる。このこと
は、コネクションに割り当てられた加重により、最低帯
域幅が保証されるだけでなく、利用可能な未使用の割当
帯域幅も決定されることを意味している。

【００２５】本明細書中で、“加重フェアシェアスケジ
ューラ”という用語を全体的に使用しているが、これ
は、予め割り当てられた加重にほぼ比例するリンク割当
帯域幅を各ストリームに与えるために、セルをスケジュ
ールする動作維持型スケジューラを一般的に呼称するた
めに用いている。動作維持型スケジューラは、キュー内
に少なくとも一つのセルがある場合には、いつでもリン
ク上にセルを送信する。このように、動作維持型スケジ
ューラは基本的に、キュー内のセルが送出される順番を
決定する。このようなスケジューラの動作について、以
下に説明する。

【００２６】各トラヒックストリームに対する理想化さ
れた流体モデルを考慮する。まず、ｗｉはストリームｉ
に割り当てられた加重であるとする。時間ｔにおいて、
汎用プロセッサシェアリング（ＧＰＳ）の規則の下で
は、ストリームｉは、以下の式（２）で表されたレート
Ｒｉ（ｔ）で送出される。

【００２７】

【数２】

【００２８】ここで、Ａ（ｔ）は時間ｔにおいて滞留し
ている１組のストリームであり、それぞれのストリーム
は常に、加重に比例した利用可能な割当帯域幅を有して
いる。セルあるいはパケットは離散的に生成するため、
実際のスケジューラは、単に、ＧＰＳスケジューリング
を近似するだけである。ＰＧＰＳ（Ｐａｃｋｅｔ−ｂｙ
−Ｐａｃｋｅｔ汎用プロセッサシェアリング）はまた上
記の加重フェアキューイング（ＷＦＱ）及びその変形と
して知られている（Ｓ．Ｊ． Ｇｏｌｅｓｔａｎｉによ
る「Ａ Ｓｅｌｆ−Ｃｌｏｃｋｅｄ Ｆａｉｒ Ｑｕｅ
ｕｉｎｇ Ｓｃｈｅｍｅ ｆｏｒ Ｂｒｏａｄｂａｎｄ
Ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎｓ， ｉｎＩＥＥＥ ＩＮＦ
ＯＣＯＭ ´９４， Ｔｏｒｏｎｔｏ， Ｊｕｎｅ １
９９４」及び、Ｊ．Ｃ．Ｒ． Ｂｅｎｎｅｔｔ ａｎｄ
Ｈ． Ｚｈａｎｇによる「ＷＦ２Ｑ： Ｗｏｒｓｔ−
Ｃａｓｅ Ｆａｉｒ Ｗｅｉｇｈｔｅｄ Ｆａｉｒ Ｑ
ｕｅｕｉｎｇ， ｉｎ ＩＥＥＥ ＩＮＦＯＣＯＭ ´
９６， Ｓａｎ Ｆｒａｎｃｉｓｃｏ， ｐｐ． １２
０−１２８， Ｍａｒｃｈ １９９６」参照）。

【００２９】このＰＧＰＳスケジューラは、パケットス
ケジューリングのために、ＧＰＳを近似するスケジュー
ラである。公平に割り当てを行うスケジューリング手法
のその他の例として、上記の仮想クロックと加重ラウン
ドロビン手法があり、その他、加重を公平に割り当てる
スケジューラもいくつか論文で提案されている。

【００３０】通常、割り当てられた加重及びネットワー
クにおける現在の利用率により、入力呼によって要求さ
れるＱｏＳが保証され得るかどうかが決定される。この
ため、ＱｏＳを保証できない場合、サービスを低下させ
る種々のコネクション受付制御（ＣＡＣ）アルゴリズム
が開発されてきた。この場合、ＣＡＣアルゴリズムで
は、呼が受け付けられた場合、当該新しく受信された呼
を含むシステム上の負荷が予測できなければならない。
このため、遅延許容範囲が、ＷＲＲ、ＷＦＱ、仮想クロ
ック、及び、その他のフェアシェアリングパケットスケ
ジューリングアルゴリズムについて定められている。

【００３１】

【発明が解決しようとする課題】上記したフェアシェア
リングパケットスケジューリングアルゴリズムを使用し
た場合、上記遅延許容範囲を使用して、受付制御手法を
工夫し、最悪の場合における遅延保証を与えることがで
きる。遅延許容範囲は、基本的に、リーキバケットタイ
プの開ループフロー制御メカニズムによって制御される
ストリームの最悪ケースの振舞いを推定することによっ
て得られる。しかしながら、このようなアルゴリズムに
おける問題点は、遅延許容範囲を得る際に、最悪ケース
を考慮して決定されているため、計算された許容範囲
は、かなり広いものになりがちである。

【００３２】従来におけるスケジューラのもう一つの問
題点は以下の通りである。従来、ストリームキューに関
して動作が維持されるように、スケジューラは設計され
ている。このことは、リンク帯域幅が利用可能で、パケ
ットがキュー内にある時は、常にパケットがリンク上に
送信されるように設計されていることを意味している。
換言すれば、パケットが送信可能で、十分な帯域幅があ
れば、パケットは送信され、スケジューラは動作状態に
おかれる。この動作維持手法では、リンク上における利
用率を最大にすることができるため、この手法が従来技
術においても開発されてきた。

【００３３】しかしながら、この手法を用いた場合、切
り替えシステムあるいはネットワーク内において、ボト
ルネックとなる部分（以下、ボトルネック部と呼ぶ）が
いくつか存在する。例えば、スイッチ或いはネットワー
ク内の次のステージにおけるダウンストリームリンク上
でストリームのいくつかがボトルネック部の影響を受け
る。この場合、最低保証レートよりも広い帯域幅をこれ
らのストリームに与えた場合、帯域幅が利用可能であれ
ば、ダウンストリームのボトルネック部における輻輳が
激しくなる。スケジューラは単一のボトルネック部に関
して動作維持状態にあり、このボトルネック部における
利用可能な帯域幅に基づいてのみセルを供給するため、
このような輻輳は従来のスケジューラでは緩和されな
い。即ち、従来の加重フェアシェアリングスケジューラ
は、超過帯域幅を利用して、各キューに対して利用可能
な割当超過帯域幅がその加重に対して確実に比例するよ
うに制御する。しかし、ボトルネック部で受信されるレ
ートの絶対値については何等制御しない。

【００３４】その上、ダウンストリーム側にボトルネッ
ク部がある場合、典型的な例では、アップストリームト
ラヒックを低下させるバックプレッシャー信号が輻輳を
緩和するために使用される。しかしながら、この信号は
オン／オフ振動に影響されやすく、結果としてより大き
なセル遅延変動（ＣＤＶ）、特に、割当帯域幅を等化す
ることによるスループットの低下をもたらす。

【００３５】より具体的に言えば、バッファが限界に達
する時、従来技術ではバックプレッシャー信号がソース
に送られる。当該信号を受信すると、ソースはバックプ
レッシャー信号圧力が解放状態になるまで送信を停止す
る。しかしながら、停止後、送信開始の際、全てのソー
スが同時に再び送信を開始することもある。これによっ
て、バッファに再び負荷がかかり過ぎることになり、こ
の状態では、バックプレッシャー信号が再び生成され
る。従って、システムはしばらくの間振動し、セル遅延
に大きな変動を生じさせる。その上、全てのソースが同
時に送信を停止及び開始するので、各ソースによって要
求されるＱｏＳに関係なくスループットは等化される。

【００３６】加重フェアシェアリングスケジューラは、
単一のボトルネックについてだけ、セルをスケジュール
するので、セルストリームのスループットは、ダウンス
トリーム輻輳から生じるバックプレッシャーにより影響
を受ける。この場合、最低限のスループットを保証でき
ない場合も生じる。その結果、従来の加重シェアリング
スケジューラはボトルネックリンクについては動作維持
状態であるが、ダウンストリームボトルネックについて
は動作を維持できない状態となる。このことから、動作
維持状態は必ずしも望ましい特性ではなく、これは更な
る輻輳ダウンストリームを生じる原因となるものである
ことを本発明者等は見いだした。

【００３７】従来の加重フェアスケジューリングを伴う
もう一つの問題点は、次のキューを決定するために、セ
ルに与えられるタイムスタンプをサーチ及び区別するた
めにアルゴリズムを必要とすることである。特に、従来
技術において、タイムスタンプは相対的であり、スケジ
ューラは、タイムスタンプに基づいてセルを絶えず整理
する必要がある。例えば、スケジューラはタイムスタン
プの長さ、あるいはセルが廃棄される前に、残っている
時間に基づいて、セルを順序的に整理する。このような
計算はスケジューラの速度を低下させる。

【００３８】一方、周知のように、従来、ＡＴＭフォー
ラムはトラヒックの主な４つのクラスを設定しており、
これらのクラスは、一般的には実時間トラヒックと非実
時間トラヒックとのクラスに分けられる。４つのクラス
のうち、ＣＢＲ及びＶＢＲは実時間トラヒックであり、
例えば、音声及び画像に使用される。一方、ＡＢＲ、Ｕ
ＢＲは非実時間トラヒックに使用され、主にコンピュー
タ通信に使用される。このことからも明らかなように、
ＡＢＲトラヒックには最低レート要求がなく、ＡＢＲセ
ルをスケジュールする主な目的は、利用可能ビットレー
トを使用して、できる限り多くのセルを転送することで
ある。

【００３９】ＡＢＲサービス用のデュアル比例微分（Ｐ
Ｄ）制御装置が、Ａ Ｋｏｌａｒｏｖ ａｎｄ Ｇ．
Ｒａｍａｍｕｒｔｈｙによる「Ｄｅｓｉｇｎ ｏｆ ａ
Ｃｌｏｓｅｄ Ｌｏｏｐ Ｆｅｅｄ Ｂａｃｋ Ｃｏ
ｎｔｒｏｌ ｆｏｒ ＡＢＲＳｅｒｖｉｃｅ， ｉｎ
Ｐｒｏｃ． ＩＥＥＥ ＩＮＦＯＣＯＭ ´９７，ｋｏ
ｂｅ Ｊａｐａｎ， Ａｐｒｉｌ １９９７」で提案さ
れている。ここでは、リソース管理（ＲＭ）セルを使用
して、広い帯域ネットワーク上でスケジューラが実現さ
れている。一般的に、ソースは、ネットワーク全体に伝
搬するＲＭセルを発生する。各ＲＭセルがスイッチを通
過すると、当該ＲＣセルは更新され、支持可能なレー
ト、即ち、ソースがデータを送信すべきレート（一般的
には明示レートと呼ばれる）を示す。これらＲＭセルは
ソースにフィードバックされるので、ソースはそれに従
って送信レートを調節する。しかしながら、ネットワー
ク全体へＲＭセルを伝搬させるため、ソースを制御する
際に大きな遅延を生じる。このような遅延はＡＢＲセル
をスケジュールする際には問題がないが、実時間トラヒ
ックをスケジュールする場合には問題が生じる。更に、
遅延はスケジューラによって管理されなければならず、
このため計算は複雑になり、スケジューラの動作は遅く
なってしまう。

【００４０】本発明の目的は、リンクにおける利用率を
低下させることなく、且つ、超過帯域を有効に利用でき
るスケジューラを提供することである。

【００４１】本発明の他の目的は、遅延等の問題の生じ
ないＡＴＭネットワークに適したスケジューラを提供す
ることである。

【００４２】本発明の更に他の目的は、ＡＴＭネットワ
ークにおいて、実時間トラフィックをもスケジュールで
きるスケジューラを提供することである。

【００４３】

【課題を解決するための手段】本発明の一態様によれ
ば、保証されたＱｏＳを維持したままより高い利用率を
与えるために、受付制御への統計的な手法を用いた新し
いスケジューラが得られる。本発明の全体的な概念は、
２つの要素、即ち、第１及び第２のスケジュール因子に
基づいて、キューのスケジューリングを行い、必要なレ
ートを得ることにある。ここで、第１のスケジュール因
子は、各キュー毎に固定的に定められた因子であり、他
方、第２のスケジュール因子は、各キューと他のキュー
との間の相対的な関係に定まる可変因子である。

【００４４】具体的には、第１及び第２のスケジュール
因子は、それぞれ、最低保証レートと、未使用帯域幅の
割当分（割当未使用帯域幅）である。この場合、最低保
証レートを保証した上で、ダイナミックにシェーピング
レートを制御することができる。

【００４５】本発明において、２つのスケジュール因子
を使用したスケジューラは、少なくとも３つのモード、
（１）全利用可能レート（即ち、最低保証レートに未使
用帯域幅の一部を加えたもの）、（２）最低保証レー
ト、及び（３）送信停止（これは確率的に非常に低い）
の３つのモードで動作可能である。本発明の好ましい形
態は、スケジューラが割当未使用帯域幅と最低保証レー
トとを切り離すことであり、ここでは、固定因子と可変
因子の双方を使用した手法を動的レート制御（ＤＲＣ）
と呼ぶ。

【００４６】ＤＲＣでは、まず、保証されたＱｏＳを維
持するため、即ち、最低保証レートを維持するために、
帯域幅が分配される。次に、ＤＲＣでは、ユーザに保証
された最低保証レートとは独立した基準に基づいて、ユ
ーザに未使用帯域幅を割当、分配する。

【００４７】本発明のＤＲＣの特徴は、ＤＲＣは必ずし
も動作維持状態にあるわけではなく、未使用帯域幅を割
り当てるかどうかを決定する際に、ダウンストリームボ
トルネックを考慮する点である。

【００４８】従来の加重フェアシェアリングの欠点は、
前述したように、全体の帯域幅が割り当てられた加重に
基づいて割り当てられることである。しかしながら、こ
の欠点は、以下の式（３）に基づいてサービスレートを
決定することは望ましい。

【００４９】

【数３】

【００５０】ここで、一般的に、ｗ´ｊ≠ｗｊとなり、
Ｍｉはストリームの最小レートであり、他方、Ｅ（ｔ）
は超過帯域幅である。式（３）からも明らかなように、
ストリームに対する最小保証レートＭｉと超過帯域幅Ｅ
（ｔ）は互いに分離されている。この分離によって、ネ
ットワークプロバイダは、最低保証レートＭｉとは無関
係に、未使用帯域幅Ｅ（ｔ）を分配することが可能とな
る。本発明のＤＲＣスケジューラにおいては、ストリー
ムに割り当てられた割当超過帯域幅と最低保証レートと
が前述したように分離されている。このうち、超過帯域
幅には、クラス毎にＣＡＣにより、或いは、閉ループＱ
ｏＳ制御メカニズムによって、動的に、加重が割り当て
られる。

【００５１】例えば、ＵＢＲに対して非常に小さい、あ
るいはゼロといってもよい程度の最低保証レートを割り
当てる。しかし、ＵＢＲに対しては、利用可能な帯域幅
の大部分を割り当てることが望ましい。この方法では、
多くの実時間セルを満足させることに役立つ一方で、利
用可能な帯域幅がある時、非実時間ＵＢＲに対するサー
ビスを提供できる。このように、サービスクラス毎に、
割当てられる加重を一次的なウェート（加重）と呼び、
各サービスクラス内の各チャンネルに割当てられた加重
を二次的な加重と呼ぶものとする。

【００５２】また、上述のように、動作維持状態のスケ
ジューラは、キューに少なくとも一つのセルがある時
は、常に、セルを送信するので、キューに入っているセ
ルの送出順を決定するだけである。

【００５３】対称的に、動作を維持しない状態のスケジ
ューラ（即ち、非動作維持型スケジューラ）は、キュー
にセルがあった場合にも、リンク上のセル時間を空き状
態にする。従って、サービスに関するセルを順番に並べ
ること以外に、タイミングも、また、この種動作非維持
状態のスケジューラにおいては重要である。従って、本
発明者は、セル送信の順番及びタイミングを管理するメ
カニズムを開発した。しかしながら、従来例とは異な
り、本発明においては、タイムスタンプは相対的という
よりはむしろ絶対的である。即ち、現時点ＣＴにおいて
は、現時点をあらわすタイムスタンプを有するセルは、
サービスを受けることができる。このため、タイムスタ
ンプに基づいて、セルを一定の順番に並べることが不要
となる。

【００５４】

【発明の実施の形態】割り当てられた加重に基づいて全
体の帯域幅を分配する従来のＧＳＰ型スケジューラとは
異なり、本発明のスケジューラはまず、最低レートを与
えると共に、未使用帯域幅の割当を決定する。未使用帯
域幅の割当の際、未使用帯域幅の分配又は不分配が決定
される。簡単に説明すると、本発明に係るフェアシェア
スケジューラには、最低保証帯域幅を有するストリーム
ｉが与えられる。この場合、レートＭｉは全利用可能帯
域幅の関数であり、次式（４）であらわされる。すなわ
ち、

【数４】 上式において、次式（５）が成立する。

【００５５】

【数５】 しかしながら、レートを２つの要素、即ち、最低レート
によって与えられた帯域幅に相当する部分と、割当未使
用帯域幅に相当する部分とに分離するのが好ましい。Ａ
（ｔ）が一組のアクティブストリームである時、２つの
要素のレートは式（６）、（７）、（８）、（９）、及
び（１０）であらわされる。

【００５６】

【数６】

【数７】

【数８】

【数９】

【数１０】 式（８）において、Ｅ（ｔ）は、時間ｔにおける超過帯
域幅、即ち、未使用帯域幅である。

【００５７】式（６）を参照すると、ストリームｉのレ
ートＲ（ｔ）は最低保証レートＭｉと、未使用帯域幅Ｅ
（ｔ）の加重分数積との和であることがわかる。このよ
うに、本発明に係るＤＲＣでは、スケジューラは、ダウ
ンストリームバッファ上の負荷に依存して最低保証レー
トを常時維持した状態で、第２の要素を使用したり、し
なかったり、即ち、未使用帯域幅を分配したり、しなか
ったりする。

【００５８】上記したように、本発明に係るスケジュー
ラは、最低保証レートを保ち、超過帯域幅を使用するレ
ートをシェーピングできるが、超過帯域幅の分配が割り
当てられた加重と密接に関連がある限り、当該スケジュ
ーラの柔軟性は、余りない。式（６）からも明らかなよ
うに、ストリームｉが時間ｔにおいて与えられるレート
は、全ストリームの加重の合計によって正規化されたリ
ンク容量との和と、加重ｗｉとの乗算結果と、全アクテ
ィブストリームの加重の合計によって正規化された未使
用帯域幅Ｅ（ｔ）とによって定められる。従って、最低
保証レートＭｉ及び超過レートＥｉ（ｔ）はｗｉに比例
する。これは、ネットワークプロバイダ側から見れば、
必ずしも望ましくなく、最低保証レートＭｉとは異なる
割合で未使用帯域幅を分配することを望む場合もあるか
らである。

【００５９】次に、上記した点を考慮して、以下では新
しい動的レート制御（ＤＲＣ）に係る本発明の好ましい
実施形態について説明する。この形態では、保証された
ＱｏＳを確実に確保し、最低保証レートと未使用帯域幅
とを切り離して、効率的に分配できる。本発明に係るＤ
ＲＣは、必ずしも動作を維持するのではなく、未使用帯
域幅を割り当てるかどうかを決定する際にダウンストリ
ームボトルネックを考慮している。

【００６０】一組のトラヒックストリームによって、単
一のボトルネックリンクを共有する場合、本発明に係る
ＤＲＣは、各ストリームに最低保証レートを与える。最
低保証レートに達しないストリーム（即ち、最低保証レ
ートより小さな入力レートを含むストリーム）は、最低
保証レートより高いレートで送信されるストリームに対
して利用可能な超過帯域幅を余分に与えるソースとな
る。ＤＲＣスケジューリングの際、超過帯域幅はストリ
ームに割り当てられた加重に応じて分配される。

【００６１】本発明に係るスケジューラは、従来の加重
フェアシェアリングスケジューラとは異なり、ストリー
ムで利用可能なＤＲＣにおける超過帯域幅分を最低保証
レートと分離している。即ち、本発明では、未使用帯域
幅分（割当未使用帯域幅）は割り当てられた最低保証レ
ートに比例する必要がない。

【００６２】本発明のＤＲＣスケジューラはまた、短時
間スケール上で最低保証レートを提供する。即ち、本発
明に係るＤＲＣスケジューラは、各ストリームキューの
セルのレートを制御して、同じストリームに属するセル
の間の間隔が最低保証レートの逆数より小さくならない
ようにする。コネクション受付制御において、与えられ
たＱｏＳに合致したストリームの最低帯域幅要求が決定
されると、ＤＲＣスケジューラは、この最低レートの保
証能力によって、要求されたＱｏＳを伝送できる。更
に、ＤＲＣスケジューラは、競合するトラヒックストリ
ームに対して未使用帯域幅を公平に分配する。

【００６３】スイッチ内に、多重のボトルネック部があ
る時、ＤＲＣスケジューラは任意のトラヒックストリー
ムに対するすべての潜在的なボトルネックにおける輻輳
を除去できる。従来の加重シェアリングスケジューラと
は異なり、本発明のＤＲＣスケジューラは、スイッチ内
のパスに沿って多数のボトルネックがある時にも、最小
レート保証を与えることができる。複数のボトルネック
部がある時、各ボトルネックにおいてストリームに与え
られた未使用帯域幅分は、ダウンストリームボトルネッ
ク部の状態にも依存して変化する。この場合、ストリー
ムが受ける各ボトルネック部からのレートフィードバッ
クは輻輳を生じることなく、仮想チャネル（ＶＣ）によ
って送られる最大レートを選択するために使用される。
更に、ＤＲＣはホップーバイーホップの制御形式で延長
され、これによって、エンドーツーエンドにおけるＱｏ
Ｓを保証できる（従来例で周知のように、仮想チャネル
は、各セル期間中、確立され、維持される通信リンクを
あらわしており、同期送信と異なり、特定の発呼者に指
定されたチャネル群がないため、このリンクは仮想チャ
ネルと呼ばれる。）。

【００６４】本発明のＤＲＣスケジューラでは、閉ルー
プフィードバックループにおける動的レートを計算する
ことによって、競合するユーザ間で超過帯域幅を共有す
る。ＤＲＣスケジューラはまた、スイッチ内で制御情報
を内部的に伝送する必要がある。特に、ＤＲＣ手法は比
較的簡単なレートシェーピングスケジューラによって実
現できる。タイムスタンプに基づくフェアシェアリング
スケジューラと異なり、最も小さなタイムスタンプによ
り探索及び識別する必要がない。

【００６５】ＤＲＣスケジューラの主な特徴は以下に述
べるとおりである。

【００６６】１．それぞれのストリームに最低保証レー
トを与えること。

【００６７】２．超過帯域幅を柔軟に分配できること。
超過帯域幅分は以下の各項に示す量によって定めること
ができる。

【００６８】（ａ）コネクション受付制御（ＣＡＣ）に
よって設定されているトラヒッククラス（あるいは、他
の基準）に基づく静的加重。各クラスの加重に、与えら
れたＶＣの数を乗算し、アクティブＶＣに関して公平性
を維持する。

【００６９】（ｂ）動的閉ループ制御メカニズムによっ
て得られたサービス品質（ＱｏＳ）に基づいて決定され
た動的加重。

【００７０】３．内部スイッチ輻輳制御が行えること。
これは特に、バッファにオーバーフローが生じることな
く最低保証レートを与えるために有利である。

【００７１】４．ホップーバイーホップ制御によってエ
ンドーツーエンドで最低レートを広く保証できる。

【００７２】本発明の動的レート制御の原理 次に、本発明の動的レート制御によるスケジューリング
の原理について説明する。ここで、容量Ｃのリンク上で
多重化された１組のＮ個のＡＴＭセルストリームを考え
てみる。各ストリームは単一の仮想コネクション（Ｖ
Ｃ）又はトラヒッククラスに属する一群のＶＣ、即ち、
同一のＱｏＳを要求する一群のＶＣに対応している。各
ストリームはサービスを待っているセル、即ち、リンク
上に伝送されることを待っているセルを格納したキュー
を関連づけられている。スケジューラはキューに入って
いるセルが何時提供されるべきかを決定する動作を行
う。

【００７３】上述したように、本発明に係るＤＲＣはＱ
ｏＳを保証できる。本発明のＤＲＣスケジューラの好ま
しい実施例では、ＱｏＳを最低保証レートにマッピング
するが、他のレート等にマッピングしてもよい。即ち、
好ましい実施例によると、トラヒックデスクリプタとト
ラヒックの測定値の結合から得られるストリームｉに対
するトラヒック特性及びＱｏＳ要求がＤＲＣスケジュー
ラによって与えられ、レートＭｉにマッピングされる。
マッピングが正しく行われた場合、レートＭｉを保証す
ることはＱｏＳの保証を行うことと等価である。従っ
て、好ましい実施例によるスケジューラでは、各ストリ
ームに対して最低レートＭｉを保証することが必須であ
る。

【００７４】この議論のために、同じトラヒッククラス
に属し、同じＱｏＳ要求の一群のＶＣとして、ストリー
ムｉを考慮してみる。尚、ＶＣ毎にキューイングする場
合については後述する。

【００７５】所定のトラヒックストリームｉに対して、
セル損失及び遅延要求に合致する要求帯域幅Ｍｉを個々
のＶＣ及びバッファサイズのトラヒックパラメータに基
づいて、計算することは、可能である。例えば、Ｇ．Ｒ
ａｍａｍｕｒｔｈｙ ａｎｄＱ．Ｒｅｎによる論文、
「Ｍｕｌｔｉ−Ｃｌａｓｓ ＣｏｎｎｅｃｔｉｏｎＡｄ
ｍｉｓｓｉｏｎ Ｃｏｎｔｒｏｌ Ｐｏｌｉｃｙ ｆｏ
ｒ Ｈｉｇｈ Ｓｐｅｅｄ ＡＴＭ Ｓｗｉｔｃｈｅ
ｓ， ｉｎ Ｐｒｏｃ． ＩＥＥＥ ＩＮＦＯＣＯＭ
´９７， Ｋｏｂｅ， Ｊａｐａｎ， Ａｐｒｉｌ １
９９７」では、マルチクラスのコネクション受付制御
（ＣＡＣ）用の手法として、各ＶＣによって示されてい
るトラヒックパラメータに基づいて、ＣＢＲ、ＶＢＲ、
ＡＢＲのトラヒッククラスに対するＭｉを計算するため
の手順が開示されている。当該論文に記載されているＣ
ＡＣは、ストリームに属する多くのＶＣがある時、統計
的多重化利得について考慮し、さらに、スイッチにおけ
るトラヒック測定を組み合わせることによって割り当て
を促進することができる。各ストリームに対するレート
Ｍｉが与えられているので、スケジューラでは各ストリ
ームがレートＭｉで確実にサービスすることが最も重要
なことである。システムの安定性を確保するために、上
述の式１が成立することが必要である。このことは、各
レート合計が共通のキューのレートと同じかあるいはそ
れ以下でなければならないことを意味している。

【００７６】本発明の動的レート制御（ＤＲＣ）手法で
は、スケジューラのための理想化された流体（即ち、フ
ロー）モデルが仮定されている。ストリームキューは、
流体流量と同様に動的レートＲｉで同時に与えられる。
この場合、ストリームキューに対する入力ストリームは
離散的なセルから成っている。各セルはストリームキュ
ーに達すると、バッチ処理される。好ましい実施例に係
るＤＲＣ手法は、理想化されたモデルを近似した場合に
基づいて検討されている。

【００７７】連続時間モデル Ａ（ｔ）を時間ｔにおける１組のアクティブストリーム
とする。ここで、ストリームキューにセルが滞留してい
る状態にある場合、Ａストリームはアクティブであると
する。次にストリームｉに関する動的レートは最も一般
的には以下の数式（１１）によって与えられる。

【００７８】

【数１１】

【００７９】式（１１）において、Ｍｉは最低保証レー
トであり、Ｅ（ｔ）は共通ボトルネック部、即ち、共通
キューにおける全てのストリームに利用可能な超過分レ
ートであり、φｉ（ｔ）（∈［０，１］）は正規化され
た加重因子である。上式からも明らかなよう通り、動的
レートは２つのスケジュール因子、即ち、最低保証レー
トＭｉと、未使用帯域幅Ｅ（ｔ）とを含み、Ｅ（ｔ）は
可変因子であり、当該ストリームに割り当てられる加重
因子φｉ（ｔ）によって決定される。ここで、以下の式
（１２）によってストリームｉに対するＤＲＣの可変因
子を規定しておく。

【００８０】

【数１２】 一方、（１１）式の超過レートＥ（ｔ）は、次式（１
３）によってあらわされる。

【００８１】

【数１３】

【００８２】式（１３）において、Ｃは共通キュー（ボ
トルネック部）のレートであり、Ｍｊは時間ｔにおける
一組のアクティブストリームＡ（ｔ）のストリームｊに
おける実際の送信レートである。加重φｉ（ｔ）（ｉ∈
Ａ（ｔ））は超過帯域幅がストリーム間でどのように割
り当てられるかを表し、この加重は次式（１４）のよう
に正規化できる。

【００８３】

【数１４】 ここで、加重φｉ（ｔ）は正の加重ｗｉ（ｔ）（ｉ∈Ａ
（ｔ））の正規化されたものであるとすると、次式（１
５）が成立する。

【００８４】

【数１５】

【００８５】式（１１）及び（１３）は流体モデルに対
する理想化されたＤＲＣスケジューリング手法を規定し
ている。

【００８６】次に、図２を参照して、本発明に係るＤＲ
Ｃ手法の基本概念を説明する。

【００８７】図２に示されているように、各ストリーム
ｉは、それぞれ動的に変化するレートＲ１−ＲＮで与え
られ、キューＱ１−ＱＮを構成している。各動的レート
Ｒｉは、最低保証レートＭｉと割り当てられた未使用帯
域幅に相当するＤＲＣレートＥｉとから形成される。全
てのキューからのフローはレートＣで共通キューＣＱに
与えられる。

【００８８】実際には、設定されたＡ（ｔ）は頻繁に変
化するため、Ａ（ｔ）を追跡するのは非常に難しい。従
って、式（１３）から未使用帯域幅を計算することは事
実上困難である。

【００８９】１組のトラヒックストリームが非常に大き
く、個々のストリームの全ストリームに占める割合が比
較的小さい場合、統計的多重化による利得は高くなる。
これらの状況を考慮すると、Ｅ（ｔ）のレートが大きく
変化しても、全体のＡ（ｔ）のレートは緩やかに変化す
るはずである。このことは、Ａ（ｔ）を追跡して、式
（１３）からＥ（ｔ）を計算するよりも、Ｅ（ｔ）を直
接追跡したほうが、より実行性があることを示してい
る。ＤＲＣにおいて、Ｅ（ｔ）は、フィードバック制御
ループを使用して推定されており、これについては以下
に詳述する。

【００９０】離散的時間フローモデル 時間が所定時間間隔、即ち、期間Δで区切られている場
合、離散的時間モデルを考慮することは有益である。ス
トリームｉが、対応するストリームキューｉに一定のレ
ートＸｉ（ｎ）、即ち、一定のフローレートで、期間Ｔ
ｎ＝（ｎΔ，（ｎ＋１）Δ）内に到来したものを仮定す
る。この期間中において、キューｉには、一定のレート
Ｒｉ（ｎ）＝Ｍｉ＋ｗｉＥ（ｎ）でストリームｉが与え
られる。このとき、ｗｉはストリームｉに割り当てられ
た固定加重である。このとき、期間Ｔｎ中のキューｉか
らの出力フローレートＦｉ（ｎ）は、次式（１６）によ
り与えられる。

【００９１】

【数１６】 上式から、キューにセルが滞留している状態ならば、レ
ートはＲｉ（ｎ）のままであり、セルが滞留していなけ
れば、到来するレートＸｉ（ｎ）となる。Ｔｎ中のボト
ルネックキューへの総フローレートは、次式（１７）に
よって与えられる。

【００９２】

【数１７】 ここで、期間Ｔｎ中の超過帯域幅Ｅ（ｎ）は、帯域幅の
静的で未割当部分の帯域幅と、動的な帯域幅との和であ
り、動的な帯域幅は、対象となるストリームの最低保証
レートよりも低いレートで送信するストリームによって
現在使用されていない帯域幅である。このとき、Ｅ
（ｎ）は次式(１８)により求められる。

【００９３】

【数１８】 ここで、［ｘ］⁺は、ｍａｘ（ｘ，０）である。更に、
入力フローレートＸｉ（ｎ）の情報を得ることが難しい
ので、本発明では、制御ループによるＥ（ｎ）を計算す
る間接的な手段が提案される。

【００９４】閉ループ制御 超過帯域幅Ｅはフィードバック制御ループによって推定
される。Ｅの値を調整することによって、Ｆで示されて
いるボトルネックキューへの総フローレートは以下のよ
うにして制御される。

【００９５】１．ボトルネックキューの長さが目標値Ｑ
０に近い ２．ボトルネックキューでの平均利用率が目標利用率Ｕ
０＜１に近い 目標のキューの長さと目標利用率とをマッチングさせる
ために、Ｅを推定する２つの制御アルゴリズムが開示さ
れている。また、ここでは、最初の２つの長所を含むハ
イブリッド型の制御アルゴリズムについても開示されて
いる。

【００９６】目標利用率へのマッチング スケジューラの連続時間モデルを考える。まず、Ｆ
（ｔ）は時間ｔにおけるボトルネックキューへの総フロ
ーレートをあらわすものとする。ここで、Ｆ（ｔ）が目
標利用率Ｕ₀∈（０，１）に到達するように制御するも
のとする。

【００９７】この場合、以下の比例制御則が使用でき
て、式（１９）が成立する。

【００９８】

【数１９】 上式から、総フローレートの変化率は、目標利用率と共
通キューのレートの積を総フローレートから引いた値に
比例していることが分かる。

【００９９】制御システムはα０＞０のとき安定であ
り、指数的な減少レートα０で収束していく。入力スト
リームに関して総フローレートは式（２０）及び（２
１）のようにあらわすことができる。

【０１００】

【数２０】

【数２１】 Ｆ（ｔ）が微分可能である場合、上式（２１）式の両項
の微分係数を取ると、次式（２２）が得られる。

【０１０１】

【数２２】 従って、（１９）式の制御則は次式（２３）のように書
き直すことができる。

【０１０２】

【数２３】 上式（２３）の制御則は離散的時間モデルにおいてＥ
（ｔ）を推定する方法の基礎を与えており、式（２３）
を離散的時間の形であらわすと、次式（２４）のように
なる。

【０１０３】

【数２４】 このとき、式（２４）において、エラー信号ε（ｎ）＝
Ｆ（ｎ）−Ｕ₀Ｃによってあらわされる。超過帯域幅は
期間［０，Ｃ］内になければならないので、制御則は、
次式（２５）によって与えられる。

【０１０４】

【数２５】

【０１０５】ここで、Ｃ以下の期間内で、（ｘ）がゼロ
以上において、Ｉ［０，Ｃ］（ｘ）＝１が成立し、そう
でない場合、Ｉ［０，Ｃ］（ｘ）＝０であるものとす
る。入力フローストリームが一定レートである期間中に
おいて、式（２５）は反復することによって、超過帯域
幅Ｅに対して正しい値に収束する。このときにおける収
束のレートは、係数α０およびサンプリング間隔Δの値
に依存している。

【０１０６】図３は、目標利用率Ｕ₀にマッチングさせ
るための制御装置のブロック図である。エラーは加算器
１０によって計算され、制御部２０に与えられる。制御
部２０は、現在の超過帯域幅Ｅ（ｎ）を出力し、この超
過帯域幅Ｅ（ｎ）はＤＲＣスケジューラ３０にフィード
バックされる。実際には、制御部２０とスケジューラ３
０との間のフィードバックループには遅延τが生じる。
しかしながら、スイッチ内では、この遅延τはサンプリ
ング間隔Δと比較して非常に小さいから、無視できる。
ＤＲＣスケジューラ３０は超過帯域幅Ｅ （ｎ）を入力
ストリーム（Ｘｉ（ｎ）−Ｘｎ（ｎ））に割り当て、そ
の結果、総フローレートＦ（ｎ）が得られる。

【０１０７】キューの長さのマッチング Ｑ（ｔ）は時間ｔにおけるボトルネックキューの長さと
し、Ｑ₀は目標のキューの長さとする。トラヒックの流
体モデルを仮定すると、キューは総レートから共通のキ
ューレートを引いた割合で伸長する。即ち、次式（２
６）が成立する。

【０１０８】

【数２６】 そして、比例制御則は、式（２７）によってあらわさ
れ、

【数２７】 次式（２８）が導かれる。

【０１０９】

【数２８】

【０１１０】（例として、Ｌ．Ｂｅｎｍｏｈａｍｅｄ
ａｎｄ Ｓ．Ｍｅｅｒｋｏｖ， Ｆｅｅｄｂａｃｋ Ｃ
ｏｎｔｒｏｌ ｏｆ Ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ ｉｎ Ｐ
ａｃｋｅｔ Ｓｗｉｔｃｈｉｎｇ Ｎｅｔｗｏｒｋｓ：
Ｔｈｅ ｃａｓｅ ｏｆ ａＳｉｎｇｌｅ Ｃｏｎｇ
ｅｓｔｅｄ Ｎｏｄｅ， ＩＥＥＥ／ＡＣＭ Ｔｒａｎ
ｓ． ｏｎ Ｎｅｔｗｏｒｋｉｎｇ， ｖｏｌ．１，
ｐｐ．６９３−７０８， Ｄｅｃｅｍｂｅｒ １９９
３．を参照のこと）。上式（２８）の特性方程式は２重
根を有しており、これはＱ（ｔ）が非減少で振動するこ
とを意味している。この問題は、式（２７）に微分項を
付加することによって解決でき、その結果、式（２９）
によってあらわされる比例微分（ＰＤ）制御装置を構成
することができる。

【０１１１】

【数２９】 Ｑ（ｔ）の振舞を左右する対応する微分方程式は、式
（３０）であらわされる。

【０１１２】

【数３０】 α’０、α’１＞０ならば、この方程式は安定である。
α’０及びα’１に適切な値を与えることによって、収
束レートを任意に調整できる。式（２９）及び（２１）
から、未使用帯域幅は以下の式（３１）によって与えら
れる。

【０１１３】

【数３１】 式（３１）から離散的時間の制御装置は次式（３２）に
よってあらわすことができる。

【０１１４】

【数３２】 上式のε（ｎ）はＥ（ｎ）＝Ｑ（ｎ）−Ｑ０であらわさ
れ、時間ｎでサンプルされたエラー信号である。ここ
で、Ｑ（ｎ）は時間ｔ＝ｎΔでサンプルされたキューの
長さである。この制御装置は、利用率を１００％に維持
したままで、キューの長さをＱ０近くに維持できる。

【０１１５】図４は上記した制御装置のブロック図であ
る。この図において、加算器１４には、時間ｎにおい
て、長さＱ（ｎ）のキュー及び長さＱ₀の目標キューが
与えられる。図では、目標キューの長さＱ₀がＱ（ｎ）
から減算され、結果としてエラーε（ｎ）が制御部２４
に与えられる。制御部２４は、未使用帯域幅Ｅ（ｎ）を
ＤＲＣスケジューラ３４にフィードバックする。フィー
ドバックループ内には、遅延τがあるが、ＤＲＣスケジ
ューラ３４がスイッチ内で使用されている時は無視でき
る。ＤＲＣスケジューラ３４は、総フローレートＦ
（ｎ）を発生するために利用可能な帯域幅を割り当て
る。

【０１１６】ハイブリッド制御 フローレートを目標利用率Ｕ₀にマッチングさせる場
合、Ｕ₀が１より小さいため、帯域幅が失われてしまう
という欠点がある。一方、キュー長情報を用いることが
できないときには、フローレートの測定に基づく制御ア
ルゴリズムを代わりに使用することもできる。キュー長
情報に基づく制御アルゴリズムは１００％の利用率を達
成できるが、このアルゴリズムでは、利用率が１００％
より少ない時、システムはこのアルゴリズムでは制御さ
れないという欠点がある。もし、利用率が１００％より
少ないならば、キュー長はゼロになり、Ｅ（ｎ）は最大
値Ｃに達する。総トラヒックフローがＣに近いレートに
まで増加すると、制御装置がキュー長を目標の値Ｑ０に
する前にキューの値は大きくなってしまう。

【０１１７】フローレート及びキュー長情報の両方を利
用できれば、双方の制御アルゴリズムの利点を生かした
ハイブリッド制御装置内が構成できる。この場合の制御
動作は以下のようなプログラムで行うことができる。

【０１１８】 ｉｆ Ｆ（ｎ）＜Ｕ₀Ｃ ｔｈｅｎ Ｅ（ｎ＋１）＝Ｅ（ｎ）−α₀（Ｆ（ｎ）−Ｕ₀Ｃ） ｅｌｓｅ Ｅ（ｎ＋１）＝Ｅ（ｎ）−α’₀（Ｑ（ｎ）−Ｑ₀）−
α’₁（Ｑ（ｎ−１）−Ｑ₀） ｅｎｄ ｉｆ 上述した係数α₀、α₁は２つの制御装置のそれぞれにお
いて異なっている。この場合、利用率がＵ₀（＜１)より
も小さいとき、利用率に基づく制御装置は目標利用率に
マッチングさせるために動作する。利用率がＵ₀を超す
と、ハイブリッド制御装置はキューに基づく制御装置に
切り替える。この結果、総トラヒックフローが増加する
と、より多くのキューが制御される。

【０１１９】ハイブリッド制御装置の原理は、これまで
に引用したＫｏｌａｒｏｖ及びＲａｍａｍｕｒｔｈｙの
論文で提案されている２重比例微分（ＰＤ）制御装置に
幾分似ているが、本発明は実時間トラヒックに対してＰ
Ｄ制御装置を使用している点で、上記論文とは異なって
いる。このことは、ネットワーク全般にあてはまるので
はなくスイッチにおいてＰＣ制御装置を実現する場合に
は可能である。このスイッチ上では、ＲＭセルの遅延は
わずかなものとなるので、ＲＭセルを実時間トラヒック
の制御するために使用できる。更に、遅延を実際に排除
することによって、計算が容易になり、制御装置の動作
をスピードアップできる。

【０１２０】過負荷制御 ハイブリッド閉ループ制御装置は、エラー信号の大きさ
が減少するように未使用帯域幅Ｅ（ｎ）を調整する。こ
こで、エラー信号ε（ｎ）は次式（３３）であらわされ
る。

【０１２１】

【数３３】

【０１２２】しかし、総ストリームは閉ループ制御装置
よりも速度が速い。このため、閉ループ制御装置がキュ
ーの長さＱ（ｎ）を目標値Ｑ０に近付ける以前に、キュ
ーの長さＱ（ｎ）を大きな値に増加させてしまう。キュ
ーの増加は、最低保証レートより大きなレートで送信さ
れるストリームによって生じる。これによって、第２ス
テージのキューにバッファのオーバーフローが生じた
り、最低レートに近いレートで送信されているストリー
ムに対して許容範囲以上の遅延が生じる。Δの値によっ
ては、閉ループ制御装置の応答時間が遅過ぎることにも
なり、第２ステージのキューで生じるバッファの超過負
荷を防止できない。

【０１２３】従って、好ましい実施例では、輻輳を制御
するために迅速に応答する過負荷制御メカニズムが使用
される。過負荷制御を行うＤＲＣスケジューラが図５に
示されている。ボトルネックキューの長さがシェーピン
グ閾値Ｑ１（＞Ｑ０）を越えた時、シェーピング信号が
ＤＲＣスケジューラに与えられる。ＤＲＣスケジューラ
は全てのストリームを最小レートにシェーピングするこ
とによって応答する。これは未使用帯域幅信号Ｅ（ｎ）
をゼロにするのと等価である。シェーピング信号がＤＲ
Ｃスケジューラに与えられ、効果的な動作を確立するま
でに必要とする時間は、ＤＲＣサンプリング期間Δより
も非常に短い。キューの長さがＱ１より短くなると、Ｄ
ＲＣスケジューラは上記したハイブリッド制御を行うこ
とになる。

【０１２４】第２ステージのキューにおけるバッファの
オーバーフローを防ぐために、停止信号が使用できる。
第２ステージのキューの長さが停止閾値Ｑ２（＞Ｑ１）
を越えると、停止信号がＤＲＣスケジューラに送信され
る。この場合、ＤＲＣスケジューラは、キューの長さが
Ｑ２以下の長さに短くなるまで全てのトラヒックストリ
ームを規制する。この制御メカニズムは、第２ステージ
のキューに対して最大の長さを要求する。実際に、閾値
Ｑ１及びＱ２が正しく選択された場合には、停止信号が
送出される可能性は低い。シェーピング信号及び停止過
負荷制御信号を用いて、ｎ番目のサンプリング期間にお
ける各ストリームのスケジューリングレートは次式（３
４）のように表される。

【０１２５】

【数３４】 ここで、Ｉｘ（ｘ）は集合Ｘに関する定義関数を示して
いる。ここで、Ｑ（ｎ）＜Ｑ１ならば、Ｉ｛Ｑ＜Ｑ１｝
（Ｑ（ｎ））＝１であり、そうでなければ、Ｉ｛Ｑ＜Ｑ
１｝（Ｑ（ｎ））＝０である。同様に、もしＱ（ｎ）＜
Ｑ２であるならば、Ｉ｛Ｑ＜Ｑ２｝（Ｑ（ｎ））＝１で
あり、そうでなければＩ｛Ｑ＜Ｑ２｝（Ｑ（ｎ））＝０
である。

【０１２６】多重ボトルネック 本発明のＤＲＣに関連したマルチステージのＡＴＭスイ
ッチが本願発明と同日付により提出された特許出願に係
る明細書中に記載されている。このようなマルチステー
ジのＡＴＭスイッチには、複数のボトルネック部があ
る。ストリームは、いくつかのステージを通過して、ス
イッチの出力ラインに到達する。ＤＲＣ手法では、スト
リームはネットワーク中においてフローを制御するのと
は逆に、スイッチ中で輻輳を制御する際には、入力ステ
ージでレート制御を受ける。このため、セルバッファリ
ングは大部分、スイッチの入力ステージで生じる。

【０１２７】ここで、各ストリームがＢ個のボトルネッ
ク部を通過する場合について考慮してみる。ｊ番目のボ
トルネック部において、ＤＲＣレートＥ（ｊ）（ｎ）が
ｎ番目のサンプリング期間で計算されるものとすると、
全ボトルネック部における超過レートは次式（３５）に
ようにあらわすことができる。

【０１２８】

【数３５】 Ｑ１（ｊ）及びＱ２（ｊ）をそれぞれｊ番目のボトルネ
ック部におけるシェーピング閾値及び停止閾値を示すも
のとすると、次式（３６）のベクトル表示が可能であ
る。

【０１２９】

【数３６】 期間ｎにおけるｊ番目のボトルネック部におけるキュー
長をＱ（ｊ）（ｎ）で示し、ベクトルによって表すと、
次式（３７）のようになる。

【０１３０】

【数３７】 式（３４）と同様に、多数のボトルネック部を有する場
合のストリームｉに対する動的レートは以下の式（３
８）ように計算される。

【０１３１】

【数３８】

【０１３２】図６は、一組のボトルネックキューと共
に、一組のストリームキューＱ１−ＱＮを示している。
ｉ番目のボトルネックキューでは、ＤＲＣレートＥｉが
フローとキュー長情報に基づいて推定される。任意のス
トリーム、例えば、ＳＴ３に対する全体のＤＲＣレート
は、当該ストリームが通過するボトルネック部の最低ボ
トルネックレートにあるものとする。当該ストリームキ
ューからすると、輻輳が一つ以上のボトルネックで起こ
った時、ダウンストリーム位置、即ち、下流位置にある
ボトルネックの輻輳は制御され、上流方向においてセル
のキューイングが行われることになる。最終的に、輻輳
はストリームキューに押し戻され、このときキューイン
グのほとんどがストリームに対して生じ、ストリームの
大部分はキューイングされることになる。

【０１３３】レートシェーピングスケジューラ ＤＲＣを実現するためには、多数のストリームをレート
シェーピングできるメカニズムが必要となる。ここで
は、ＤＲＣレートに従って、一組のストリームをシェー
ピングする２つのスケジューラの例を上げる。第１のス
ケジューラは、ストリームの数が比較的小さい時、約１
００あるいはそれ以下、の場合に、有効であり、他方、
第２のスケジューラはより数多くのストリーム、例えば
約１００００程度のストリームを扱うことが可能であ
る。

【０１３４】レートシェーピングのためのスケジューリ
ング ＤＲＣスケジューラはタイムスタンプを使用して実現さ
れる。タイムスタンプＴＳは各キューと関連づけられて
いる。対応するキューが空き状態でなければ、ストリー
ムはアクティブである。そうでない場合、ストリームは
アクティブにはならない。ＤＲＣスケジューラはアクテ
ィブなストリームのみをスケジュールする。ストリーム
が与えられると、関連するキューの第１のセルが第２ス
テージのキューに送信され、ストリームの状態は更新さ
れる。

【０１３５】キューがスケジュールされるか再スケジュ
ールされるかによって、２つの異なる計算式によってタ
イムスタンプが計算される。タイムスタンプを計算する
ことによって、各ストリームを適切なレートに確実にシ
ェーピングできる。

【０１３６】スケジューリング キューが空き状態の時に、新しいセルがキューに到着す
ると、即ち、関連しているストリームが非アクティブ状
態からアクティブ状態へ変化すると、与えられたキュー
がスケジューリングされる。キューｉをスケジューリン
グするための新しいタイムスタンプを計算する基本式
（３９）は以下に示される。

【０１３７】

【数３９】 上式において、ＣＴは現時点、（ＣＴ∈（ｎΔ，（ｎ＋
１）Δ））であり、Ｒｉ（ｎ）は期間ｎにおけるキュー
ｉの動的レートである。

【０１３８】再スケジューリング アクティブストリームが与えられた後、ストリームがア
クティブのままであるとき、即ち関連するキューが継続
的に空き状態にならない場合、与えられたキューは再ス
ケジューリングされる。この場合、キューｉを再スケジ
ューリングするタイムスタンプの計算は次式（４０）に
よって与えられる。

【０１３９】

【数４０】

【０１４０】遅れの取り戻し（キャッチアップ） キューｉのタイムスタンプＴＳｉと現時点ＣＴとの関係
が、もしＴＳｉ＜ＣＴであれば、キューは現時点ＣＴに
出力できるように準備されていると言える。これは、割
り当てられた動的レートＲｉに一致している限りキュー
は出力できることを意味している。実際、ＤＲＣスケジ
ューラを実現する際、動的ストリームにおける動的レー
トＲｉの合計が次式（４１）で示されるようにリンクの
容量を越えても構わない。

【０１４１】

【数４１】

【０１４２】この状態が持続すると、出力可能な１組の
キュー（以下、レディキューと呼ぶ）が増加し、結果と
してレディキューのいくつかのタイムスタンプが、現時
点ＣＴより遅れていることになる。

【０１４３】この状態を補正するために、キューに関連
したタイムスタンプが現時点から指定された時間長より
遅れると、キューが最低保証レートで出力されるように
スケジュールされる。特に、キューのタイムスタンプ
が、現時点ＣＴから最低保証レートの逆数よりも、長い
時間遅れれば、キューは最低保証レートでスケジューリ
ング／再スケジューリングされることになる。最低保証
レートでキューをスケジューリングすることで、キュー
がスケジューリングされているレートを低下させ、これ
によって、現時点のクロックに対するタイムスタンプの
遅れを取り戻すことが可能になる。タイムスタンプの遅
れを取り戻すためのスケジューリング及び再スケジュー
リング手順は以下のとおりである Ｓｃｈｅｄｕｌｉｎｇ： ｉｆ ＴＳｉ＜ＣＴ−１／Ｍｉ ｔｈｅｎ ＴＳｉ＝ｍａｘ｛ＣＴ，ＴＳｉ＋１／Ｍｉ｝ ｅｌｓｅ ＴＳｉ＝ｍａｘ｛ＣＴ，ＴＳｉ＋１／Ｒｉ（ｎ）｝ ｅｎｄ ｉｆ レディキューの供給 レディキューを供給することは、キュー中の第１のセル
をボトルネックキューへ送信し、必要なら、キューを再
スケジューリングすることである。数々のキューを同時
にレディ状態にすることも可能である。実際には、１セ
ル時間中にレディキューの全てを供給することは不可能
である。このため、レディキューの収集が行われる。

【０１４４】レディキューは動作維持型スケジューラに
よってサービスクラス毎に順番にスケジューリングされ
る。例えば、レディキューは単純なラウンドロビン形式
で順次供給されても良い。他方、レディキューの間に、
加重を付けることによって短時間スケールの帯域幅を公
平に分け与えるスケジューラを構成してもよい。しかし
ながら、帯域幅を公平に分け与えるためには、加重を考
慮しなければならないため、構成上、著しく複雑にな
る。

【０１４５】好ましい実施例では、４つの優先順位に従
ってランドロビン形式で、キューをスケジュールする。
この場合における優先順位を高いものから挙げと以下の
ようになる。

【０１４６】１．動的高優先順位（ＨＰ） ２．実時間、短時間ＣＤＶ（ＲＴ−Ｓ） ３．実時間、長時間ＣＤＶ（ＲＴ−Ｌ） ４．非実時間（ＮＲＴ） ＨＰ優先順位を有している場合、動的割り当てが一般的
に行われる。最低保証レートでスケジュールされたレデ
ィキューは自動的にＨＰとしてスケジュールされる。こ
れによって、全てのストリームが短時間スケール上では
最低保証レートで確実に供給できる。残りの３つの優先
順位はトラヒックのクラス及びセル遅延変動（ＣＤＶ）
の余裕（以下ＣＤＶトレランスと呼ぶ）に従って静的に
割り当てられる。ＲＴ−Ｓとして分類されたストリーム
はＣＤＶトレランスの小さな実時間ストリームであり、
一方、ＲＴ−ＬストリームはよりＣＤＶトレランスの大
きな実時間ストリームである。更に、非実時間（ＮＲ
Ｔ）ストリームには、一般的にＣＤＶに関する要求がな
い。

【０１４７】一般に、低ビットレートの実時間ストリー
ムはＲＴ−Ｌに分類され、他方、高ビットレートの実時
間ストリームはＲＴ−Ｓに分類される。しかしながら、
ストリームのＣＤＶトレランスはそのビットレートに直
接関係する必要はない。静的優先順位を用いることによ
って、小さいＣＤＶトレランスを有するストリームが、
大きなＣＤＶトラヒックを有するストリームによって影
響を受け、一つになってしまうのを防止することができ
る。

【０１４８】例えば、単一の７５Ｍｂｐｓのマルチメデ
ィアストリームと７５ｋｂｐｓのビットレートを有する
１００の音声ストリームと１５０Ｍｂｐｓのリンクを共
有している状況を考慮してみる。この時、マルチメディ
アストリームが固定ビットレート（ＣＢＲ）であると仮
定すると、セルを２つのセル時間ごとに、（即ち、１セ
ル時間おきに）送信する必要がある。音声ストリームか
らのセルが、同じタイムスロットで、あるいはその近傍
のタイムスロットで一緒になってしまった場合、マルチ
メディアストリームは、１セル時間のセル間ギャップに
関連して重大なＣＤＶの影響を受ける。最悪の場合、マ
ルチメディアストリームの２つのセルは１０００の音声
セルによって分離されてしまうことになる。

【０１４９】クラスごとのキューイング クラスごとにキューイングが行なわれる場合、ストリー
ムの数が比較的少ないと、スケジューラーは並列に配列
されたコンパレータアレイによって実現される。ｉ番目
のコンパレータには、入力ＣＴ及びＴＳｉが与えられ、
次式（４２）のように評価される。

【０１５０】

【数４２】 ｆｉ＝１のであるキューは、それらのタイムスタンプを
終了させ、これによってサービス可能なレディ状態とな
る。これらのキューは、以下のように割り当てられた優
先順位フラッグｐｉに基づく優先順位でラウンドロビン
形式で供給されることになる。ここで、優先順位フラグ
ｐｉは次式（４３）のように表される。

【０１５１】

【数４３】

【０１５２】図７には、スケジューラの論理図が示され
ている。スケジューラは、ｆｉ＝１かつｐｉ＝０を満足
するキューｉをラウンドロビン形式にサーチする。この
ようなキューが存在しないと、ｆｉ＝１且つｐｉ＝１を
満足するキューｉをサーチし続ける。この操作はキュー
が見つかるか、優先順位が全てサーチされてしまうまで
続けられる。

【０１５３】ＶＣごとのキューイング ＶＣごとのキューイングでは、キューの数は数万にもの
ぼる。この場合、並列に配列されたコンパレータアレイ
を使用して、スケジューラーを実現することは経済的で
はない。代わりに、タイムホイールデータ構造に基づい
て構成されたスケジューラが好ましい。図８に示されて
いるように、タイムホイールの各格納領域はＶＣ識別子
の４つのリストにリンクされており、各リストは優先順
位に対応している。また、ＶＣ識別子のタイムスタンプ
は格納領域のラベルに対応している。各時間スロット中
に、現時点ＣＴは次の格納領域を指示するために歩進し
ていく。ＣＴが通り過ぎた格納領域にリンクしているＶ
Ｃ識別子は、全てサービス可能なレディ状態にある。各
優先順位に対して、レディ状態の格納領域に関するリス
トが形成される。ＶＣは、レディリストからラウンドロ
ビン形式で優先順位で供給される。

【０１５４】マルチクラスＱｏＳの提供 新しいＶＣ及び既存のＶＣのＱｏＳ要求を満足させた状
態で新しいＶＣが受け入れられるかどうかを決定し、Ｑ
ｏＳを保証するためにコネクション受付制御（ＣＡＣ）
アルゴリズムが必要となる。ＤＲＣスケジューラで実行
されるＤＲＣスケジューリングは、ＱｏＳをストリーム
に与えることを要求されている帯域幅と、スケジュール
されるストリームのレートとを直接的にマッピングする
ことによって、ＣＡＣ関数を簡略化する。特に、ＣＡＣ
はトラヒックストリームに対してＱｏＳを与えるために
必要とされている最低帯域幅を決定する。この帯域幅は
ＤＲＣ下においてストリームに対する最低保証レートと
して使用される。ＤＲＣスケジューラーが最低保証レー
トを与えることができれば、ストリームに対するＱｏＳ
もまた満足されることになる。ＤＲＣにおいて、ＤＲＣ
レートは、セルをクラスによってキューイングするか、
ＶＣによってキューイングするかどうかの方法によって
計算される。

【０１５５】分析の点では、ＶＣ毎にキューイングする
のが好ましいが、実現性の点では、ＶＣ毎にキューイン
グするのは、多数のキューを必要とするため好ましいと
は言えない。

【０１５６】ＶＣ毎にキューイングすることによる一番
の利点は、各ＶＣ毎に最低レートが保証されることであ
る。更に、ＶＣごとのキューイングでは、下流位置にあ
る全ボトルネック部がレートの計算の際に考慮されるの
で、下流位置のバッファにおけるオーバーフローを防ぐ
ことができることである。また、ＶＣ毎のキューイング
では、ヘッドーオブーライン（ＨＯＬ）ブロックを生じ
ない。

【０１５７】一方、クラスごとのキューイングは、唯一
の下流位置に唯一のボトルネック部がある場合に、より
実現しやすく、また、ほとんどキューを必要としないた
め、構成を簡略化できる。

【０１５８】第１に、ＣＡＣによって静的加重ｗｉが各
クラスに割り当てられる場合におけるキューを説明す
る。加重ｗｉの値は、クラスｉに割り当てられるフリー
帯域幅の割当を決定する。その後、観察されたＱｏＳに
基づいて、加重に閉ループ制御の関係で動的に変更が加
えられる方法が開示される。

【０１５９】クラス毎のキューイング セルがクラス毎にキューイングされる場合、クラスｉに
対応するトラヒックストリームは一連の個別ＶＣストリ
ームの集合である。ＣＡＣは、セル損失及びセル遅延に
対する要求を満足させるために必要な最小帯域幅Ｍｉを
決定する。ＣＡＣはＤＲＣスケジューラーに最低保証レ
ートＭｉとクラス加重ｗｉを与える。一つのボトルネッ
ク部におけるストリームｉに対する動的レートＲｉ
（ｎ）は次式（４４）によって計算される。

【０１６０】

【数４４】

【０１６１】上式においてｗｉはストリームｉに割り当
てられた加重であり、Ａ（ｎ）は時間間隔（（ｎ−１）
Δ，ｎΔ）における一組のアクティブストリームであ
る。表記を簡単にするために、計算された全てのレート
が、範囲［０，Ｃ］にレートがおさまるような関数Ｉ
［０，Ｃ］（ｘ）と乗算されるものと仮定する。アクテ
ィブストリーム又はＶＣの数（加重和）は次式（４５）
であらわされ、この値を推定する方法を以下に説明す
る。

【０１６２】

【数４５】

【０１６３】ｎｉ（ｎ）、すなわちストリームｉを構成
するアクティブＶＣストリーム数に対する推定値が得ら
れたものとする。ｗｉ＝ｎｉ（ｎ）と設定することによ
って、個々のＶＣについて未使用の帯域幅を公平に分配
できる。この場合、各ＶＣには超過帯域幅Ｅ（ｎ）が均
等に配分される。更に、クラス加重とアクティブＶＣの
数を超過帯域幅を分配する際に考慮することも可能であ
る。もし、Ψｉが静的クラス加重を示しているとする
と、ＤＲＣ加重はｗｉ（ｎ）＝Ψｉｎｉ（ｎ）の式を用
いて割り当てられる。

【０１６４】ＶＣ毎のキューイング ＶＣごとのキューイングにおいて、Ｎ個のＶＣキューが
存在しているものとする。各ＶＣキューはＫ個のクラス
のうちの一つに属している。ｃ（ｉ）は、ＶＣｉが属す
るクラスを、また、Ｃｋがクラスｋに属している一組の
ＶＣをあらわしているものとする。ＶＣｉには最低保証
レートＭｉが割り当てられているものとする。クラスｋ
にはクラス最低保証帯域幅Ｍｋが割り当てられ、この最
低保証帯域幅Ｍｋはクラスｋの全てのＶＣに対してＱｏ
Ｓを保証することができるものとする。クラスｋのＶＣ
ｉがアクティブでなくなると、未使用の帯域幅Ｍｉが、
まずクラスｃ（ｉ）に属しているＶＣによって、クラス
保証帯域幅Ｍｋまで、利用できるようになり、更に、他
のクラスのＶＣによっても利用できるようになる。

【０１６５】ＶＣ毎にキューイングする場合、ＶＣｉに
対して動的レートが次式（４６）のようにして計算され
る。

【０１６６】

【数４６】

【０１６７】Ｅｋ（ｎ）はサンプリング時間ｎにおいて
クラスｋの未使用帯域幅の推定値を示している。フロー
レートＦｋ（ｎ）は共通のキューに含まれるクラスｋの
セル時間ｎにおけるフローレートを表し、このレートが
測定されるものと仮定する。また、時間ｎにおける共通
のキューにあるクラスｋのセル数Ｑｋ（ｎ）をカウント
できると仮定する。共通のキューの長さは、次の式（４
７）によって与えられる。

【０１６８】

【数４７】

【０１６９】Ｅ（ｎ）で表されるボトルネック部の超過
帯域幅は、フローレートＦ（ｎ）と共通のキューの長さ
の関数によって推定され、前述のハイブリッドＰＤ制御
装置を使用して以下のようにして計算できる。

【０１７０】ｉｆ Ｆ（ｎ）＜Ｕ₀Ｃ ｔｈｅｎ Ｅ（ｎ＋１）＝Ｅ（ｎ）−α₀（Ｆ（ｎ）−Ｕ₀Ｃ）＝α
₁（Ｆ（ｎ）−１）−Ｕ₀Ｃ） ｅｌｓｅ Ｅ（ｎ＋１）＝Ｅ（ｎ）−α’₀（Ｑ（ｎ）−Ｑ₀）−
α’₁（Ｑ（ｎ−１）−Ｑ₀） ｅｎｄ ｉｆ 最低保証クラス帯域幅ＭｋはＣＡＣによって決定され、
また、クラスｋに対する動的レートは、以下の式（４
８）によって計算される。

【０１７１】

【数４８】 ここで、ｗ_kはクラスｋに対する加重であり、ｎ_k（ｎ）
はクラスｋに属しているアクティブＶＣの数の推定値で
ある。

【０１７２】動的クラスレートＲ_k（ｎ）はクラスｋの
ＶＣで利用できる帯域幅を表している。クラスｋのＶＣ
に対する、未使用帯域幅はＲ_k（ｎ）について計算さ
れ、クラスｋの未使用帯域幅Ｅ_k（ｎ）は以下のよう
に、ハイブリッドＰＤ制御装置を使用して計算できる。

【０１７３】 ｉｆ Ｆ_k（ｎ）＜Ｕ₀ ^(k)Ｒ_k（ｎ）ｔｈｅｎ Ｅ_k（ｎ＋１）＝Ｅｋ（ｎ）−α０（Ｆ_k（ｎ）−Ｕ₀ ^(k)
Ｒ_k（ｎ））−α₁（Ｆ_k（ｎ−１）−Ｕ₀ ^(k)Ｒ_k（ｎ−
１） ｅｌｓｅ Ｅ_k（ｎ＋１）＝Ｅ_k（ｎ）−α’₀（Ｑｋ（ｎ）−Ｑ₀
^(k)−α’₁（Ｑ_k（ｎ−１）−Ｑ₀ ^(k)） ｅｎｄ ｉｆ ここで、Ｕ₀ ^(k)およびＱ₀ ^(k)はそれぞれクラスｋに対す
る目標利用率及び目標キューの長さである。

【０１７４】このように、上述の新しいＶＣ毎にキュー
イングすることによって、未使用帯域幅を２つに分ける
ことができるようになった。クラス及びクラス内のＶＣ
による分配をそれぞれ第１及び第２の分配と呼ぶ。

【０１７５】式（４６）では、Ｅｃ（ｉ）（ｎ）はクラ
ス内のアクティブストリーム間で均等に分配されること
を示唆している。しかしながら、ＤＲＣの手法を持続す
れば、可変分配を行うこともできる。これは、加重要素
として、例えば、クラス内のそれぞれのＶＣにφｉを割
り当てることによって簡単に達成できる。この場合、レ
ートは次式（４９）に従って計算される。

【０１７６】

【数４９】

【０１７７】閉ループＱｏＳ制御 ＤＲＣ手法において、超過帯域幅Ｅ（ｎ）はフィードバ
ック制御ループによって計算される。この超過帯域幅
は、加重ｗｉによってストリーム間で分配される。前述
した説明では、加重は静的であり、ＣＡＣによって選択
されるものと仮定した。しかし、ＤＲＣの最も一般的な
形では、加重は時間的に変化する場合もある。ＤＲＣに
ついて、閉ループＱｏＳ制御を行う手法をストリームの
観測されたＱｏＳに基づいて加重は調整されるものとし
て、以下に説明する。ここではクラス毎のキューイング
を仮定して説明するが、この手法は、ＶＣキューイング
にも同様に適用される。

【０１７８】概念 上記したように、ＣＡＣの機能はＱｏＳを保証するため
に必要である。しかしながら、トラヒックストリームが
十分に特徴づけられないため、ＣＡＣは、ＱＯＳを保証
するためにストリームに対して割り当てられるべき帯域
幅の量を過大評価、あるいは過小評価してしまう。Ｑｏ
Ｓ保証が適切であるかどうかを決定する唯一の方法は、
個々のストリームによって得られるＱｏＳを測定するこ
とである。もし、測定されたＱｏＳが目標のＱｏＳ以下
であれば、更に帯域幅がストリームに対して割り当てら
れるべきである。逆に、ストリームに対するＱｏＳが目
標のＱｏＳを超過した場合は、ストリームから帯域幅を
除去し、それを帯域幅を更に必要としている他のストリ
ームに利用することが可能である。

【０１７９】動的あるいは測定に基づくＣＡＣ（先に引
用したＧ．Ｒａｍａｍｕｒｔｈｙａｎｄ Ｓ．Ｊａｍｉ
ｎ， Ｐ．Ｄａｎｚｉｇ， Ｓ．Ｓｈｅｎｋｅｒ， ａ
ｎｄ Ｌ．Ｚｈａｎｇによる、Ａ Ｍｅａｓｕｒｅｍｅ
ｎｔ−Ｂａｓｅｄ Ａｄｍｉｓｓｉｏｎ Ｃｏｎｔｒｏ
ｌ Ａｌｇｏｒｉｔｈｍ ｆｏｒ Ｉｎｔｅｇｒａｔｅ
ｄ Ｓｅｒｖｉｃｅ Ｐａｃｋｅｔ Ｎｅｔｗｏｒｋ
ｓ， ＩＥＥＥ／ＡＣＭ Ｔｒａｎｓ． ｏｎ Ｎｅｔ
ｗｏｒｋｉｎｇ， ｖｏｌ ９， ｐｐ．５６−７０，
Ｆｅｂｒｕａｒｙ １９９７）は、トラヒック測定に
基づいてストリームに割り当てられた帯域幅を調整す
る。測定は比較的長い期間に亘って行なわれる（例え
ば、呼保持時間よりも短い程度の時間）。

【０１８０】次に、ＣＡＣ帯域幅割り当てに対して訂正
が行なわれる。例えば、期間に亘ってセル損失率の妥当
な推定値を得ることが可能である。更に、ＱｏＳ質の低
下を受けるコネクションに付加されるべき帯域幅を決定
する方法について検討する必要がある。ここで、開示し
ている閉ループＱｏＳ制御は、動的ＣＡＣと比較してよ
り短い時間スケール上で、例えば、動的レートの計算の
場合と同じように行われる。閉ループ制御はＣＡＣによ
るエラーを軽減するために、短期間修正を行うことがで
きる。閉ループ制御はまた、動的ＣＡＣに対しても十分
に適用できる。

【０１８１】基本的な概念は、時間ｔで観測されたＱｏ
Ｓと、ストリームｉに対する目標ＱｏＳ測定値との間の
偏差に比例した加重ｗｉ（ｔ）を割り当てることであ
る。ｑｉ（ｔ）を時間ｔにおける第１ステージのキュー
ｉにおいてストリームｉに対して観測されたＱｏＳとす
る。例えば、ｑｉ（ｔ）は時間ｔにおいて得られたセル
遅延の測定値であってもよい。一方、ｑｉ＊はキューｉ
に対する目標ＱｏＳをあらわすものとする。観測された
ＱｏＳと目標ＱｏＳとの間の正規化された偏差は、次式
（５０）によって与えられる。

【０１８２】

【数５０】 また、加重は常に正の値であるはずであるから、この加
重は以下の式（５１）にしたがって割り当てられる。

【０１８３】

【数５１】

【０１８４】加重をこのように割り当てることによっ
て、目標ＱｏＳから大きく離れたストリームに対する超
過帯域幅の割り当て分が大きくなる。逆に、目標ＱｏＳ
と合致、あるいはそれを超過していたストリームに対す
る超過帯域幅の割り当て分は小さくなる。

【０１８５】閉ループＱｏＳ制御では、任意のストリー
ムの目標ＱｏＳからの最悪の場合の偏差を最小にするよ
うに、制御が行われる。式（５１）によって加重を割り
当てられると、各ストリームに対して、目標ＱｏＳに対
する確認されたＱｏＳの比率に基づいて超過帯域幅の割
り当てが定められる。この方法において、ＱｏＳの低い
ストリームには、自動的に、目標ＱｏＳに合致、あるい
はそれを超過しているストリームと比較して、より多く
の利用可能な超過帯域幅が割り当てられる。閉ループＱ
ｏＳ制御では、ＣＡＣによる帯域幅割り当てにおけるエ
ラーに短期間修正をかけることができる。

【０１８６】ＱｏＳ測定 実際、ストリームのＱｏＳはある期間に亘って測定され
なければならない。加重の更新は離散的な時間間隔で行
われる。このため超過帯域幅の計算の前後に、加重を直
接的に再計算するのが妥当である。例えば、ストリーム
に対する第１ステージのキュー内の平均セル遅延Ｄ
（ｎ）が時間間隔（ｎΔ，（ｎ＋１）Δ）に亘って測定
される。平均キュー長はまた、比較的簡単な加重関数で
あらわすことができる。

【０１８７】一方、比較的短い時間内において、セル損
失率を推定することは非常に難しい。このセル損失率は
時間間隔がより長い場合にのみ推定が可能である。動的
ＣＡＣは、現在の時点の間隔に亘って行なったトラヒッ
クの観測に基づいて、セル遅延率を推定し、次の測定期
間におけるセル遅延率を修正して、十分な帯域幅を割り
当てることができる。

【０１８８】動的レート制御による輻輳制御 ここでは、マルチステージスイッチ内のボトルネック部
において輻輳を制御するためにＤＲＣがどのように使用
されるかを検討する。それから、ホップーバイーホップ
で輻輳制御を行うために局部スイッチ以降にＤＲＣがど
のように行われるかを検討する。

【０１８９】入力−出力バッファスイッチ 従来例では、加重フェアシェアリングスケジューラが単
一のボトルネック部について帯域幅を分配している。最
低保証レートがこのボトルネック部に対して保証され
る。しかし、第２の下流ボトルネック部があれば、従来
例の加重フェアシェアリングスケジューラでは保証帯域
幅を与えることができない。第２ステージのボトルネッ
ク部への入力ストリームは第１ステージの異なったボト
ルネック部から生じることが多い。もし、これらの第１
ステージボトルネック部が加重フェアシェアリングスケ
ジューラによって独立してスケジュールされれば、共通
の第２ステージボトルネック部で輻輳が生じ、その結
果、保証レートの損失が起こる。

【０１９０】図９は、仮想的なＮ×Ｎ入力−出力バッフ
ァスイッチの例を示している。入力及び出力モジュール
ＩＭ１−ＩＭｎ及びＯＭ１−ＯＭｎは、それぞれ中央に
設けられた高速バス１２０（例えば、時分割多重化バ
ス）を有するコアスイッチ素子１０１に接続されてい
る。各入力モジュールは、バス１２０上に送信されるセ
ルをスケジュールするスケジューラを備えている。各出
力モジュールＯＭは、バスの速度、即ち、ライン速度の
Ｎ倍で動作するバッファＲＴ１−ＲＴＮに結合されてい
る。出力バッファ占有率がある一定の閾値に達する時、
信号が全ての入力モジュールに送られる。この信号によ
って、全ての入力モジュールは与えられた出力モジュー
ルへのトラヒックのフローを抑圧される。このため、出
力モジュールにおけるバッファのオーバーフローを防止
できる。

【０１９１】ここで異なった入力モジュールから発生
し、同じ出力モジュールへ向かう２つのストリームｓ１
及びｓ２を考慮してみる。この場合、両方のストリーム
は絶えず滞留されており、且つ、加重フェアシェアリン
グスケジューラによりスケジュールされるものとする。
この場合、スケジューラは動作維持型であるため、各入
力モジュールからの出力セルレートはラインレートＣと
同じとなる。結果として、出力モジュールバッファレベ
ルはバックプレッシャー閾値を越える場合が生じる。バ
ックプレッシャー信号は、出力モジュールでのバッファ
占有率が停止閾値以下になるまで、両方の入力モジュー
ルの出力を抑制する。この状況の下で、各ストリームの
スループットは０．５Ｃとなる。加重フェアシェアリン
グスケジューラを用いると、２つのストリームがそれぞ
れ異なったスループットを持つことは不可能である。こ
れは、スケジューラが第１ステージのボトルネックに対
して動作維持型であるためである。

【０１９２】一方、ＤＲＣスケジューラを入力モジュー
ルにおいて使用されると、入力モジュールからの出力ス
トリームは異なったレートにシェーピングできる。例え
ば、Ｍ１＝０．１Ｃで、Ｍ２＝０．８Ｃであるとする。
出力モジュールボトルネック部における超過帯域幅は、
０．１Ｃとなる。もし、この超過帯域幅が２つのストリ
ーム間で均等に分配されれば、２つのストリームへのス
ループットはそれぞれ、Ｒ１＝０．１５Ｃ、Ｒ２＝０．
８５Ｃとなる。

【０１９３】ホップーバイーホップ動的レート制御 セルがＶＣ毎にキューイングされると、動的レートの制
御は局部スイッチ以降において行うことができる。下流
側スイッチがＶＣ毎の基本のレート情報を、例えば、リ
ソース管理（ＲＭ）セルを介して送信できれば、局部Ｄ
ＲＣスケジューラはレートを使用してＶＣを以下のよう
にスレジュールすることができる。

【０１９４】本発明ではその特定の実施例について説明
してきたが、当業者による、多くの変形、修正、及び実
施例が可能である。従って、このような全ての変形、修
正、及び実施例が本発明の範疇にあると認められる。

【０１９５】上述した説明はＡＴＭスイッチのセルをス
ケジュールすることについてなされていたが、本発明の
動的レート制御（ＤＲＣ）は、パケットスイッチのデー
タパケットをスケジュールするために使用することも可
能である。この場合、例えば式（３９）及び（４０）
は、以下の式（５２）及び（５３）のように、パケット
の長さに関連して簡単に修正することができる。

【０１９６】

【数５２】

【数５３】 尚、Ｌはスケジュールされるキューのヘッド部分のパケ
ット長を示している。

【０１９７】更に、上記した説明は、入力バッファ及び
出力バッファを有するスイッチに適用する場合を前提に
して説明したが、本発明は、何等、この形式のスイッチ
に限定されることなく、共有バッファを有するスイッチ
にも、同様に適用できる。この場合、スケジュールの対
象となる各キューは、共有バッファ内に論理的に形成さ
れることになる。

【０１９８】

【発明の効果】本発明は、最低保証レートと超過帯域幅
分という２つの要素、即ち、スケジュール因子でレート
を定めることにあり、これによって、スケジューラは様
々なＱｏＳ要求に基づいてサービスを提供し、且つ、ダ
ウンストリーム側にボトルネックがある場合、レートを
シェーピングできると言う効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】従来の静的レートコントロールスケジューラを
説明するための概略図である。

【図２】本発明に係る動的レートコントロールスケジュ
ーラを概略的に説明するための図である。

【図３】本発明に係るコントローラの実施例を説明する
ためのブロック図であり、ここでは、利用率をマッチン
グさせる場合の例を示している。

【図４】本発明に係るコントローラの他の実施例を説明
するためのブロック図であり、ここでは、キュー長をマ
ッチングさせる場合の例を示している。

【図５】過負荷制御を行う動的レート制御（ＤＲＣ）を
行う本発明のスケジューラを示す概略図である。

【図６】多重ボトルネックが存在する場合における本発
明のＤＲＣスケジューラを説明するための概略図であ
る。

【図７】クラス毎にキューイングするためのレートシェ
ーピングスケジューラを説明するための概略図である。

【図８】仮想チャネル毎にキューイングするためのレー
トシェーピングスケジューラを説明するための概略図で
ある。

【図９】入力／出力バッファ形式のスイッチを説明する
ための概略構成図である。

【符号の説明】

Ｍｉ 最低保証レート Ｒｉ 動的レート Ｅｉ 可変割当レート Ｑｉ、ＳＱｉ ストリームキュー ＣＱ 共通キュー Ｃ 共通レート １０、１４ 加算器 ３０、３４ ＤＲＣスケジューラ ２０、２４ 制御部

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ブライアン マーク アメリカ合衆国，ニュージャージー 08540，プリンストン，４ インディペン デンス ウエイ，エヌ・イー・シー・ユ ー・エス・エー・インク内 (72)発明者 ゴパラクリシナン ラママーシー アメリカ合衆国，ニュージャージー 08540，プリンストン，４ インディペン デンス ウエイ，エヌ・イー・シー・ユ ー・エス・エー・インク内

Claims (27)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数のキューを備え、ＡＴＭスイッチに
   到来する複数のセルをレートベースでスケジュールする
   方法において、 前記複数のセルを一つづつ、それぞれ個々のキューに導
   くステップと、 前記各キューに対して、最低保証レートを割り当てるス
   テップと、 前記各キューに対して、超過レート分を割り当てるステ
   ップと、 ダウンストリームリンクにおける超過帯域幅を推定する
   ステップと、 各最低保証レートに基づいて、前記キューから前記セル
   を送信すると共に、前記超過レート分に従い前記キュー
   に超過帯域幅を配分するステップとを有することを特徴
   とするスケジュール方法。
2. 【請求項２】 複数の入力キューを有するＡＴＭスイッ
   チにおいて、レートベースでスケジュールする方法にお
   いて、 前記各入力キューに対して最低保証レートを割り当てる
   ステップと、 前記各入力キューに対して可変割当レートを計算するス
   テップと、 個々の前記最低保証レート及び個々の前記可変割当レー
   トに基づいて、動的レートを算出し、当該動的レートに
   したがって、前記入力キューに到来するストリームを形
   成するステップとを有することを特徴とする方法。
3. 【請求項３】 請求項２において、前記ＡＴＭスイッチ
   は複数の出力バッファを有し、前記方法は、 前記出力バッファのそれぞれのレベルを監視し、前記バ
   ッファの一つが所定のレベルに達した時には、前記一つ
   のバッファを識別するシェーピング信号を生成するステ
   ップと、 前記シェーピング信号が生成されない時には、最低保証
   レートと可変割当レートを合成した動的レートに基づい
   て前記キューをスケジュールし、前記シェーピング信号
   が生成される場合には、前記最低保証レートに基づいて
   前記キューをスケジュールするステップを有することを
   特徴とする方法。
4. 【請求項４】 複数のセルストリームをレートベースで
   スケジュールするスケジュール方法において、 前記複数のセルストリームにそれぞれ最低保証レートを
   割り当て、 前記各セルストリームに対して、ダウンストリームのボ
   トルネックにおける割り当てられた加重と、推定された
   超過帯域幅の積によって定まる可変割当レートを計算す
   るステップと、 各最低保証レートに対応する各可変割当レートを加算し
   て、動的レートを計算するステップを有することを特徴
   とするスケジュール方法。
5. 【請求項５】 請求項４による方法において、超過帯域
   幅がフィードバック制御ループによって推定されること
   を特徴とするスケジュール方法。
6. 【請求項６】 請求項４において、前記割り当てられた
   加重が時間的に一定であることを特徴とするスケジュー
   ル方法。
7. 【請求項７】 請求項４において、前記割り当てられた
   加重が時間的に変化することを特徴とするスケジュール
   方法。
8. 【請求項８】 到来したセルストリームをバッファから
   送信する際の送信レートをシェービングする方法におい
   て、 前記バッファの格納レベルを監視するステップと、 前記バッファの格納レベルが第１の所定の閾値に到達す
   ると、前記ストリームの送信レートを予め割り当てられ
   た最低保証レートにまで減少させるステップと、 前記バッファのレベルが第２の所定の閾値に到達する
   と、前記ストリームの送信を停止するステップを有する
   ことを特徴とするシェーピング方法。
9. 【請求項９】 複数の入力バッファを有するＡＴＭスイ
   ッチ内において、複数の仮想チャネルをキューイングし
   た後、シェーピングする法において、 前記各仮想チャネルに対して、入力バッファを割り当て
   るステップと、 前記各入力バッファに対して、最低保証レートを与える
   ステップと、 前記各入力バッファに対して加重を割り当てるステップ
   と、前記ＡＴＭスイッチ内の未使用帯域幅を前記各入力
   バッファに対して前記割り当てられた加重に応じて配分
   することによって、未使用帯域割当分を得るステップ
   と、前記各入力バッファに対して、前記最低保証レート
   と前記未使用帯域割当分とを加算することによって動的
   レートを計算するステップと、 前記動的レートに基づいて、前記各入力バッファの送信
   をシェーピングするステップを有することを特徴とする
   方法。
10. 【請求項１０】 請求項９において、前記各入力バッフ
    ァは、単一の仮想チャネルに対して割り当てられること
    を特徴とする方法。
11. 【請求項１１】 請求項９において、前記各入力バッフ
    ァは、互いに同一のサービス品質を要求する複数の仮想
    チャネルに割り当てられており、 更に、前記各入力バッファの動的レートにしたがって、
    各アクティブ仮想チャネルを分配するステップを有する
    ことを特徴とする方法。
12. 【請求項１２】 請求項１１による方法において、前記
    動的レートはそれぞれのアクティブ仮想チャネル間に等
    しく分配されることを特徴とする方法。
13. 【請求項１３】 請求項１１による方法において、前記
    各仮想チャネルに二次加重が割り当てられ、動的レート
    は、各二次加重に基づいて前記各仮想チャネルに分配さ
    れることを特徴とする方法。
14. 【請求項１４】 バッファ内の過負荷を制御する方法に
    おいて、 前記バッファ内の負荷レベルを監視するステップと、 前記負荷レベルが第１の閾値に達する時、前記バッファ
    への入力が最低保証レートにまで減少されるようにシェ
    ーピング信号を生成するステップと、 前記負荷レベルが第２の閾値に達する時、前記バッファ
    への入力を停止する停止信号を生成するステップとを有
    することを特徴とする過負荷制御方法。
15. 【請求項１５】 請求項１４において、 前記バッファにおいて利用可能な未使用の帯域幅を推定
    するステップと、 前記推定された未使用帯域幅を示す信号を生成するステ
    ップとを有することを特徴とする方法。
16. 【請求項１６】 複数のキューを有するスイッチに到達
    する複数のパケットをレートベースでスケジュールする
    方法において、 前記複数のパケットをそれぞれ対応したキューに導くス
    テップと、 前記各キューに対して最低保証レートを割り当てるステ
    ップと、 前記各キューに対して超過レートの割当分を分配するス
    テップと、 ダウンストリームリンクにおける超過帯域幅を評価する
    ステップと、 前記超過レートの割当分にしたがって、前記キューに超
    過帯域幅を分配しながら、前記最低保証レートに基づい
    て、前記キューから前記パケットを送信するステップと
    を有することを特徴とするスケジュール方法。
17. 【請求項１７】 複数の入力キューを有するスイッチに
    おけるレートベースのスケジュール方法において、 前記各キューに対する最低保証レートを割り当てるステ
    ップと、 前記各キューに対する可変割当レートを計算するステッ
    プと、 前記最低保証レートと各可変割当レートに基づいて、両
    者からなる動的レートを計算し、前記キューに到来する
    各パケットストリームをシェーピクングするステップと
    を有することを特徴とする方法。
18. 【請求項１８】 複数の入力ポートと、複数の出力ポー
    トとの間をスイッチするスイッチに使用され、当該スイ
    ッチ内の複数のキューをスケジュールする方法におい
    て、各キュー毎に定められた第１のスケジュール因子を
    算出するステップと、 前記各キューと残りのキューとの間の関係によって相対
    的に定まる第２のスケジュール因子を算出するステップ
    と、 前記各キューを第１のスケジュール因子だけで、スケジ
    ュールするか、第１及び第２のスケジュール因子の双方
    にしたがって、スケジュールするかを決定するステップ
    とを有することを特徴とするスケジュール方法。
19. 【請求項１９】 請求項１８において、前記第１のスケ
    ジュール因子は、各キューに保証された最低保証レート
    であり、前記第２のスケジュール因子は、前記各キュー
    と当該キュー以外のキューとの間のレート関係によって
    定まる可変割当レートであることを特徴とするスケジュ
    ール方法。
20. 【請求項２０】 請求項１９において、前記第２のスケ
    ジュール因子としての可変割当レートは、前記各キュー
    に予め割り当てられている加重に依存していることを特
    徴とするスケジュール方法。
21. 【請求項２１】 請求項１９において、前記第２のスケ
    ジュール因子としての可変割当レートは、前記キューに
    よって共通に使用される共通キューのレートと、前記共
    通キューを使用する前記キューの最低保証レートを加算
    したレートとに基づいて、前記共通キューにおける未使
    用レートを算出し、当該未使用レートを分配することに
    よって決定されることを特徴とするスケジュール方法。
22. 【請求項２２】 請求項２１において、前記未使用レー
    トは、前記各キューに予め割り当てられている加重とに
    よって決定されることを特徴とするスケジュール方法。
23. 【請求項２３】 請求項２２において、前記スイッチは
    ＡＴＭスイッチであり、前記加重は、前記ＡＴＭスイッ
    チで行われるコネクション受付制御のサービスクラス及
    び現時点におけるアクティブキューに基づいて、動的に
    決定されることを特徴とするスケジュール方法。
24. 【請求項２４】 請求項２３において、前記未使用レー
    トは、前記共通キューにおける目標利用率と、前記共通
    キューにおける全フローレートとを使用して算出される
    ことを特徴とするスケジュール方法。
25. 【請求項２５】 請求項２３において、前記第未使用レ
    ートは、共通キューにおける目標キュー長と現在のキュ
    ー長との関係を使用して算出されることを特徴とするス
    ケジュール方法。
26. 【請求項２６】 請求項１８において、前記スイッチは
    入力バッファ及び出力バッファの少なくとも一つを備え
    たＡＴＭスイッチであり、前記スケジュール動作は、当
    該各バッファ内のキューに対して行われることを特徴と
    するスケジュール方法。
27. 【請求項２７】 請求項１８において、前記スイッチは
    共有バッファを備えたＡＴＭスイッチであり、前記スケ
    ジュール動作は、当該共有バッファ内のキューに対して
    行われることを特徴とするスケジュール方法。