KR101130098B1 - 집합된 클라이언트 패킷들의 이송 - Google Patents

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Abstract

본 발명은 패킷 이송 네트워크를 통해 하나 이상의 클라이언트 신호들을 전송하는 방법에 관한 것이다. 상기 방법에 따라, 하나 이상의 클라이언트 신호들의 패킷들은 네트워크의 입구 노드에서 수신된다. 수신된 패킷들의 타이밍을 특징화하는 타이밍 정보가 결정되고, 수신된 패킷들은 컨테이너에 매핑된다. 컨테이너 및 타이밍 정보는 네트워크를 통해 전송된다. 네트워크의 출구 노드에서, 패킷들은 컨테이너로부터 추출되고, 패킷들은 전송된 타이밍 정보에 기초하여 추가적인 전송을 위해 타이밍된다.

Description

집합된 클라이언트 패킷들의 이송{TRANSPORT OF AGGREGATED CLIENT PACKETS}
본 발명은 광학 통신에 관한 것으로, 특히, 패킷 이송 네트워크를 통해 하나 이상의 클라이언트 신호들의 집합된 패킷들을 전송하는 방법에 관한 것이다. 또한, 본 발명은 이러한 패킷 이송 네트워크를 위한 네트워크 요소들 및 그와 같은 것으로서 패킷 이송 네트워크에 관한 것이다.
패킷 네트워크들에서, 패킷 사이즈, 데이터 레이트(data rate), 및 포워딩 지연(forwarding delay)의 3쌍의 요소들은 본질적으로 서로 묶여진다. 패킷들, 예컨대 이더넷 패킷들(Ethernet packets)은 통상적으로, 최종 사용자 애플리케이션의 필요성에 대해 사이즈에 따라 채택되고, 특히, 그 애플리케이션에 대해 수용가능한 포워딩 지연을 제공하기 위해 채택된다. 최종 사용자의 통상적인 데이터 레이트들에서, 패킷 사이즈는 인간의 일시적인 인지 시야(human temporal perception horizon) 아래의 포워딩 지연들을 생성하도록 된다. 예컨대, 1000 byte들의 사이즈를 갖는 이더넷 패킷은 64kbit/s의 데이터 레이트를 갖는 음성 호출 데이터(voice call data)에 의해 채워지는데 125ms가 걸리고, 그에 의해, 125ms의 범위에서 포워드 지연을 생성한다. 그러므로, 작은 최종 사용자 데이터 레이트로 동작하는 애플리케이션들은 작은 패킷 사이즈들을 선호하고, 그에 의해, 인간의 일시적인 인지 시야 아래에 있도록 포워딩 지연을 감소시킨다.
코어 네트워크들(core networks)에서, 패킷들의 포워딩 지연에 의존하는 부가적인 패킷 사이즈는 애플리케이션 데이터 레이트에서 코어 데이터 레이트로의 가속으로 인해 보다 낮다. 하지만, 애플리케이션들(특히, 예컨대 10 Mbit/s의 데이터 레이트를 갖는 비디오 스트리밍 애플리케이션들로서 높은 데이터 레이트를 갖는 애플리케이션들)은 다른 지연 기여들(delay contributions)로 인해 이 작은 포워딩 지연으로부터 이익을 취할 수 없다. 예컨대, 코어 네트워크에서 1000km의 스팬(span)의 파이버 전파 지연(fiber propagation delay)은 5ms의 범위(패킷 사이즈에 무관)에 있고, 반면에, 이러한 코어 네트워크의 노드(node)에서, 1000 byte들의 사이즈를 갖는 패킷의 포워딩 지연에 의존하는 패킷 사이즈는 1㎲만큼 낮고, 모든 다른 지연 기여들보다 훨씬 낮다. 그러므로, 코어 네트워크에서 전체 부가적인 포워딩 지연은 코어 네트워크에서 포워딩 지연에 의존하는 작은 패킷 사이즈에 의해 지배되지 않고, 주로 다른 지연 기여들에 의해 결정된다. 코어 네트워크에서 포워딩 지연에 의존하는 작은 패킷 사이즈는 보다 큰 패킷 사이즈들을 가능하게 한다. 하지만, 위에서 논의된 바와 같이, 통상적으로, 패킷 사이즈는 사용자 애플리케이션의 필요에 의해 결정된다.
프로토콜 패킷들은 보다 작은 패킷 사이즈들을 가질 수 있다. 가장 작은 패킷들 중에서, 64 비트들의 사이즈를 갖는 광범위하게 사용된 TCP(transmission control protocol) ACK 패킷이다. 이 패킷은 TCP에서 패킷의 수신을 인식하는데 사용되며, 기존의 인터넷 실행시에 회피될 수 없다.
고속 코어 네트워크에서, 클라이언트 트래픽은 각각의 개인적인 클라이언트 패킷이 코어에서 개별적으로 포워드됨에도 불구하고, 볼륨(volume)에 의해 집합된다. 그러므로, 패킷 입상(packet granularity)은 최종 사용자 애플리케이션에서 코어 네트워크로 변하지 않는다. 코어 네트워크의 입구 노드(ingress node)에서, 각각의 클라이언트 패킷은 T_MPLS(Transport Multiprotocol Label Switching), PBB(Provider Backbone Bridge) 또는 MAC-in-MAC와 같은 1:1 캡슐화 기술들(encapsulation techniques)을 사용함으로써 코어 네트워크를 통한 전송 동안 개별적으로 캡슐화될 수 있는데, 즉 하나의 이더넷 패킷이 또 다른 이더넷 패킷에 캡슐화될 수 있다. 캡슐화된 패킷은 불명확(opaque)한데, 즉 코어 네트워크에 대해 가시적이지 않다.
코어 네트워크의 높은 데이터 레이트에서, 사용자 애플리케이션에 의해 결정되는 바와 같은 변경불가능한 패킷 사이즈는, 각 패킷의 헤더가 코어 네트워크에서 프로세스되므로, 코어 네트워크에서 동일한 패킷(또는 또 다른 패킷에서는 1:1 캡슐화됨)의 효과적인 이송을 위해 훨씬 작다. 코어 네트워크의 라인 레이트가 클수록, 헤더 프로세싱을 위한 노력도 커진다. 더욱이, 코어 네트워크 요소들의 패킷 프로세싱 성능들은 최대 로드(load) 및 가장 작은 패킷 사이즈인 최악의 경우에도, 충분하도록 설계되어야 한다. 이러한 시나리오는 행복한 것 같지 않지만, 안전히 배제될 수는 없다. 그러므로, 10Gbit/s, 100Gbit/s 이상, 예컨대 100 Gbit/s 이더넷에 대한 코어 네트워크 라인 카드들(core network line cards)에서, 패킷들의 헤더 프로세싱은 대부분의 파워 및 실리콘 영역 소모 태스크(power and silicon area consuming task)이다.
헤더 프로세싱의 노력을 감소시키기 위한 잘 알려진 접근법은 보다 큰 사이즈의 컨테이너들에 보다 작은 사이즈의 패킷들을 집합시키는 것이며, 예컨대, 광학 버스트 스위칭(optical burst switching)에서, 보다 큰 컨테이너들(또한, 버스트 또는 프레임들이라 함)에 패킷들의 버스트피캐이션(burstification)이 사용된다. 네트워크 입구 노드에서, 동일한 목적지를 갖는 패킷들이 축적되고, 코어 네트워크를 통해 불명확한 실체로서 차례로 이동되는 컨테이너에 집합된다. 각각의 네트워크 출구 노드에서만, 컨테이너는 로드되지 않고, 포함된 패킷들은 클라이언트 네트워크에 해제(release)된다. OBS에서, 컨테이너로의 패킷들의 집합은, 광학 디바이스들의 느린 스위칭 속도로 인해 필수적이다. 집합 없이, 광학 디바이스들은 가능하지 않은 패킷에 대해 스위칭된다. 전자 또는 광전자 스위칭하는(opto-electronic switching) 경우에, 컨테이너에 패킷들의 축적하고, 축적된 패킷들을 집합시키는 개념은 코어 스위치들에서 초당 패킷 카운트의 축소를 위해 또한 재사용될 수 있다.
적어도 2개의 단점들에서 이러한 컨테이너 결과들의 집합해제 및 컨테이너로의 집합의 프로세스는 다음과 같다:
1. 낮은 로드의 경우에, 초기에(즉, 집합 전에), 잘 분리된 희박한 패킷들은, 컨테이너 내의 패킷들의 타이밍을 잃어버리므로, 코어 네트워크를 통한 전송 후에 패킷들의 버스트들에 함께 럼프(lump)된다. 이것은, 코어 네트워크의 출구 노드의 낮은 순위 네트워크들 다운스트림에 대해 문제점들을 야기한다.
2. 이러한 코어 네트워크의 입구 노드에서 가변의 트래픽 로드는 컨테이너에 대한 패킷들을 축적하기 위한 가변의 축적 시간들을 추가로 야기한다. 축적 시간에서의 이러한 불확실성은, 컨테이너들 간의 지연에 대한 일시적인 변화들(variations)을 야기하고, 집합해제 후에 패킷 도달에 대한 큰 지터(jitter)를 야기한다. 이러한 지터는 일정한 패킷 시간 거리들을 필요로 하는 애플리케이션들을 스티밍(steaming)하는데 문제점이 있다.
이하에서, 집합해제 후 패킷들 흐름의 높은 버스트니스(buristiness)의 문제점이 상세히 논의된다.
경계들에서 저속 액세스 네트워크들 및 그 사이에서 고속 코어 네트워크를 갖는 계층적 네트워크에서, 패킷 흐름들의 타이밍은 중요한 파라미터이다. 통상적으로, 패킷 흐름은 기원하는 네트워크(originating network)에 의해 자연스럽게 형성된다. 패킷들 간의 일시적인 거리는, 전송이 기원하는 네트워크 또는 수신하는 네트워크 어느 것도 오버로드(overload)하지 않는 것을 보장한다. 코어 네트워크는 다른 트래픽에 의한 로드에 무관하게 그리고 개별적인 흐름들의 명백한 인식 없이, 패킷 흐름의 타이밍을 보존한다. 이것은, WFQ(Weighted Fair Queuing) 또는 WRR(Weighted Round Robin)과 같은 큐잉(queuing) 및 스캐줄링 방식들을 사용함으로써 보장된다.
고속 코어 네트워크를 통해 클라이언트 패킷들을 전송하기 위해, 클라이언트 신호들의 미세하게 그레인된 패킷들(fine grained packets)은 통상적으로 예컨대 SDH(ITU-T G.701로 정의되는 것과 같은 Synchronous Digital Hierarchy) 또는 SONET(텔코디어(Telcordia)로부터의 GR-253-CORE로 정의되는 것과 같은 Synchronous Optical Networking) 또는 OTN(ITU-T G.709로 정의되는 것과 같은 Optical Transport Network)의 경우에, 큰 이송 컨테이너들에 캡슐화된다. 모든 이들 이송 프로토콜들은 컨테이너가 연속으로 이동하는 TDM(time-division multiplexing) 엔티티(동기 트래픽)이고, 즉 컨테이너들은 연속으로 생성되고, 컨테이너들의 로드에 무관하게, 이송 프로토콜의 데이터 레이트에 따라 전송된다. 클라이언트 패킷들은 상황에 따라 컨테이너들에 매핑된다. 산발적인 패킷 스트림의 경우에, 컨테이너들은 필요에 따라 유휴 패턴들(idle patterns)에 의해 패드(pad)된다. 그러므로, 서로에 대한 패킷들의 상대적인 타이밍은 이러한 고속 네트워크의 입구 노드에서 이러한 네트워크의 출구 노드로 변하지 않는다.
이것은 통상적으로, 예컨대, 버스트 또는 프레임 스위칭된 네트워크들에서, 컨테이너 내의 축적된 패킷들의 집합 및 패킷 축적을 갖는 패킷 이송 네트워크들에서의 경우가 아니다. 이러한 네트워크들은 연구 중에 있고, 아직 충분히 표준화되어 있지 않다. 이러한 네트워크들에서 다수의 작은 클라이언트 패킷들은 네트워크 코어에서 스위칭 오버헤드를 세이브하기 위해 큰 컨테이너들에 집합된다.
버스트 스위칭된 네트워크는 OBS의 개념에 기초한다. 버스트 스위칭된 네트워크들에서, 하나 이상의 클라이언트 신호들의 보다 작은 패킷들은 특정한 출구 노드에 전송되는 보다 큰 버스트에 집합된다. 네트워크를 통해 버스트를 전송할 때, 네트워크의 광학 버스트 스위치들은 네트워크의 입구 노드에서 각각의 출구 노드로 각각의 버스트를 포워드하도록 스위칭된다.
또한, 프레임 스위칭된 네트워크들에서, 하나 이상의 클라이언트 신호들의 복수의 보다 작은 패킷들은 보다 큰 프레임에 집합된다. (로드에 의존하는) 프레임을 채운 후에, 프레임은 각각의 엔티티로서 동기하는 고속 이송 스트림에 스위칭된다. 대한민국 광주시에서 2006년 9월의 SPIE(아시아태평양 광학 통신 2006)의 진행중에, 지 에일렌버거(G. Eilenberger)의 논문 "Long term network architectures and scenario based on optical burst/packet switching", Vol. 6354는, 섹션 3.1에서, G.709 표준의 변형에 기초하여 프레임 스위칭된 네트워크의 예를 개시한다. 이 개시는 여기에 참조로서 포함되어 있다. 프레임들은 분리된 엔티티들로서 네트워크의 노드들 내부에서 스위칭되고, 반면에, 노드들 간의 전송 링크들은 G.709에 따른 연속적이고 동기하는 전송을 유지한다. 부가(add)/드롭(drop) 멀티플렉서에서, 클라이언트 인터페이스 신호들은 프레임 집합 유닛에 의해 채택된 G.709 프레임 포맷으로 집합된다. 프레임들을 채운 후에, 프레임들은 동기하는 이송 스트림에 개별적으로 스위칭되고, 즉 프레임들은 고정된 기간으로 고속 이송 스트림에 주기적으로 스위칭되지 않는다.
버스트 스위칭된 네트워크들 및 프레임 스위칭된 네트워크들에서, 전송 전에 완료될 때까지 정상적으로 대기하는 다수의 클라이언트 패킷들을 포함하는 보다 큰 사이즈의 컨테이너(즉, 버스트 스위칭된 네트워크의 경우에 버스트, 및 프레임 스위칭된 네트워크의 경우에 프레임)가 사용된다. 차례로, 컨테이너의 완료는 실제 트래픽 로드에 의존한다. 예컨대, 낮은 트래픽 로드의 경우에, 패킷들 간의 유휴 패턴은 일반적으로 사용되지 않는다. 클라이언트 패킷들은 입구 노드에서 상대적인 타이밍에 무관하게, 하나씩 컨테이너에서 캡슐화된다. 패턴을 채우는 것은 컨테이너의 끝에서만 일어날 수 있다. 출구 노드에서, 컨테이너 내의 캡슐화된 패킷들은 로드되지 않고, 액세스 네트워크(또는 메트로 네트워크)에 해제된다. 하지만, 이 점에서, 패킷들 간의 원래 타이밍은 더 이상 이용불가능하다. 트래픽 로드에 의존하여, 클라이언트 패킷들은 버스트들에서 함께 럼프될 수 있다. 이것은 다운스트림 네트워크 버퍼들 상에 큰 부담을 야기한다. 특히, 낮은 트래픽 로드의 경우에, 출구 노드에서 패킷 흐름의 높은 버스트니스가 쉽게 발생할 수 있다. 이러한 높은 버스트니스는 패킷들이 출구 노드에 들어갈 때는 존재하지 않는다.
이 문제점은 도 1 내지 도 3을 참조하여 상세히 설명된다.
도 1은 경계들에서 하나 이상의 저속 액세스 또는 메트로 네트워크들 및 종래의 동기하는 고속 코어 네트워크(예컨대, SDH 네트워크)를 갖는 종래의 계층적 네트워크에서의 클라이언트 패킷 흐름을 도시한다. 통상적으로, 저속 액세스 네트워크들은 보다 낮은 순위 분배 네트워크들에 접속된다. 예컨대, 회사 네트워크에 위치되는, 전송 노드(1)(인접 끝단(end))로부터, 보다 낮은 데이터 레이트 클라이언트 신호(2)는 고속 코어 네트워크의 입구 노드(3)에 액세스 네트워크를 통해 전송된다. 보다 낮은 데이터 레이트로 인해, 신호(2)의 패킷들은 도 1에 나타내진 바와 같이 상대적으로 긴 지속기간을 갖는다. 입구 노드(3)는 (데이터 레이트를 증가시킴으로써) 패킷 지속기간을 줄이기 위한 수단(4) 및 다른 클라이언트 신호들을 갖는 패킷들을 지속적인 고속 이송 신호(6), 예컨대 10Gbit/s SDH 신호로 멀티플렉싱하기 위한 멀티플렉싱 수단(5)을 제공한다. 분리된 유닛들로서 도시되어 있지만, 통상적으로 수단(4)과 (5)는 단일 유닛에서 구현된다. 코어 네트워크를 통해 출구 노드(7)에 전송한 후에, 프로세스는 반전되는데(reverse), 즉 수신된 고속 이송 신호(6)는 다양한 클라이언트 신호들로 디멀티플렉싱 수단(demultiplexing means:8)에 의해 디멀티플렉스되고, 디멀티플렉스된 신호의 패킷 지속기간은 적절한 수단(9)에 의해 증가된다. 출구 노드(7)로부터, 클라이언트 신호(10)는 저속 액세스 네트워크 및 다른 낮은 순위 분배 네트워크들을 통해 목적지에 포워드된다. 도 1에 도시된 바와 같이, 먼 끝단(far end: 11)은 목적지 전에 마지막 중간 노드들 중 하나(예컨대, 플로어 분배자(floor distributor) 또는 DSL 액세스 멀티플렉서)를 설명하며, 여기에서, 문제점들은 패킷 흐름의 버스트니스의 경우에 일어날 수 있고, 즉 먼 끝단(11)은 출구 노드(7) 배후의 병목(bottleneck)을 나타낸다. 그러나, 도 1에 도시된 바와 같이, 입구 노드(3)에서 신호(2)의 수신된 패킷들의 흐름은 출구 노드(7)에서 신호(10)의 포워드된 패킷들의 흐름에 대응하고, 즉 흐름 모양이 보존되고, 문제가 발생하지 않는다.
도 2는 과중한 로드의 경우에 로드 의존형 컨테이너 생성에 대해 버스트 또는 프레임 스위칭된 코어 네트워크를 갖는 계층적 네트워크에서 클라이언트 패킷 흐름을 도시한다. 동일한 도면 번호들로 기재된 도 1 및 도 2의 비유적인 요소들은 기본적으로 동일하다. 도 2에서, 멀티플렉싱 수단(5')은 또한, 다양한 클라이언트 신호들의 패킷들을 컨테이너들(20a 내지 20c)에 집합하도록 구성되고, 디멀티플렉싱 수단(8')은 또한, 컨테이너들(20a 내지 20c)로부터 패킷들을 추출하도록 구성된다. 클라이언트 패킷들은 입구 노드에서 상대적인 타이밍에 무관한 컨테이너에서 하나씩 차례로 놓인다. 과중한 로드의 경우에, 하나의 클라이언트 신호의 제한된 수의 패킷들(여기에서는, 컨테이너당 하나의 패킷)만이 하나의 컨테이너에 집합된다. 출구 노드(7)에서 클라이언트 신호(2)의 패킷들을 추출하고, 수단(9)에서 패킷 지속기간의 채택 후에, 패킷들은 목적지에 포워드된다. 도 2에 나타내진 바와 같이, 입구 노드(3')에서 신호(2)의 수신된 패킷들의 흐름은 필연적으로, 출구 노드(7)에서 신호(10)의 포워드된 패킷들의 흐름에 대응한다. 그러므로, 컨테이너들로의 집합은 흐름 모양을 전혀 방해하지 않거나, 단지 무시할 정도로만 방해한다.
도 3은 도 2의 네트워크의 낮은 로드의 경우에 클라이언트 패킷 흐름을 도시한다. 동일한 도면번호들로 기재된 도 2 및 도 3의 도시적인 요소들은 기본적으로 동일하다. 도 3의 낮은 로드로 인해, 클라이언트 신호의 보다 많은 패킷들이 하나의 컨테이너에 집합될 수 있고, 예컨대. 클라이언트 신호(2)의 두 개의 패킷들은 제 1 컨테이너(20d)에 집합될 수 있다. 출구 노드(7)에서 클라이언트 신호(2)의 패킷들을 추출하고 수단(9)에서 패킷 지속기간의 채택 후에, 패킷들은 먼 끝단(11)에서 저속 링크를 스트레스(stress)하여, 함께 럼프된다. 출구 노드(7)에서 흐름의 이러한 높은 버스트니스는 버스트니스가 먼 끝단에서 일시적으로 오버로드를 일으키므로, 다운스트림 네트워크 버퍼들 상에 부담을 준다. 이것은, 가장 작은 버퍼들이 통상적으로 액세스시에 설치되므로 훨씬 더 나쁘며, 또한 목적지 호스트 근처의 소비자 소유의 스위치들은 컨테이너 스위칭된 이송 네트워크로부터 이격되어 있고, 그 네트워크를 인식하지 못한다. 결국, 이러한 네트워크의 컨테이너에서 패킷들의 집합은 트래픽 모양에 대한 수정뿐만 아니라, 적절한 이동(mitigation)에 대한 낮은 기회가 있어서 실제 루트(real root)로부터 이격되어 있는, 접속의 먼 끝단에서 문제점들을 야기한다.
그래서, 본 발명의 목적은 패킷 이송 네트워크를 통해 클라이언트 패킷들을 전송하는 방법을 제공하는 것이며, 상기 방법은 헤더 프로세싱 성능들을 줄일 수 있게 한다. 상기 방법은 상술된 바와 같은 출구 노드에서 흐름에 대한 높은 버스트니스의 문제점을 극복한다. 본 발명의 또 다른 목적은 이러한 패킷 이송 네트워크의 입구 및 출구 노드들에 대한 네트워크 요소들을 대응시키는 단계를 제공하고, 그와 같은 네트워크를 제공하는 것이다.
이들 목적들은 독립청구항들에 따른 상기 방법, 네트워크 요소들, 및 이송 네트워크에 의해 달성된다.
본 발명의 제 1 양태는 패킷 이송 네트워크를 통해 하나 이상의 클라이언트 신호들(예컨대, 이더넷 신호들 또는 IP/PPP - Internet Protocol/Point-to-Point Protocol signals)을 전송하는 방법에 관한 것이다.
상기 방법은 출구 노드에서 클라이언트 흐름 타이밍을 줄기기 위한 조치들과 연계하여 패킷 이송 네트워크의 입구 노드에서 보다 큰 컨테이너(예컨대 이더넷 점보 프레임(Ethernet jumbo frame))에 다수의 패킷들의 집합(aggregation), 특히 로드 의존형 집합(load dependent aggregation)을 제안한다.
패킷 헤더들이 아닌 단지 컨테이너 헤더들 사이의 노드들에서 프로세스될 수 있다. 그러므로, 캡슐화된 패킷들의 헤더가 아닌 단지 컨테이너들의 헤더들이 코어 네트워크에 대해 보인다. 이러한 집합은 적어도 100의 팩터(factor)에 의해 나쁜 경우의 패킷 헤더 프로세싱(예컨대, 10Gbit/s 또는 100Gbit/s 이더넷 링크들)을 줄일 수 있다.
본 발명은, 특히 실제 트래픽 로드 및 그것의 변형들에 무관하게, 출구 노드에서 클라이언트 흐름 타이밍을 재생하는 조치들을 제공함으로써 집합으로 인한 문제점들(예컨대, 트래픽 형성, 지터 도입, 및 일반적인 타이밍 문제점들)을 해소한다. 그러므로, 학술 연구에서 논의되는 바와 같은 컨테이너 집합의 개념이 액세스 및 애플리케이션 레이어들(application layers)에 부정적인 영향을 미치지 않고, 생산적인 네트워크들에 사용될 수 있다.
입구 노드에서 수신된 패킷들의 타이밍 정보를 결정하고, 이 타이밍 정보를 패킷 이송 네트워크를 통해 전송함으로써, 컨테이너 내 패킷들의 상대적인 원래 패킷 타이밍이 코어 네트워크에서 재구성될 수 있다.
헤더 카운트는 필연적으로 일정한(즉, 실제 트래픽에 무관) 낮은 레벨로 제한될 수 있다. 낮은 로드의 경우에, 예컨대 1 또는 2개의 패킷들만이 컨테이너에 포함되고, 반면에, 높은 로드의 경우에, 많은 패킷들이 컨테이너에 캡슐화된다. 둘 모두의 경우들에서, 코어 네트워크는 단지, 컨테이너 로드에 무관하게, 컨테이너의 헤더를 프로세스해야 한다. 이것은 이송 네트워크에서, 특히 이송 네트워크의 스위치들에서, 헤더 프로세싱 노력을 줄인다. 그러므로, 이송 네트워크 내 네트워크 요소들의 헤더 프로세싱 파워는 감소될 수 있고, 또는 동일한 프로세싱 파워에서, 총 처리량이 증가될 수 있다.
본 발명의 방법에 따라, 하나 이상의 클라이언트 신호들의 패킷들이 수신되고, 네트워크의 입구 노드에 축적된다. 수신된 패킷들의 타이밍을 특징화하는 타이밍 정보가 결정되고, 수신된 패킷들은 컨테이너에 매핑된다. 예를 들어, 패킷 도달들(packet arrivals)에 대한 상대적인 거리는 패킷들과 함께 저장된다. 컨테이너 및 타이밍 정보는 네트워크를 통해 전송된다. 바람직하게는, 타이밍 정보는 컨테이너의 부분으로서 전송된다. 네트워크의 출구 노드에서, 패킷들은 컨테이너로부터 추출되고, 패킷들은 전송된 타이밍 정보에 기초하여 추가적인 전송을 위해 타이밍된다. 타이밍은 패킷이 컨테이너로부터 추출되기 전에, 그 후에, 또는 동시에 수행될 수 있다.
제안된 방법은, 컨테이너에 패킷들을 집합시킬 때 수신된 패킷들의 타이밍이 손실되지 않는 이점을 제공한다. 대신에, 입구 노드에서 수신된 패킷들의 타이밍을 특징화하는 타이밍 정보가 결정되고, 출구 노드에 전송된다. 그러므로, 전송된 타이밍 정보에 기초하여, 타이밍은 출구 노드에서 추출된 패킷들의 타이밍이 필연적으로 입구 노드에서 수신된 패킷들의 타이밍에 대응하도록 출구 노드에서 복원될 수 있다. 그러므로, 출구 노드에서 포워드된 패킷 흐름의 높은 버스트니스가 회피되어, 먼 끝단에서 일시적인 오버로드의 문제점을 회피한다. 달리 말해서, 언로딩 스테이지(unloading stage)에서, 패킷 도달 프로세스는 패킷들과 함께 저장되므로, 정확한 출발 거리들을 재확립함으로써 모방될(mimicked) 수 있다.
제안된 해결책은 명백한 방식으로 문제점을 해소한다: 그것은 컨테이너 집합 및 집합해제 프로세스에 국한적이며, 그것은 코어에서 애플리케이션 흐름에 대한 명백한 인식을 요구하지 않고, 그것은 영향을 받은 먼 끝단 액세스 링크에 대해 보이지(visible) 않는다. 그러므로, 애플리케이션 흐름 모양들은 개별적인 흐름들에 대한 특별한 배려없이 재생된다.
본 발명의 방법을 구현하기 위해, 코어 출구 노드에서 집합해제를 위한 부가적인 지연, 즉 부가적인 버퍼 스페이스(buffer space)가 요구될 수 있다.
본 발명의 방법은 클라이언트 패킷 캡슐화를 사용하여, T-MPLS(Transport Multiprotocol Label Switching), PBB(Provider Backbone Bridge), 또는 MAC-in-MAC와 같은 종래의 클라이언트 패킷 캡슐화 방식들에 적용가능할 수 있다. 이러한 종래의 1:1(즉 하나의 컨테이너당 하나의 패킷) 클라이언트 패킷 캡슐화 방식들은 컨테이너당 다수의 패킷들을 지원하기 위해 본 발명의 방법으로써 확장될 수 있다.
집합된 이송 스팀은 표준 패킷 기술들, 예컨대 이더넷에 호환될 수 있다.
바람직하게는, 타이밍 정보를 결정하는 단계 및 패킷들을 매핑하는 단계는 수정된 GFP(Generic Framing Procedure)를 사용함으로써 수행된다.
ITU-T G.7041에서 정의된 바와 같은 종래의 GFP에서, 상이한 타입들(예컨대, 이더넷 MAC, IP/PPP)의 클라이언트 패킷들은 일반적인 프레임 포맷으로, 즉 GFP 코어 헤더 및 GFP 페이로드 영역(payload area)을 갖는 GFP 클라이언트 데이터 프레임들로 인코딩된다. 상세하게는, 클라이언트 패킷은 GFP 페이로드 영역에 매핑된다. GFP 클라이언트 데이터 프레임들은 이송 프로토콜의 프레임들, 예컨대, SDH, SONET, 또는 OTN 프레임으로 매핑된다. GFP 유휴 프레임들은 전송을 위해 이용가능한 GFP 프레임들이 존재하지 않으면, 수신된 클라이언트 패킷들 사이에 삽입된다. GFP 유휴 프레임들은 필터 프레임으로서 사용되고, 그에 의해, 임의의 주어진 이송 매체에 대한 GFP 스트림의 채택을 용이하게 하고, 이송 매체는 클라이언트 신호에 의해 요구되는 것보다 높은 데이터 용량을 갖는다. 이것은 프레임들의 연속적인 스트림을 제공한다. 2005년 8월의 문헌 ITU-T G.7041, 특히 GFP 유휴 프레임들에 관련된 언급들은 참조문헌으로써 여기에 포함된다.
후속하는 GFP 클라이언트 데이터 프레임들간 및 후속하는 클라이언트 패킷들간의 GFP 유휴 프레임들의 수는 수신된 프레임들의 타이밍에 의존하고, 차례로, 입구 노드에서 수신된 것으로서 클라이언트 패킷들의 타이밍에 대한 측정치이다.
본 발명의 바람직한 실시예에 따라, 수정된 GFP로써 수신된 패킷들을 인코딩할 때, 클라이언트 패킷들 사이의 GFP 유휴 프레임들은 제외되고(leave out), 두 개의 패킷들 사이의 제외된 유휴 프레임들은 카운터에 의해 카운트된다. 제외된 유휴 프레임들의 수들은 타이밍 정보로서 사용된다.
바람직하게는, 필연적으로 종래의 GFP에 따르는 데이터 스트림이 생성되고, 데이터 스트림은 GFP 유휴 프레임들을 갖는다. GFP 유휴 프레임들은 제거되고, 후속하는 GFP 클라이언트 데이터 프레임들(후속하는 클라이언트 패킷들에 대응함) 사이의 제외된 유휴 프레임들이 카운트된다. 대안으로, GFP 유휴 프레임들의 사전 삽입(prior insertion) 없이, 그리고 이들 프레임들의 후속적인 제거 없이, 제외된 유휴 프레임들을 카운트할 수 있다.
이롭게는, 제외된 유휴 프레임들의 각각의 수는 GFP 헤더의 여분 필드(spare field)에 저장된다. 또한, 바람직하게는, 제외된 유휴 프레임들의 각각의 수는 각각의 제외된 유휴 프레임들에 바로 이어지는 GFP 클라이언트 데이터 프레임(특히, 그것의 헤더)에 저장된다.
바람직하게는, 출구 노드에서, 포워드될 패킷들은 제외된 유휴 프레임들의 수들에 기초하여 타이밍된다. 특히, 이것은 제외된 유휴 프레임들의 각각의 수들에 따라 후속하는 GFP 프레임들 사이에 GFP 유휴 프레임들을 삽입함으로써 수행될 수 있다.
상술한 바와 같이, 이러한 네트워크의 입구 노드에서 가변 트래픽 로드는 컨테이너에 전송될 패킷들을 축적하기 위한 가변 축적 시간들을 야기한다. 축적 시간에 있어서의 이러한 불확실성은 출구 노드에서 컨테이너 도달들의 일시적인 변경들을 야기하고, 집합해제 후에 패킷 도달에 대한 큰 지터를 야기한다.
이러한 문제점을 해소하기 위해, 바람직하게는, 컨테이너에 대한 최초 패킷이 상이한 컨테이너들 내의 각각의 최초 패킷들에 대해 필연적으로 일정한 의무적인 시간 기간(mandatory time period) 동안 입구 노드와 출구 노드에서 대기한다는 점을 고려한다. 바람직하게는, 완성 시간 기간은 입구 노드의 로드에 의존하여 입구 노드와 출구 노드 사이에서 분할된다. 예컨대, 낮은 로드의 경우에, 최초 패킷은 입구 노드에서 보다 큰 시간 구간 동안 대기하고(컨테이너가 큰 시간 구간에 채워지므로), 출구 노드에서 보다 작은 시간 구간 동안 대기한다. 반대로, 과중한 로드의 경우에, 최초 패킷은 입구 노드에서 보다 작은 시간 구간 동안 대기하고(컨테이너가 작은 시간 구간에 채워지므로), (입구 노드에서 보다 짧은 시간 구간에 대해 보상하기 위해) 출구 노드에서 보다 긴 시간 구간 동안 대기한다. 그러므로, 트래픽 로드로 인한 입구 노드에서 축적 시간의 변경은 출구 노드에서 대기 시간의 역 변경(inverse variation)에 의해 보상된다. 예컨대, 이러한 사상과 조합하여 수정된 프레이밍 과정(framing procedure)을 사용할 때, 클라이언트 흐름 타이밍은 실제 로드에 무관하게, 정확히 재생될 수 있다.
바람직한 실시예에 따라, 각각의 패킷은 의무적으로, 컨테이너 내의 모든 패킷들 및 상이한 컨테이너들 내의 패킷들에 대해 필연적으로 일정한 시간 기간 동안 입구 노드와 출구 노드에서 대기한다. 이것은, 상이한 컨테이너들 내의 최초 패킷들에 대한 대기 시간이 일정하고, 각각의 컨테이너 내의 다른 패킷들의 타이밍이 최초 패킷에 대하여 출구 노드에서 재구성되는 경우이다.
실제 패킷 사이즈, 밀도(density), 트래픽 로드, 또는 컨테이너 입상(container granularity)과 관계없이, 임의의 패킷에 대한 일정한 지연은 파이버 옵틱 케이블(fiver optic cable) 상의 파이버 지연과 등가이다. 컨테이너 스위칭된 코어 외부의 네트워크 애플리케이션들은 두 지연 기여들 사이에서 구별할 수 없다.
바람직하게는, 미리 결정된 타임아웃 기간(time-out period)이 각각의 컨테이너에 전송될 가장 먼저 수신된 패킷에 대한 입구 노드에 도달하는(reach)지의 여부가 모니터링된다. 나쁜 경우에, 최초 패킷은 타임아웃 기간까지 입구 노드에서 대기한다. 타임아웃 기간에 도달하는 경우에, 컨테이너가 충만한지에 무관하게 컨테이너가 전송을 위해 준비된다. 매우 낮은 로드의 경우에, 타임아웃 기간에 도달하는 것이 일어난다. 정상적이거나 과중한 로드의 경우에, 타임아웃 기간의 일부는, 입구 노드에서 축적된 패킷들이 미리 결정된 부분의 컨테이너 용량(예컨대, 충만한 컨테이너 용량)에 이미 도달하면, 최초 패킷을 도과한다(lapse).
입구 노드에서, 컨테이너는, (매우 낮은 로드의 경우에) 미리 결정된 타임아웃 기간이 최초 패킷에 대해 도달되거나, 또는 (정상적인 또는 과중한 로드의 경우에) 입구 노드에서 축적된 패킷들은 컨테이너 용량의 미리 결정된 부분에 도달할 때, 전송을 위해 준비된다. 출구 노드에서, 최초 패킷들은 타임아웃 기간의 경과되지 않은 부분(즉, 타임아웃 기간에 도달하는 경우에 0일 수 있는 타임아웃 기간의 리마인더(remainder))에 기초하여 타이밍을 맞추고, 컨테이너 내의 나머지 패킷들은 타이밍 정보에 기초하여 타이밍을 맞추어, 서로에 대해 컨테이너 내 패킷들의 상대적인 타이밍을 재생한다. 최초 패킷은 타임아웃 기간의 경과되지 않은 부분을 정확히 대기한 후에, 전송을 위해 의무적으로 해제(release)되지는 않음을 유의해야 한다. 최초 패킷은 모든 패킷들에 대해 일정한, 부가적인 지연을 가지며 차후에 해제될 수 있다.
최초 패킷에 대한 총 대기 시간은 타임아웃 기간의 경과된 부분(대기 시간 또는 입구 노드에서 축적 시간에 대응)과 타임아웃 기간의 경과되지 않은 부분(출구 노드에서 대기에 대응)을 플러스(plus)한 결과일 수 있다. 물론, 최초 패킷에 대한 총 대기 시간은 예컨대 출구 노드에서 일정한 지연에 의해 증가될 수 있다.
바람직한 실시예에 따라, 입구 노드에서, 패킷들은 제 1 버퍼, 예컨대 제 1 FIFO 버퍼(First In, First Out)에 축적된다. 출구 노드에서, 수신된 컨테이너의 콘텐트(content)는 제 2 버퍼, 예컨대 제 2 FIFO 버퍼에 저장된다.
따라서, 바람직하게는, 컨테이너에 대한 최초 패킷이 상이한 컨테이너들 내의 각각의 최초 패킷들에 대해 필연적으로 일정한 의무적인 시간 기간 동안 제 1 및 제 2 버퍼들에서 대기한다는 점을 고려한다. 보다 바람직하게는, 각각의 패킷은 컨테이너 내 모든 패킷들 및 상이한 컨테이너들 내 패킷들에 대해 필연적으로 일정한 시간 기간 동안 제 1 및 제 2 버퍼들에서 의무적으로 대기한다.
바람직하게는, 미리 결정된 타임아웃 기간이 각각의 컨테이너에 전송될 제 1 버퍼 내의 최초 패킷(즉, FIFO 버퍼 내 제 1 패킷)에 도달되는지의 여부가 모니터링된다. 또한, 제 1 버퍼가 미리 결정된 파일링 사이즈(filing size)(예컨대, 최대 컨테이너 페이로드 사이즈에 대응하는 파일링 사이즈)에 도달하는지의 여부가 모니터링된다.
제 1 버퍼의 콘텐트는 미리 결정된 타임아웃 기간이 최초 패킷을 도과할 때(매우 낮은 로우의 경우) 또는 제 1 버퍼가 미리 결정된 파일링 사이즈(정상적인 또는 과중한 로드의 경우)에 도달할 때, 전송(예컨대, 컨테이너 프레임 내 제 1 버퍼의 콘텐트를 저장하고, 컨테이너 내 패킷들과 함께 패킷들 사이의 도달 거리들을 저장하고, 컨테이너 내 타임아웃 기간의 도과되지 않은 기간을 저장함)을 위해 준비된다.
최초 패킷은 타임아웃 기간의 경과되지 않은 부분(non-elapsed portion)에 기초하여(즉, 타임아웃 기간의 나머지에 기초하여) 타이밍된 출구 노드에서 제 2 버퍼로부터 해제된다. 그러므로, 입구 노드에서 축적 시간의 변화들은 출구 노드에서 릴리스(release)하기 위한 시간의 역 의도 변경들(inverse intentional variations)에 의해 보상된다. 컨테이너 내의 남아있는 패킷들은 타이밍 정보에 기초하여 타이밍된 제 2 버퍼로부터 해제되고, 그에 의해, 서로에 대해 패킷들의 적절한 타이밍을 재생한다. "타임아웃 기간의 경과되지 않은 부분에 기초하여 타이밍됨"은, 최초 패킷이 타임아웃 기간의 경과되지 않은 부분을 대기한 후에 즉각적으로 전송을 위해 필연적으로 해제된다는 것을 의미하지 않는다는 것에 유의해야 한다. 최초 패킷은 부가적인 지연을 가지며 차후에 해제되고, 상기 지연은 모든 패킷들에 대해 일정하다.
이롭게는, 최초 패킷에 관련된 타이밍 정보는 또한 입구 노드에서 결정되고, 네트워크를 통해 전송된다. 최초 패킷에 관련된 전송된 타이밍 정보는 타임아웃 기간의 경과되지 않은 부분을 나타낼 수 있다. 최초 패킷의 타이밍 정보는 타임아웃 기간의 경과되지 않은 부분에 대해 설정될 수 있다. 이러한 경과되지 않은 부분은 타임아웃 기간이 도달되면 0이 될 수 있다.
바람직한 실시예에 따라, 컨테이너는 이더넷 점보 프레임이다. IEEE 802.3에 따라, 이더넷 프레임들은 1518 byte들(IP의 경우에 1500 byte들)의 최대 사이즈를 갖는다. 점보 프레임들은 1518 byte들(1500 byte들)의 이 사이즈를 초과하는 모든 이더넷 프레임들이고, 예컨대, 이더넷 프레임들은 9.6kbyte 이상의 사이즈를 갖는다.
본 발명은 10 또는 100 Gbit/s 이더넷 이송 네트워크들에 대해 사용될 수 있다. 100 Gbit/s는 순수한 이송 기술일 수 있고, 애플리케이션들은 100 Gbit/s에서 동작하도록 기대되지 않는다. 그러므로, 모든 100 Gbit/s 이더넷 제품들은 본 발명으로부터 이로울 수 있다.
본 발명의 상술한 실시예들이 임의적으로 조합될 수 있음에 유의해야 한다. 특히, 수정된 GFP(Generic Framing Procedure)에 의해 클라이언트 패킷들을 인코딩하는 개념은 입구 및 출구 노드들에서 일정한 대기 시간을 제공하는 개념과 조합될 수 있다. 더욱이, 본 발명의 개시는 또한, 독립청구항들, 즉 청구범위를 참조함으로써 명백히 주어지는 청구항 조합들은 기본적으로 임의의 순서로 조합될 수 있는 다른 청구항 조합들을 포괄한다는 것에 유의해야 한다.
본 발명의 제 2 양태는 패킷 이송 네트워크의 입구 노드를 위한 네트워크 요소에 관한 것이다. 네트워크 요소는 네트워크를 통해 전송되는 하나 이상의 클라이언트 신호들의 패킷들을 수신 및 축적하도록 구성된다. 네트워크 요소는 패킷들의 타이밍을 특징화하는 타이밍 정보를 결정하는 수단을 포함한다. 또한, 수신된 패킷들을 컨테이너로 매핑하는 매핑 수단이 제공된다. 또한, 네트워크는 네트워크를 통해 타이밍 정보 및 컨테이너를 전송하기 위한 전송 수단을 포함한다.
본 발명의 제 3 양태는 이러한 네트워크의 출구 노드를 위한 네트워크 요소에 관한 것이다. 네트워크 요소는 본 발명의 제 2 양태에 따라 네트워크 요소에 의해 매핑됨에 따라 컨테이너를 수신하도록 구성된다. 출구 노드를 위한 네트워크 요소는 컨테이너로부터 패킷들을 추출하기 위한 추출 수단 및 타이밍 정보에 기초하여 추가적인 전송을 위해 패킷들을 타이밍하기 위한 타이밍 수단을 포함한다.
본 발명의 제 4 양태는 패킷 이송 네트워크에 관한 것이다. 네트워크의 입구 노드에서, 네트워크는 본 발명의 제 2 양태에 따르는 제 1 네트워크 요소를 포함한다. 네트워크의 출구 노드에서, 네트워크는 본 발명의 제 3 양태에 따르는 제 2 네트워크 요소를 포함한다. 네트워크는 부가적인 네트워크 노드들, 특히 입구와 출구 노드들 사이의 스위칭 노드들을 포함할 수 있지만, 이러한 부가적인 네트워크 노드들은 의무적인 것은 아니다. 입구와 출구 노드들에서 네트워크 요소들은 동일한 캡슐화 포맷을 사용한다. 이 캡슐화 포맷은 기업 표준(corporate standard) 또는 공공 표준(public standard)으로 표준화될 수 있다. 이송 네트워크 내 네트워크 스위치들은, 스위치들이 컨테이너 포맷 자체, 예컨대 이더넷 점보 프레임을 알고 있는 한, 특정한 캡슐화 포맷을 반드시 알아야 할 필요는 없다.
상기 언급들은 본 발명의 제 1 양태에 따른 방법에 관련되며, 그것의 바람직한 실시예들은 또한, 본 발명의 제 2 내지 제 4 양태들에 따르는 네트워크 요소들 및 네트워크에 적용가능하다.
본 발명은 이하에서, 첨부된 도면들을 참조하여 예시적인 방식으로 설명된다.
본 발명은 패킷 이송 네트워크를 통해 하나 이상의 클라이언트 신호들의 집합된 패킷들을 전송하는 방법, 이러한 패킷 이송 네트워크를 위한 네트워크 요소들 및 그와 같은 것으로서 패킷 이송 네트워크를 제공한다.
도 1은 종래의 고속 코어 네트워크를 갖는 종래의 계층적인 네트워크에서의 클라이언트 패킷 흐름을 도시하는 도면.
도 2는 코어 네트워크의 과중한 로드의 경우에 패킷 집합을 갖는 패킷 이송 네트워크를 갖는 계층적인 네트워크에서의 클라이언트 패킷 흐름을 도시하는 도면.
도 3은 도 2에서의 네트워크의 낮은 로드의 경우에 클라이언트 패킷 흐름을 도시하는 도면.
도 4는 본 발명의 방법의 제 1 실시예를 도시하는 도면.
도 5는 본 발명의 방법의 제 2 실시예를 도시하는 도면.
도 1 내지 도 3은 이미 위에서 논의되었다. 도 4는 패킷 집합을 갖는 패킷 이송 네트워크, 예컨대 버스트 스위칭된 네트워크(burst switched network)를 통해 클라이언트 신호들을 본 발명의 방법의 제 1 실시예를 도시한다. 상기 방법은 아래에서 설명되는 바와 같이, 표준 GFP(Generic Framing Procedure)의 확장에 의해 구현된다.
클라이언트 패킷들(30a, 30b, 30c)은 네트워크의 입구 노드에, 예컨대 다양한 시간들(t1, t2, t3) 도달한다. 도 4에서, 클라이언트 패킷들(30a, 30b, 30c)은 상이한 클라이언트 신호들에 관련된다. 클라이언트 패킷들(30a, 30b, 30c)은 예컨대 이더넷 프레임들 및/또는 IP/PPP 프레임들일 수 있다.
클라이언트 패킷들(30a, 30b, 30c)은 GFP 인코딩된 비트 스트림에 대해 인코딩되는데, 즉 패킷들(30a, 30b, 30c)은 GFP 클라이언트 데이터 프레임들(31a, 31b, 31c)에 대해 매핑된다. 또한, GFP 유휴 프레임들(32)은 클라이언트 패킷들(30a, 30b, 30c) 사이의 갭들(gaps)을 보상하기 위해 GFP 클라이언트 데이터 프레임들(31a, 31b, 31c) 사이에 놓인다.
두 개의 매핑 모드들(mapping modes)은 GFP에, 즉 도 4에서 사용되는 바와 같은 프레임 매핑된 GFP(GFP-F) 및 투명 매핑된 GFP(transparent-mapped GFP: GFP-T)에 존재한다.
GFP-F에서, 필수적인 전체 클라이언트 패킷은 GFP 클라이언트 데이터 프레임에 매핑되고, 반면에, GFP-T에서 다수의 8B/10B 블록 코딩된 클라이언트 데이터 스트림들은 GFP 프레임에 대해 매핑된다. GFP-F는 통상적으로 이더넷 또는 IP/PPP 클라이언트 신호들을 위해 사용되고, 반면에, GFP-T는 파이버 채널(Fiber Channel), ESCON(Enterprise Systems Connection) 또는 FICON(Fiber Connectivity) 클라이언트 신호들의 경우에 적용된다.
각각의 GFP 클라이언트 데이터 프레임(31a, 31b, 31c)은 코어 헤더 필드(도시되지 않음)를 포함하고, 코어 헤더 필드는 GFP 필드, 특히 페이로드의 길이를 설명한다. 또한, 각각의 GFP 클라이언트 데이터 프레임(31a, 31b, 31c)은 페이로드 영역을 포함하고, 페이로드 영역은 페이로드 헤더(31.1a, 31.1b, 31.1c) 및 페이로드 정보 필드(31.2a, 31.2b, 31.2c)를 갖는다. 클라이언트 패킷들(30a, 30b, 30c)은 페이로드 정보 필드들(31.2a, 31.2b, 31.2c)에 대해 매핑된다.
GFP 클라이언트 데이터 프레임들(31a, 31b, 31c) 사이의 GFP 유휴 프레임들(32)(특별한 GFP 제어 프레임들을 형성함)은 코어 헤더 필드들을 포함하지만 페이로드 영역을 포함하지 않고, 각각 4 byte의 길이를 갖는다.
두 개의 후속하는 GFP 클라이언트 데이터 프레임들(31a, 31b, 31c) 사이의 GFP 유휴 프레임들(32)은 카운터에 의해 카운트된다. 카운터 값은 카운트된 GFP 유휴 프레임들(32)에 의해 형성되는 각각의 유휴 기간에 바로 이어서 GFP 클라이언트 데이터 프레임의 GFP 페이로드 헤더의 여분 필드에 저장된다. 특히, 카운터 값은 페이로드 헤더의 일부로서 확장 헤더의 여분 필드에 저장될 수 있다. 대안으로, 확장 헤더 식별자(extension header identifier: EXI) 필드가 추가적인 타입 정의들(type definitions)을 허용하므로, 새로운 확장 헤더 타입을 정의할 수 있다. 확장 헤더의 사이즈는 고정되지 않고, 타입에 의존하여 0 내지 58 byte들로 변할 수 있다.
GFP 페이로드 헤더(31.1a, 31.1b, 31.1c)에 카운터 값을 저장하는 대신에, 카운터 값은 GFP 코어 헤더 또는 확장된 GFP 코어 헤더에 저장될 수 있다.
또한, GFP 유휴 프레임들은 비트 스트림으로부터 제거된다. 제외된 유휴 프레임들을 카운트하는 단계와 그 유휴 프레임들을 제거하는 단계 둘 모두는 ITU-T G.7041 추천(recommendation)에서 규정된 바와 같은 종래의 GFP의 일부가 아니다. 그러므로, 본 실시예에서는, 수정된 GFP가 행해진다.
페이로드 헤더 필드들(31.1a, 31.1b, 31.1c)에서 제외된 GFP 유휴 프레임들(도 4에 도시된 바와 같은, 다수의 제외된 유휴 프레임들을 포함하는 "헤더" 참조)을 포함하는 GFP 클라이언트 데이터 프레임들(31a, 31b, 31c)은 컨테이너(33), 예컨대 버스트 컨테이너(33)에서 하나씩 차례로 직접 매핑된다.
네트워크의 다양한 노드들을 통해 컨테이너(33)를 전송할 때, 컨테이너(33)의 페이로드, 즉 패킷들(31a, 31b, 31c) 및 그것의 헤더들은 네트워크 노드들에 대해 보이지 않고, 그에 의해, 컨테이너의 헤더(도시되지 않음)만이 프로세스되고, 캡슐화된 패킷들의 헤더들이 프로세스되지 않으므로, 헤더 프로세싱을 위한 노력을 줄인다.
네트워크를 통한 전송 후에, 프로세스는 출구 노드에서 반전되고, 즉 언로딩 스테이지(unloading stage)에서, 패킷 도달 프로세스는 헤더 필드들(31.1a, 31.1b, 31.1c)에 저장된 바와 같은, 수정된 지나간 거리들(departed distances)을 재확립함으로써 모방된다. 정확한 수의 유휴 프레임들은, 패킷 자체가 추가적인 전송을 위한 컨테이너로부터 해제되기 전에, 그리고 페이로드 헤더 필드들(31.1a, 31.1b, 31.1c)에 저장된 바와 같이 제외된 유휴 프레임들의 전송된 카운터 값에 기초하여 재생된다.
정확한 수의 유휴 프레임들은 수신된 GFP 클라이언트 데이터 프레임들(31a, 31b, 31c) 사이에 삽입되고, 그에 의해, 입구 노드에서 타이밍을 재구성한다. 마지막으로, 클라이언트 패킷들(31a, 31b, 31c)은 재구성된 타이밍으로 GFP 인코딩된 비트 스트림으로부터 디매핑(demap)된다. 액세스 네트워크를 통한 전송을 위해 클라이언트 패킷들(30a, 30b, 30c)의 출발 타이밍은 필연적으로, 입구 노드에서 클라이언트 패킷들(30a, 30b, 30c)의 도달 타이밍에 대응한다.
상술한 바와 같이, 이러한 네트워크의 입구 노드에서의 가변 트래픽 로드는 컨테이너에 할당된 패킷들을 축적하기 위한 가변 축적 시간들을 야기한다. 축적 시간의 이러한 불확실성은 출구 노드에서 후속하는 컨테이너들 사이의 지연의 일시적인 변경들을 야기하고, 집합해제 후 패킷 도달의 지터를 야기한다. 트래픽 변경들로 인한 축적 시간의 이러한 변경은 아래에서 논의되는 바와 같이, 본 발명의 방법의 제 2 실시예에서 보상될 수 있다. 결국, 동일한 컨테이너 내 패킷들의 상대적인 타이밍뿐만 아니라 상이한 컨테이너들 내 패킷들의 상대적인 타이밍이 출구 노드에서 재구성된다.
도 5에 도시된 바와 같은 본 발명의 방법의 제 2 실시예는 아래의 스텝들에 의해 전송된 컨테이너로부터 클라이언트 패킷들의 집합해제 및 컨테이너들로의 클라이언트 패킷들의 집합을 수행한다.
1. 고속 패킷 이송 네트워크의 입구 노드에서, 다양한 소스들로부터 인입하는 클라이언트 패킷들(40a 내지 40e)이 시간 스탬프(time stamp)된다.
2. 인입하는 클라이언트 패킷들(40a 내지 40e)은 출구 노드에서 제 1 FIFO 버퍼(41)에 패킷들(40a 내지 40e)을 저장함으로써 축적된다.
3. 타임아웃 기간(T0)이 제 1 FIFO 버퍼(41)에서 제 1 패킷(40e)에 대해 도달될 때(매우 낮은 로드의 경우), 또는 제 1 FIFO 버퍼(41)의 파일링이 최대 컨테이너 프레임 사이즈에 도달할 때(정상적인 또는 과중한 로드의 경우), 아래의 스텝들이 수행된다:
3.1 제 1 FIFO 버퍼(41)의 전체 콘텐트는 컨테이너 프레임(42)(예컨대, 이더넷 점보 프레임)에 놓이고, FIFO 버퍼(41)가 비어진다(emptied).
3.2 시간 스탬프들에 따른 타이밍 정보는 컨테이너 프레임(42), 예컨대 패킷들, 특히 후속 패킷들 사이의 도달 거리들, 또는 패킷의 끝단과 새로운 패킷들의 시작 사이의 거리들에 저장된다. 이것은 패킷들에 타이밍 정보를 저장함으로써, 예컨대 도 4와 연계하여 논의된 바와 같이, 패킷들의 수정된 헤더들에 타이밍 정보(여기서는, 다수의 삭제된 유휴 프레임들)를 저장함으로써 행해질 수 있다.
3.3 제 1 패킷(40e)의 타이밍 정보, 예컨대 제 1 패킷(40e)의 도달 거리는 타임아웃 기간의 경과되지 않은 부분에(즉, 타임아웃 기간의 나머지에) 대해 설정된다. 타임아웃 기간의 경과되지 않은 부분은 타임아웃에 도달하면 0이다.
4. 이어서, 컨테이너 프레임(42)은 고속 코어 네트워크를 통해 전송된다. 고속 코어 네트워크의 스위칭 노드들에서, 컨테이너(42)의 콘텐트, 특히 패킷들의 헤더들은 보이지 않는다.
5. 수신하는 출구 노드에서, 컨테이너(42)의 콘텐트는 제 2 FIFO 버퍼(43)에 놓인다. 패킷들(40a 내지 40e)은 타임아웃 기간의 0 아닌 나머지 또는 0 나머지(zero remainder)를 표시할 수 있는 제 1 패킷을 나타내는, 저장된 거리들에 따라 해제된다. 0 나머지의 경우에, 제 1 패킷(40e)은 즉시 해제되고, 다른 패킷들(40a 내지 40d)은 저장된 거리들에서 해제된다. 0 아닌 나머지의 경우에, 제 1 패킷(40a)은 타임아웃 기간의 나머지를 도과한 후에 해제되고, 다른 패킷들(40a 내지 40d)은 저장된 거리들에서 해제된다.
FIFO 버퍼(41)의 헤드가 타임아웃에 도달하는 경우에, 전달(deliver)은 타임아웃 제어된다. 제 1 FIFO 버퍼(42)의 파일링이 최대 점보 프레임 사이즈에 도달하는 경우에, 전달은 프레임 사이즈 제어된다.
그러나, 두 가지 시나리오들 모두에서, 각각의 패킷들(40a 내지 40e)은 일정한 타임아웃 기간(T0) 동안 제 1 FIFO 버퍼(41) 및 제 2 FIFO 버퍼(43)에서 대기해야 한다. 이것은 여러 가지 예들을 참조하여 아래에서 설명된다.
제 1 패킷이 빈 제 1 FIFO 버퍼(41)에서 시간(t1)에 도달하면, 타임아웃 제어된 시나리오의 경우에, 제 1 패킷은 시간 t= t1 + T0일 때까지 대기한다. 제 1 FIFO 버퍼(41) 내 제 1 패킷의 대기 시간은 □t(1) = T0이다. 이 제 1 패킷의 적절한 거리는 타임아웃 기간(T0)의 나머지에 대해, 즉 0에 대해 설정된다. 전송 후에, 제 1 패킷은 제 2 FIFO 버퍼(43)로부터 즉시 해제되고, 즉, 제 2 FIFO 버퍼(43) 내 제 1 패킷의 대기 시간은 □t(2)=0이다. 그래서, 그것의 총 대기 시간은 □t = □t(1) + □t(2) = T0이다.
제 2 패킷이 차후에 시간(t2)에 제 1 패킷에 도달하면(제 1 패킷은 t1에 도달함), 제 2 패킷은 제 1 패킷이 타임아웃될 때까지, 즉 t = t1 + T0가 될 때까지 대기한다. 제 1 FIFO 버퍼(41)에서 제 2 패킷의 대기 시간은 □t(1) = t - t2 = (t1 + T0) - t2 = T0 - (t2 - t1)이다. 수신측에서, 제 1 패킷만이 즉시 해제된다. 후속하는 제 2 패킷은 제 1 패킷에 대해 도달 거리(t2 - t1)에 따라, 즉 □t(2) = t2 - t1의 대기시간 후에, 제 2 버퍼 FIFO 버퍼(43)로부터 해제된다. 그러므로, 총 대기 시간은 □t = □t(1) + □t(2) = T0 - (t2 - t1) + (t2 - t1) = T0이고, 이것은 상수이다.
이상적인 대기 시간들은 프레임 사이즈 제어된 시나리오의 경우에 일어난다. 제 1 패킷이 타임아웃 시간이 경과하기 전에 실질적으로 완전히 채워지는 빈 제 1 FIFO 버퍼(41)에 시간 t1에 도달한다고 가정하자. 제 1 FIFO 버퍼(41)는 시간(t)에 채워지고, t < t1 + T0이다. 이 경우에, 제 1 버퍼(41)에서 대기 시간은 □t(1) = t - t1 < T0이다. 이 제 1 패킷에 대한 상대적인 거리는 타임아웃 기간(T0)의 나머지에 대해, 즉 T0 - □t(1)에 대해 설정된다. 수신측에서, 컨테이너의 수신 후에, 제 1 패킷은 이 경우에 0이 아닌 상대적인 거리 □t(2) = T0 - □t(1) 동안 대기해야 한다. 그러므로, 총 대기 시간은 다시 □t = □t(1) + □t(2) = □t(1) + (T0 - □t(1)) = T0이다. 나머지 패킷들은 입구 노드에서 타이밍에 따라 제 1 패킷에 대해 해제되고; 나머지 패킷들의 총 대기 시간들은 또한 □t = □t(1) + □t(2) = T0 이다.
물론, 모든 패킷들에 대한 총 대기 시간은 부가적인 일정한 지연에 의해 선택적으로 증가될 수 있음에 유의해야 한다. 예를 들어, 타임아웃 제어된 전달의 경우에, 제 1 패킷은 즉시 해제되지 않고, 부가적인 일정한 시간 기간 후에 해제된다.
실제 패킷 사이즈, 밀도, 트래픽 로드 또는 컨테이너 입상에 대해 중요하지 않은, 임의의 패킷에 대한 일정한 지연(T0)은 파이버 옵틱 케이블에 대한 파이버 지연에 대해 등가이다. 컨테이너 스위칭된 코어 외부의 네트워크 애플리케이션들은 지연 기여들 사이에서 구별할 수 없다.
제 2 실시예에 대한 차원 예(dimensioning example)로서, 9.6kbyte를 갖는 이더넷 점보 프레임들로의 클라이언트 패킷들의 캡슐화 및 10Gbit/s 이더넷 링크를 고려할 수 있다. 최대 패킷 레이트는 가장 작은 패킷 사이즈에 의해 분할되는 링크 용량에 의해 계산될 수 있다. 점보 프레임들로의 패킷의 집합 없이 그리고 TCP ACK 패킷의 경우에 64 byte들의 가장 작은 패킷 사이즈를 가정하면, 이더넷 링크의 라인 카드(line card)에서 최대 패킷 레이트는 10Gbit/s/(64 byteㆍ8bit/byte) = 19 Mpps(초당 패킷들)이다. 점보 프레임들로의 클라이언트 패킷들의 집합으로, 최대 패킷 레이트는 10Gbit/s/ (9.6kbyte*8bit/byte) = 130 kpps, 즉 9.6kbyte의 점보 프레임 사이즈에 의해 분할된 링크 용량으로 계산될 수 있다. 그러므로, 점보 프레임들로의 집합은 100 이상의 팩터(factor)에 의한 패킷 프로세싱의 완화(relaxation)를 야기한다.
타임아웃 기간(TO)을 T0=1ms로 설정할 때, 이러한 타임아웃 기간은 200km의 부가적인 파이버 거리(엔드-투-엔드(end-to-end), 네트워크의 스위칭 노드들 사이에 있지 않음)의 지연 및 중간 스위치들 중 하나에서 1.25Mbyte 큐 사이즈(queue size)에 대해 개략적으로 등가이다.
특정한 경로 상의 트래픽 로드가 적어도, 타임아웃 기간(T0), 즉 (9.6kbyteㆍ8bit/byte)/1ms = 77Mbit/s로써 분리되는 점보 프레임 사이즈와 같으면, 최대 점보 프레임 사이즈는 타임아웃 기간(T0) 내에 입구 노드에 도달된다. 이 트래픽은 링크 용량의 1/100보다 작다. 그러므로, 매우 낮은 트래픽의 경우에만, 전달이 타임아웃 제어된다.
1: 인접 끝단 3: 입구 노드
5. 5': 멀티플렉싱 수단 6: 고속 이송 신호
7: 출구 노드 8, 8': 디멀티플렉싱 수단
10: 클라이언트 신호 11: 먼 끝단
20a, 20b, 20c: 컨테이너 30a, 30b, 30c: 클라이언트 패킷
31a, 31b, 31c: GFP 클라이언트 데이터 프레임
31.1a, 31.1b, 31.1c: 페이로드 영역은 페이로드 헤더
31.2a, 31.2b, 31.2c: 페이로드 정보 필드
32: GFP 유휴 프레임

Claims (16)

  1. 패킷 이송 네트워크(packet transport network)를 통해 패킷들을 전송하는 방법에 있어서,
    상기 네트워크의 입구 노드(3')에서,
    하나 이상의 클라이언트 신호들(2)의 패킷들(30a 내지 30c; 40a 내지 40e)을 수신 및 축적하고,
    상기 수신된 패킷들(30a 내지 30c; 40a 내지 40e)의 타이밍을 특징화하는 타이밍 정보를 결정하고,
    상기 축적된 패킷들(30a 내지 30c; 40a 내지 40e)을 컨테이너(container: 20a 내지 20d; 33; 42)에 매핑하는 단계;
    상기 네트워크를 통해 상기 컨테이너(20a 내지 20d; 33; 42) 및 상기 타이밍 정보를 전송하는 단계; 및
    상기 네트워크의 출구 노드(7')에서,
    상기 컨테이너(20a 내지 20d; 33; 42)를 수신하고,
    상기 컨테이너(20a 내지 20d; 33; 42)로부터 상기 패킷들(30a 내지 30c; 40a 내지 40e)을 추출하고, 상기 타이밍 정보에 기초하여 추가적인 전송을 위한 상기 패킷들(30a 내지 30c; 40a 내지 40e)의 타이밍을 맞추는 단계를 포함하고,
    각각의 컨테이너(42)에 전송될 각각의 최초 수신된 패킷(40e)은 필연적으로 일정한 시간 기간 동안 상기 입구 노드 및 상기 출구 노드에서 대기하고, 상기 입구 노드에서의 상기 시간 기간의 부분과 상기 출구 노드에서의 상기 시간 기간의 부분 사이의 비(ratio)는 상기 입구 노드의 로드(load)에 의존하는, 패킷 전송 방법.
  2. 삭제
  3. 제 1 항에 있어서,
    상기 결정 단계 및 상기 매핑 단계는:
    수정된 GFP(modified Generic Framing Procedure)에 의해 상기 수신된 패킷들(30a 내지 30c)을 인코딩하는 단계로서, GFP 특정 유휴 프레임들(GFP specific idle frames:32)은 제외되는(left out), 상기 인코딩 단계; 및
    제외된 유휴 프레임들(32)을 카운트하는 단계를 포함하는, 패킷 전송 방법.
  4. 제 3 항에 있어서,
    상기 인코딩 단계는:
    필연적으로 상기 GFP에 따라 데이터 스트림을 생성하는 단계로서, 상기 데이터 스트림은 GFP 특정 유휴 프레임들(32)을 갖는, 상기 데이터 스트림 생성 단계; 및
    상기 유휴 프레임들(32)을 제거하는 단계를 포함하는, 패킷 전송 방법.
  5. 제 3 항에 있어서,
    상기 결정 단계 및 상기 매핑 단계는:
    다수의 제외된 유휴 프레임들(32)을 GFP 헤더들(31.1a 내지 31.1c)의 여분 필드들에 저장하는 단계를 포함하는, 패킷 전송 방법.
  6. 제 5 항에 있어서,
    다수의 제외된 유휴 프레임들(32) 각각은 상기 각각의 제외된 유휴 프레임들(32)에 바로 이어지는 패킷의 GFP 헤더(31.1a 내지 31.1c)에 저장되는, 패킷 전송 방법.
  7. 제 3 항에 있어서,
    상기 타이밍을 맞추는 단계는, 상기 다수의 제외된 유휴 프레임들(32)에 의해 나타난 바와 같은 유휴 프레임들(32)을 삽입하는 단계를 포함하는, 패킷 전송 방법.
  8. 제 1 항에 있어서,
    상기 컨테이너(42)에 전송될 상기 최초 수신된 패킷(40e)에 대한 상기 입구 노드에 미리 결정된 타임아웃 기간(time out period)이 도달되는지의 여부를 모니터링하는 단계를 추가로 포함하는, 패킷 전송 방법.
  9. 제 8 항에 있어서,
    상기 입구 노드에서 상기 축적된 패킷들(40a 내지 40e)이 컨테이너 용량(container capacity)의 미리 결정된 부분에 도달하는지의 여부를 모니터링하는 단계를 추가로 포함하고;
    상기 입구 노드에서, 상기 컨테이너(42)는 상기 미리 결정된 타임아웃 기간이 상기 최초 패킷(40e)에 대해 도달될 때, 또는 상기 축적된 패킷들(40a 내지 40e)이 상기 컨테이너 용량의 미리 결정된 부분에 도달할 때, 전송을 위해 준비되고;
    상기 출구 노드에서, 상기 최초 패킷(40e)은 상기 타임아웃 기간의 경과되지 않은 부분에 기초하여 타이밍되고, 상기 컨테이너(42) 내의 나머지 패킷들(40a 내지 40d)은 상기 타이밍 정보에 기초하여 타이밍되고, 그에 의해, 서로에 대한 상기 패킷들의 상대적인 타이밍을 필연적으로 재생하는, 패킷 전송 방법.
  10. 제 8 항에 있어서,
    상기 입구 노드에서, 상기 패킷들(40a 내지 40e)을 제 1 버퍼(41)에 저장하는 단계; 및
    상기 출구 노드에서, 상기 수신된 컨테이너(42)의 콘텐트를 제 2 버퍼(43)에 저장하는 단계를 추가로 포함하고,
    상기 미리 결정된 타임아웃 기간이 상기 제 1 버퍼(41)에서 상기 컨테이너(42)용의 상기 최초 패킷에 대해 도달되는지의 여부가 모니터링되고,
    상기 컨테이너용의 상기 제 1 버퍼(41)의 상기 콘텐트는 상기 미리 결정된 타임아웃 기간이 상기 최초 패킷에 대해 경과되었을 때 전송을 위해 준비되는, 패킷 전송 방법.
  11. 제 10 항에 있어서,
    상기 제 1 버퍼(41)가 미리 결정된 파일링 사이즈(filing size)에 도달하는지의 여부를 모니터링하는 단계를 추가로 포함하고;
    상기 제 1 버퍼(41)의 상기 콘텐트는 상기 제 1 버퍼(41)가 상기 미리 결정된 파일링 사이즈에 도달할 때 전송을 위해 처리되고;
    상기 최초 패킷(40e)은 상기 타임아웃 기간의 경과되지 않은 부분에 기초하여 타이밍된 상기 제 2 버퍼(43)로부터 해제(release)되고, 상기 컨테이너(42)의 나머지 패킷들(40a 내지 40d)은 상기 타이밍 정보에 기초하여 타이밍된 상기 제 2 버퍼(43)로부터 해제되고, 그에 의해 서로에 대해 상기 패킷들의 상대적인 타이밍을 필연적으로 재생하는, 패킷 전송 방법.
  12. 제 9 항에 있어서,
    상기 최초 패킷에 관련된 전송된 타이밍 정보는 상기 타임아웃 기간의 경과되지 않은 부분을 나타내는, 패킷 전송 방법.
  13. 제 1 항에 있어서,
    상기 컨테이너(42)는 이더넷 점보 프레임(Ethernet jumbo frame)인, 패킷 전송 방법.
  14. 삭제
  15. 삭제
  16. 패킷 이송 네트워크에 있어서,
    상기 네트워크의 입구 노드(3')에서의 제 1 네트워크 요소로서:
    상기 네트워크를 통해 전송될 하나 이상의 클라이언트 신호들(2)의 패킷들(30a 내지 30c; 40a 내지 40e)을 수신 및 축적하기 위한 수단과;
    상기 패킷들(30a 내지 30c; 40a 내지 40e)의 타이밍을 특징화하는 타이밍 정보를 결정하기 위한 결정 수단과;
    상기 축적된 패킷들(30a 내지 30c; 40a 내지 40e)을 컨테이너(20a 내지 20d; 33; 42)에 매핑하기 위한 매핑 수단과;
    상기 네트워크를 통해 상기 컨테이너(20a 내지 20d; 33; 42) 및 상기 타이밍 정보를 전송하기 위한 전송 수단을 포함하는, 상기 제 1 네트워크 요소, 및
    상기 네트워크의 출구 노드(7')에서의 제 2 네트워크 요소로서:
    상기 네트워크의 입구 노드(3')에서 상기 제 1 네트워크 요소에 의해 생성된 바의 컨테이너(20a 내지 20d; 33; 42)를 수신하기 위한 수신 수단과;
    상기 컨테이너(20a 내지 20d; 33; 42)로부터 상기 패킷들(30a 내지 30c; 40a 내지 40e)을 추출하기 위한 추출 수단, 및 상기 타이밍 정보에 기초하여 추가적인 전송을 위한 상기 패킷들(30a 내지 30c; 40a 내지 40e)의 타이밍을 맞추기 위한 타이밍 수단을 포함하는, 상기 제 2 네트워크 요소를 포함하고,
    상기 패킷 이송 네트워크는 각각의 컨테이너(42)에 전송될 각각의 최초 수신된 패킷(40e)은 필연적으로 일정한 시간 기간 동안 상기 입구 노드 및 상기 출구 노드에서 대기하고 상기 입구 노드에서의 상기 시간 기간의 부분과 상기 출구 노드에서의 상기 시간 기간의 부분 사이의 비는 상기 입구 노드의 로드에 의존하도록 구성되는, 패킷 이송 네트워크.
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