KR101977523B1 - 네트워크에 있어서의 데이터 프레임의 트래픽 쉐이핑의 방법 및 그 디바이스 및 컴퓨터 프로그램 - Google Patents

네트워크에 있어서의 데이터 프레임의 트래픽 쉐이핑의 방법 및 그 디바이스 및 컴퓨터 프로그램 Download PDF

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Abstract

본 발명은 이더넷 등의 패킷 교환 네트워크에 관한 것이고, 보다 상세하게는, 그러한 전기 통신 네트워크에 있어서 송신하는 데이터 프레임의 트래픽 쉐이핑의 방법에 관한 것이고, 이러한 송신하는 프레임은 미리 정해진 시간 윈도우 내에서 송신될 필요가 있는 익스프레스 프레임과, 상기 시간 윈도우 밖의 시각에 송신되도록 의도된 노멀 프레임으로 구별된다. 보다 상세하게는, 현재의 노멀 프레임에 대하여, 본 방법은 상기 노멀 프레임이 프래그먼트화 될 수 있는지 여부를 판단하는 스텝과, 프래그먼트화 될 수 있는 경우에, 다음의 시간 윈도우가 오픈되기까지의 남은 시간이 상기 노멀 프레임의 1개 또는 복수의 프래그먼트를 송신하는데 충분한지 여부를 판단하는 스텝과, 충분한 경우에, 상기 1개 또는 복수의 프래그먼트를 송신하는 스텝을 포함한다.

Description

네트워크에 있어서의 데이터 프레임의 트래픽 쉐이핑의 방법 및 그 디바이스 및 컴퓨터 프로그램
본 발명은 이더넷 등의 패킷 교환 네트워크에 관한 것이다.
이러한 네트워크는 데이터 통신 이외의 영역에 있어서 더욱 더 많이 이용되고 있다.
산업 네트워크는 현재 이 용도의 일례(예컨대 리던던시에 관한 프로피넷(Profinet) 표준, IEC 표준: HSR, PRP, MRP)이다.
이러한 기술에 의해 초래되는 발전은 주로 이러한 네트워크의 회복력의 개선, 즉 데이터 송신에 영향을 주는 일 없이 단일 장해에 대한 보호를 개선하는 것에 초점을 맞추고 있다.
그렇지만, 데이터 송신의 엄밀한 시간 특성의 실시 등의 다른 제약은 표준적인 이더넷을 이용하여 구현될 수 없다. 보다 상세하게 말하면, 타이트하게 제한된 레이턴시(latency) 및/또는 지터(jitter)를 필요로 하는 제어/커맨드 메시지의 송신은 적절히 대처되지 않는다.
수송 분야, 주로 항공학에서는 몇몇의 해결책, 즉 항공전자공학용 양방향 스위치 이더넷(Avionics Full-Duplex Switched Ethernet)(AFDX, 프로토콜 ARINC 664 파트 7) 및 TTEthernet(SAE AS6802) 기술이 개발 및 표준화되었다. 양쪽의 해결책은 패킷 다중의 편성에 타이밍 특성을 추가하는 것에 의거하고 있다.
일례로서, AFDX는 특정한 플로우의 데이터가 송신될 수 있는 최대 보증 레이트를 고정하는 대역폭 할당 갭(Bandwidth Allocation Gap; BAG)을 정의하고 있다. 즉, BAG는 BAG에 의한 AFDX 트래픽 쉐이핑의 2개의 예를 나타내는 도 1로부터 알 수 있듯이, 플로우가 고정 시간 간격 내에서 송신할 수 있는 데이터의 양을 설정한다. 각 플로우에 대하여 BAG 레이트를 설정할 때, 다른 플로우에 충분한 대역폭을 제공하도록 주의해야 하고, 총 비트레이트는 링크 능력을 넘을 수 없다. BAG에 의한 쉐이핑은 송신원에서만 실행되고, 다중화는 그 후 하류 노드에 있어서 비동기로 실행된다. 이 기법은 지터 및 전송 지연에 대하여 엄격한 제한을 두고 있지 않다.
제 2 예로서, TTEthernet은 네트워크 노드의 엄격한 동기화에 근거하고 있고, 3개의 타입의 트래픽, 즉, 타임 트리거(Time-triggered)형(TT), 레이트 제약(Rate-constrained)형(RC) 및 베스트 에포트(Best-effort)형(BE)을 정의하고 있다.
TT 메시지는 영역 전체에 걸친 동기 클록을 이용하는 미리 정해진 정적인 스케줄에 따라 네트워크를 통해서 송신된다. 이러한 메시지는 다른 모든 메시지 타입보다 우선도가 높다. 이 스케줄은 TT 프레임이 송신되는 각 스위치 출력 포트에 대하여 한 세트의 TT 윈도우를 규정한다. 타임 트리거형 메시지의 발생, 시간 지연 및 정밀도는 미리 규정되고 보증된다.
그다지 엄격하지 않은 결정성(determinism) 및 리얼타임 요건을 갖는 용도에는 RC 메시지가 이용된다. TT 윈도우 및 넓은 영역의 동기 클록은 RC 트래픽을 제어하는 쉐이핑 알고리즘의 입력으로서 이용된다. 이 알고리즘은 다음의 TT 윈도우가 개시되기 전에 각 프레임 송신이 종료될 수 있는지 여부를 조사한다. 프레임이 적합하지 않은 경우, 송신기는 다음의 스케줄링된 TT 프레임의 송신이 개시될 때까지 아이들 상태를 유지한다. 이 아이들 시간("보호 대역"이라고 불린다)은 RC 프레임(및 이하에서 설명하는 바와 같이 BE 프레임도)이 TT 프레임과 결코 간섭하지 않는 것을 보증한다. 이러한 메시지는 대역폭이 각 용도에 대하여 미리 정해지는 것과, 지연 및 시간적 편차는 제한된 범위를 갖는 것을 보증한다.
BE 메시지는 통상의 이더넷 폴리시를 따르고, 상기에서 설명한 간섭 회피 메커니즘을 이용하여, 나머지의 TT 윈도우에서 송신된다. 이러한 메시지가 송신될 수 있는지, 언제 송신될 수 있는지, 어떠한 지연이 발생하는지, 또한 메시지가 수신자에게 도달하는지 여부는 보증되지 않는다.
이러한 3개의 타입의 트래픽은 TTEthernet 플로우 스케줄링을 나타내는 도 2에서와 같이, 서브 사이클(기준 기간)로 세분된 회귀 사이클에 있어서 송신 다중을 편성하는 TDMA(시분할 다원 접속) 방식에 따라 타임 슬롯을 이용하여 할당된다. 각 트래픽 타입에 할당된 타임 슬롯은 기준 기간당 데이터의 양에 대응하고, 그들의 (시간) 위치는 네트워크 전체에 걸쳐서 고정되어 있다.
패킷은 사전에 규정된 통신 스케줄에 따라 중계된다. 따라서, 로컬 클록이 동기 되어 있을 때, 통신 스케줄은 동기하여 실행되고, 네트워크에 있어서의 경합은 회피된다. 따라서 2인 이상의 통신 참가자가 네트워크에 같은 시점에 액세스할 가능성이 설계에 의해 배제될 수 있으므로 타임 트리거형 통신은 강력한 시간적 분할(temporal partitioning)을 제공한다.
표준적인 이더넷 베이스의 네트워크에 걸쳐서 TT 트래픽을 서포트하는 틀을 제공하기 위한 노력으로, IEEE(802.1 TSN 작업 그룹)는 현재 "타임 어웨어 스케줄러(Time Aware Scheduler)"라고 불리는 송신 선택 메커니즘을 표준화하고 있다. 이 사양은 "802.1Qbv-스케줄링된 트래픽을 위한 확장"이라고 불리는 802.1Q 표준의 수정을 목적으로 하고 있다. 이 송신 선택 메커니즘은 각 트래픽 클래스 큐에 관련된 송신 게이트에 의거하고 있다. 즉, 트래픽 클래스 큐에 있어서의 프레임은 송신 게이트가 폐쇄 상태에 있는 경우 또는 그 큐에 관련된 다음의 게이트 폐쇄 이벤트 전에 그 프레임의 전체를 송신하는데 이용 가능한 시간이 충분하지 않은 경우에는 송신에 이용 가능하지 않다. 트래픽 클래스 큐마다의 "queueMaxSDU" 파라미터는 각 큐의 최대 서비스 데이터 유닛 사이즈를 규정한다. 큐의 최대 사이즈를 넘는 프레임은 폐기된다.
각 포트에 관련된 게이트 제어 리스트는 각 포트의 트래픽 클래스 큐(도 3의 #7, #6, …, #0)에 관련된 게이트의 송신 게이트 상태를 변경한다. 스케줄링된 트래픽의 확장을 서포트하지 않는 구현에서는, 모든 게이트가 상시 개방 상태에 있다고 가정된다. 상태 머신은 IEEE 802.1Qbv에 따른 송신 선택의 원리를 나타내는 도 3에서와 같이 큐마다의 게이트 상태의 천이의 제어를 담당한다.
그렇지만, 다중화의 편성을 위한 고정 스케줄의 도입은 매체로의 액세스에 불공평을 초래한다. 즉, RC 플로우 및 BE 플로우의 프레임은 프레임 전체를 포함하도록 충분히 긴 타임 슬롯에만 삽입될 수 있지만, 그럼에도 불구하고 이 길이는 가변적이다. 이것은 RC 프레임의 송신에 있어서 추가의 (항상 불가피하다고는 할 수 없다) 지연 및 지터를 초래함과 아울러 링크상의 대역폭의 낭비를 초래한다.
이 과제를 해결하기 위해, IEEE 802.3br(802.3의 수정 : "Specification and Management Parameters for Interspersing Express Traffic")은 이른바 "익스프레스 프레임"(낮은 레이턴시가 보증되는 프레임, 통상 TT 프레임)의 송신이 스케줄링되었을 때에 충돌이 발생하지 않고, 그 결과 익스프레스 트래픽의 레이턴시가 추가되지 않는 것을 보증하는, 이른바 "노멀 프레임"(우선도가 낮은 프레임, 통상 RC 프레임 및 BE 프레임)의 프리엠프션(preemption) 메커니즘을 규정하고 있다.
이 메커니즘은 익스프레스 트래픽의 스케줄을 갖는 MAC 클라이언트가 (익스프레스 트래픽 데이터 패스 및 노멀 트래픽 데이터 패스를 나타내는 도 4에서와 같이) 스케줄링된 익스프레스 트래픽이 도착하기 전에 노멀 프레임을 프리엠프트할 수 있게 한다. 스케줄링된 프레임이 도착하면, 즉시 송신될 수 있다.
또한, 802.3br 사양은 노멀 프레임의 송신을 정지하여 익스프레스 프레임에 송신 기회를 주는 것을 가능하게 하는 홉(hop)마다의 프래그먼트화(fragmentation) 및 재조립(reassembly) 방식을 규정하고 있다. 노멀 프레임 프래그먼트 및 익스프레스 프레임은 IEEE 802.3br의 프레임 포맷 및 프래그먼트 포맷에 관계된 도 5에 나타내는 바와 같이 그들의 프리앰블 길이 및 이른바 "개시 프레임 디리미터"(SFD) 필드에 의해 구별된다. 이것은 비 익스프레스 프레임(노멀 프레임)이 충분히 긴 타임 슬롯의 송신을 대기하지 않아도 되게 하고, 그 결과 노멀 플로우에 추가되는 레이턴시는 한정된 것이 되고 링크 능력의 사용이 보다 양호한 것이 된다.
어느 시점에 있어서도 단일 노멀 프레임, 즉 그 송신 시간의 길이가 1개 또는 몇 개의 TT 윈도우를 커버하는 프레임만이 프래그먼트화 될 수 있다고 하는 것에 유의해야 한다. 도 5에 있어서, MFCS는 비 최종 프래그먼트의 CRC(순환 중복 검사)이다. 여기서, 그 값은 송신되는 프레임 옥텟의 FCS(프레임 검사 시퀀스)와 FFFF0000을 XOR 한 것과 같다. SMD-Ix는 노멀 프레임의 최초의 프래그먼트(초기 프래그먼트) 등의 그 노멀 프레임의 선두를 나타내는 한편, SMD-Cx는 그 프레임의 비 초기 프래그먼트를 나타낸다. 설명의 완전성을 위해, MAC DA 및 MAC SA는 각각 목적지 MAC 어드레스 및 송신원 MAC 어드레스이다. "Ethertype"은 이더넷 타입 길이 필드를 의미한다. 이 경우 도 5의 위쪽 부분은 프래그먼트화 되지 않은 익스프레스 프레임 및 노멀 프레임을 나타내고 있고, 그 아래쪽 부분은 노멀 프레임의 연속한 프래그먼트를 나타내고 있다.
프리엠프트된 최소 프래그먼트 사이즈는 64바이트이다. 따라서 128바이트 미만의 길이를 갖는 패킷은 프리엠프트될 수 없다. 비 최종 프래그먼트는 8바이트의 배수의 길이를 갖는다.
그렇지만, 상기에서 설명한 다중화 메커니즘은 이하를 보증하지 않는다.
익스프레스 프레임과 비교하여, 노멀 프레임에 대한 매체로의 공평한 액세스,
다른 노멀 플로우와 비교하여, 특정한 플로우에 속하는 노멀 프레임에 대한 매체로의 공평한 액세스,
노멀 프레임 또는 프래그먼트가 그들의 할당된 타임 슬롯 동안에 IEEE 802.1Qbv에 따라 다중화하여 삽입될 수 있는 것,
IEEE 802.3br에 따라 노멀 프레임이 프래그먼트화 될 수 있는 것.
본 발명은 상기 상황을 개선하는 것을 목적으로 하고 있다.
이를 위해, 전기 통신 네트워크에 있어서 송신하는 데이터 프레임의 트래픽 쉐이핑의 방법으로서, 상기 송신하는 프레임은 미리 정해진 시간 윈도우 내에서 송신될 필요가 있는 익스프레스 프레임과, 상기 시간 윈도우 밖의 시각에 송신되도록 의도된 노멀 프레임(이하에서 해설하는 도 9의 스텝 b))으로 구별되는 방법이 최초로 제안된다.
보다 상세하게는, 현재의 노멀 프레임에 대하여, 그 방법은 상기 노멀 프레임이 프래그먼트화 될 수 있는지 여부를 판단하는 스텝(도 9의 스텝 c))과, 프래그먼트화 될 수 있는 경우에, 다음의 시간 윈도우가 오픈되기까지의 남은 시간이 상기 노멀 프레임의 1개 또는 복수의 프래그먼트를 송신하는데 충분한지 여부를 판단하는 스텝과, 충분한 경우에, 상기 1개 또는 복수의 프래그먼트를 송신하는 스텝을 포함한다.
특정한 실시의 형태에서는, 상기 노멀 프레임과, 이전의 노멀 프레임의 처리로부터 남아 있는 1개 또는 복수의 프래그먼트가 있는 경우에는 그러한 프래그먼트는, 메모리에 큐잉되고, 각각의 처리 시점(processing instant)이 할당되고, 현재 시각이 최소 처리 시점보다 큰 경우에 상기 스텝을 실시하기 위해 그 현재 시각이 그 최소 처리 시점과 비교된다(도 9의 스텝 a)).
프레임의 복수의 플로우가 함께 처리되고 있는 본 발명의 보다 특정한 실시의 형태에서는, 각 플로우는 연속한 노멀 프레임과, 이전의 노멀 프레임의 처리로부터 남아 있는 1개 또는 복수의 프래그먼트가 있는 경우에는 그러한 프래그먼트를 포함한다. 각 플로우의 이러한 노멀 프레임 및/또는 프래그먼트는 메모리에 각각 큐잉되고, 각각의 처리 시점이 할당된다. 다음으로, 현재 시각이 최소 처리 시점보다 큰 경우에는 상기 방법의 상기 스텝을 실시하기 위해 그 현재 시각이 각각의 상기 플로우의 모든 상기 큐 중의 그 최소 처리 시점과 비교된다(도 9의 스텝 a)).
특정한 실시의 형태에서는, 상기 현재의 노멀 프레임이 프래그먼트화 될 수 없는 경우에는, 다음의 시간 윈도우가 오픈되기까지의 남은 시간이 상기 현재의 노멀 프레임 전체를 송신하는데 충분한지 여부가 판단되고, 충분한 경우에는, 상기 현재의 노멀 프레임 전체가 송신되고, 충분하지 않은 경우에는, 시간 끌기(temporization) 스텝이 다음의 현재 시각까지 적용된다.
특정한 실시의 형태에서는, 상기 현재의 노멀 프레임이 프래그먼트화 될 수 있는 경우에는, 다음의 시간 윈도우가 오픈되기까지의 남은 시간이 적어도 1개의 프래그먼트를 송신하는데 충분한지 여부가 판단되고, 충분한 경우에는, 적어도 1개의 프래그먼트가 송신되고, 충분하지 않은 경우에는, 시간 끌기 스텝이 다음의 현재 시각까지 적용된다.
보다 상세하게는, 상기 현재의 노멀 프레임이 프래그먼트화 될 수 있는 경우에는, 상기 다음의 시간 윈도우가 오픈되기까지의 상기 남은 시간이 완전한 노멀 프레임의 나머지의 부분을 송신하는데 충분한지 여부가 더 판단되고, 충분한 경우에, 상기 완전한 노멀 프레임의 나머지의 부분의 대응하는 프래그먼트가 송신되고, 충분하지 않은 경우에는, 상기 다음의 시간 윈도우가 오픈되기까지의 상기 남은 시간보다 적은 총 계속 시간(duration)에 대응하는 1개 또는 복수의 프래그먼트가 송신된다.
특정한 실시의 형태에서는, 상기 다음의 시간 윈도우가 오픈되기까지의 상기 남은 시간은 프래그먼트 또는 프레임이 송신되는 링크의 능력에 근거하여 추정된 그 프래그먼트 또는 그 노멀 프레임 전체를 송신하는데 걸리는 시간과 비교된다.
또한, (상기 큐잉된 프레임 및/또는 프래그먼트에 할당된) 상기 처리 시점은 바람직하게는 프레임 또는 프래그먼트의 각 스케줄링된 송신시에, 송신 플로우 비트레이트에 근거하여 추정된 그 스케줄링된 송신의 계속 시간만큼 갱신된다.
일 실시의 형태에서는, 노멀 프레임은 그 전체 길이가 최소 프래그먼트 사이즈의 길이의 적어도 2배인 경우에 프래그먼트화 될 수 있다고 간주된다.
바람직하게는, 노멀 프레임의 그 전체 길이는 송신되지 않은 그 나머지의 프래그먼트를 이용하여 갱신된다(그러한 프레임 길이 갱신 스텝은 도 9에 있어서 S15 및 S18의 라벨이 붙어 있다).
일 실시의 형태에서는, 상기 시간 윈도우는 (도 8의 실시의 형태의 예에 나타내는 것과 같이) 사이클릭 타임테이블(cyclic timetable)에 연속적으로 규정된다.
본 발명은 본 발명에 따른 방법을 실행하는 트래픽 쉐이핑 수단(프로세서 및 적어도 1개의 메모리 등)을 갖는 디바이스도 목적으로 하고 있다.
본 발명은 프로세서에 의해 실행되면, 본 발명의 방법을 실행하는 명령을 포함하는 컴퓨터 프로그램 제품도 목적으로 하고 있다.
본 발명은 첨부 도면의 도면에, 한정으로서가 아닌 예로서 나타내어지고, 첨부 도면에 있어서 동일한 참조 부호는 동일한 요소를 나타낸다.
도 1은 BAG에 의한 AFDX 트래픽 쉐이핑의 2개의 예를 나타낸다.
도 2는 TTEthernet 플로우 스케줄링을 나타낸다.
도 3은 IEEE 802.1Qbv에 의한 송신 선택의 원리를 나타낸다.
도 4는 익스프레스 트래픽 데이터 패스 및 노멀 트래픽 데이터 패스를 나타낸다.
도 5는 비 프래그먼트화 된 익스프레스 프레임 및 노멀 프레임, 및 노멀 프레임의 연속한 프래그먼트(아래쪽 부분)를 나타낸다.
도 6은 본 발명에 의한 디바이스를 포함할 수 있는 요소를 구비하는 시스템을 나타낸다.
도 7은 본 발명에 의한 방법을 실행하기 위해 트래픽 쉐이핑 수단을 구비하는 본 발명에 의한 디바이스의 구조의 일례를 나타낸다.
도 8은 전술한 시간 윈도우를 규정하는 사이클릭 타임테이블의 일례를 나타낸다.
도 9는 본 발명의 실시의 형태의 일례에 의한 방법의 스텝을 나타낸다.
이하의 본 명세서에서는, "익스프레스 트래픽"(또는 "익스프레스 프레임")은 낮은 레이턴시의 스케줄링된 트래픽(또는 프레임) 또는 TT("타임 트리거형") 트래픽(또는 프레임)을 나타내는 한편, "노멀 트래픽"(또는 "노멀 프레임")은 레이트 제약형(RC) 트래픽, 또는 베스트 에포트형(BE) 트래픽, 또는 다른 임의의 비 익스프레스 트래픽(또는 프레임)을 나타낸다.
본 발명은 상기에 열거한 조건을 보증하는 것을 가능하게 하는 프레임 스케줄링 및 프래그먼트화 메커니즘을 조합한 것을 제안한다.
도 6을 참조하면, 스케줄링 기능은 네트워크 NET의 스위치 SW의 출력 포트마다 마련되는 디바이스 D에 배치될 수도 있고, 단말 T1, T2로부터 데이터 또는 음성 데이터를 송신하는 단말국(T1, T2) 내 프레임 송신 기능을 갖는 디바이스 D에 배치될 수도 있다. 도 7에 나타내는 바와 같이, 디바이스 D의 입력 인터페이스 IN을 통해서 수신되는 각 플로우(F1, …, Fi, …, Fm)의 착신 프레임은 워킹 메모리 MEMA 내의 독립한 큐(플로우 i에 대해서는 Qi)에 FIFO 순서("선입선출")로 기억된다. 디바이스 D는 동기 클록 데이터 CLK(네트워크 또는 동기된 내부 클록으로부터 취득된다)를 이용하여 본 발명의 방법을 실행하는 프로세서 PROC를 더 구비한다. 또한, 디바이스 D는 송신되는 프레임 또는 프래그먼트(FR)에 타임 슬롯을 할당하는 도 8에 있어서 상술하는 타임테이블 TST를 기억하는 메모리 MEMB(워킹 메모리 MEMA와 동일한 메모리 유닛으로 할 수도 있고, 상이한 메모리 유닛으로 할 수도 있다)를 구비한다. 마지막으로, 송신하는 프레임 또는 프래그먼트(도 7에서는 FR로 표시된다)는 도 9를 참조하여 이하에서 상술하는 바와 같이 본 발명의 실시에 의해, 편리한 순서로 디바이스의 출력 인터페이스 OUT에 있어서 수신된다. 물론, 디바이스 D는 본 발명의 방법을 실시하기 위해 프로세서 PROC에 의해 실행되는 컴퓨터 프로그램 코드 명령(INST)을 기억하는 제 3 메모리 MEMC를 (MEMA 및 MEMB와 동일한 메모리 유닛 또는 상이한 메모리 유닛에) 더 가질 수 있다.
디바이스 D는 단말 T1, T2 또는 스위치 SW의 독립한 칩 등의 자율적인 디바이스로서 실시될 수도 있고, 그렇지 않으면 그러한 단말 또는 스위치(또는 보다 넓게 말하면, 네트워크의 임의의 요소)의 하드웨어 리소스(프로세서 및/또는 메모리 유닛 등)를 이용할 수도 있다.
도 8을 참조하면, 타임테이블 TST는 이하와 같이 이용된다.
시각은 출력 포트에 설치된 송신 링크 상의 1비트의 계속 시간에 대응하는 단위로 나타내어진다. 네트워크 내의 모든 노드는 바람직하게는 동일한 클록으로 동기되고, 현재 시각 CLK의 동일한 이미지를 갖는다. 현재의 시각의 값은 이하에서는 T로서 나타내어진다.
각 플로우 i에는, 그 플로우가 노멀인지 또는 익스프레스인지를 불문하고, ri로 나타내어지는 비트레이트가 관련지어져 있다.
즉, 익스프레스 플로우의 반복되는 송신 윈도우에 있어서 송신되는 데이터의 양은 그 플로우의 비트레이트를 규정하는 것을 가능하게 하고,
노멀 플로우에는 비트레이트(최대, 강제적이거나 강제적이지 않다)가 할당될 수 있다.
모든 비트레이트 ri의 합계는 링크의 전체 능력보다 커서는 안 된다. 간단하게 하기 위해, 모든 링크는 바람직하게는 이하에 있어서 ρ로 나타내어지는 동일한 능력을 갖는다(단, 임의 선택적이다).
각 익스프레스 플로우의 프레임의 송신은 주기 패턴에 따른다. 테이블 TST(유한 길이)는 스케줄링된 모든 익스프레스 플로우의 일련의 모든 연속한 송신 윈도우의 오픈 시각 및 클로즈 시각(각각 to k 및 tc k)을 포함할 수 있다. 이것은 익스프레스 프레임 또는 프래그먼트가 시간 간격 [to k, tc k] 내에서 송신되는 한편, 노멀 프레임 또는 프래그먼트는, 반대로, 남겨진 시간 간격 [tc k, to k + 1]에 있어서 송신되는 것을 의미한다(k는 n을 법(modulus)으로 한다). 윈도우는, 오픈되어 있을 때, 그 윈도우가 제공되고 있는 익스프레스 프레임의 송신을 가능하게 할 수 있도록, 각 윈도우의 계속 시간은 사전에 계산된다고 하는 전제도 이루어진다. 모든 익스프레스 윈도우의 오픈 시각 및 클로즈 시각은 순환 테이블 TST에 기억된다(k[n]은 도 8에 있어서의 원형 화살표 CIRC에 의해 나타내어지고 있다). 실제로는, 테이블의 각 엔트리는 윈도우 k의 오픈 시각 및 클로즈 시각을 각각 나타내는 쌍(to k, tc k)이다. 테이블의 판독 포인터를 테이블의 최초의 요소로 되감을 때마다, 테이블의 깊이에 대응하는 오프셋이 엔트리에 추가된다. 이 판독 포인터는 현재의 시각의 값 T를 고려한다.
노멀 플로우의 경우, 각 플로우 큐의 선두에 기억된 각 노멀 프레임은 그 프레임의 최초의 비트가 송신되게 되어 있는 이론적인 시각에 대응하는 이론적인 송신 시각(TTi)에 관련지어져 있다. TTi는 오름차순으로 소트(sort)되고, 최소의 TTi(도 9에서는 min(TTi)로 참조된다)를 갖는 노멀 프레임 또는 프래그먼트가, 다중화에 삽입되는 다음의 노멀 프레임 또는 프래그먼트의 후보이다.
다음으로 도 9를 참조한다.
S는 송신되는 현재의 노멀 프레임 또는 프래그먼트의 사이즈이고,
minfs는 IEEE 802.3br에 의해 규정된 최소 프래그먼트 사이즈(그 사양에 있어서의 그 값의 표기에 의하면 "minFrag")이고,
ri는 플로우 i의 비트레이트이고,
ρ는 (여기서 설명하는 예에서는) 링크의 평균 능력이고,
Δt는 시간 끌기 스텝 S2 동안의 시간 증분(예컨대 1비트 송신의 계속 시간)이고,
TTi는 본 발명의 방법에 의한 계산 전에, 큐 Qi에 있어서의 프레임 또는 프래그먼트 FR의 최초의 비트가 송신되게 되어 있는 이론적인 시각이다.
노멀 프레임 또는 프래그먼트는 적어도 이하의 조건이 만족되는 경우에 다중화하여 삽입된다(실제로 송신된다).
a) T≥min(TTi)이고(도 9에 있어서의 테스트 a)로부터의 화살표 "OK"), 또한,
b) T가 현재의 (to k, tc k) 윈도우에 포함되지 않고(도 9에 있어서의 테스트 b)로부터의 화살표 "KO"), 또한,
c) S≥2*minfs이다(도 9에 있어서의 테스트 c)로부터의 화살표 "OK").
"KO"는 NO를 나타낸다.
조건 a)는 현재 시각 T가 노멀 프레임의 검토를 개시하게 된 것을 의미한다.
조건 a)가 계통적으로 검증되는 경우, 시스템은 각 노멀 플로우가 ri보다 큰 레이트로 송신되지 않는 것을 보증한다. RC 플로우 사이에서만의 공평성이 그들의 각각의 비트레이트 ri에 의해 나타내어지는 가중치에 비례하여 달성되는 경우, 조건 a)는 임의 선택적인 것이 될 수 있는 것에 유의해야 한다.
조건 b)는 현재 시각 T가 시간 윈도우 k 내(예컨대, 그 오픈 시각 to k와 그 클로즈 시각 tc k의 사이)에 있는 경우에 익스프레스 프레임의 송신에 우선도를 주기 위해, 현재 시각 T가 시간 윈도우 k 내에 있는지 여부가 조사되는 것을 의미한다.
조건 c)는 (상기 조건 a) 및 b)가 달성되는 경우에) 노멀 프레임이 프래그먼트화 될 수 있는지 여부가 조사되는 것을 의미한다. 노멀 프레임이 프래그먼트화 될 수 없는 경우(테스트 c)의 출력에 있어서의 화살표 KO), 시간 끌기 스텝 S2는, 계속 시간 [tc k, to k +1](k[n]은, "k는 n을 법(modulus)으로 한다"를 의미한다)이 이 프래그먼트화 불가능한 노멀 프레임을 송신하기에 충분히 길어질 때까지 실행된다. 노멀 프레임이 프래그먼트화 될 수 있는 경우(테스트 c)의 출력에 있어서의 화살표 OK), 프래그먼트화를 양호하고 공평한 조건으로 실행하기 위해 추가의 테스트 및 스텝이 이하에서 상술하는 바와 같이 실시된다.
프로세스는 최초의 스텝 S1, 즉,
송신하는 노멀 프레임 또는 프래그먼트를 검토하고(알고리즘은 송신의 처리를 행하는 노멀 프레임 및 프래그먼트에 전용화된 루틴을 나타낸다 - 프레임 전체 또는 프래그먼트를 송신하기 위해, 이 루틴의 공통의 스텝은 알고리즘 최적화에 이용된다),
다음으로, 각 큐에 있어서 TTi를 계산하고,
현재의 인덱스 k를 갖는 현재 시각 윈도우를 구하기 위해 테이블 TST를 참조하고,
현재 시각의 값 T를 구하기 위해 클록을 참조하는
스텝으로부터 개시된다.
다음으로, 스텝 a)가 실행된다. 즉, 노멀 프레임 또는 프래그먼트를 송신하는 현재의 T에 도달한 경우, 현재의 윈도우 인덱스 k를 검토하여, 현재 시각이 시간 윈도우 k의 클로즈 후에 해당되는(테스트 T3으로부터의 화살표 OK)지 여부가 검증된다. 현재 시각이 시간 윈도우 k의 클로즈 후에 해당된다고 하는 것은, 그 후에 윈도우 인덱스 k가 갱신될 필요가 있는 것을 의미한다(k[n]을 이용한 스텝 S4의 증분). 다음으로, 스텝 b)가, 우선권이 익스프레스 프레임에 주어지는지 여부를 판단하기 위해 실행된다. 우선권이 주어지지 않는 경우(테스트 b)로부터의 화살표 KO), 노멀 프레임이 프래그먼트화 될 수 있는지 여부가 판단된다. 프래그먼트화 될 수 없는 경우(테스트 c)로부터의 화살표 KO), 프레임이 프래그먼트화 될 수 없다고 하는 정보(테스트 c)로부터의 점선 화살표 라인 KO)를 이용하여 테스트 T6이 실행될 수 있다. 테스트 T6에 있어서, 다음의 윈도우 오픈 to k까지의 남은 시간 T와 링크 능력 ρ를 고려하면서, 완전한 프레임 전체가 송신될 수 있는지 여부가 판단된다. 송신될 수 있는 경우(테스트 T6으로부터의 화살표 OK), 프레임 FR은 스텝 S7에 있어서 송신된다. 다음의 프레임(또는 이후에 볼 수 있는 바와 같은 프래그먼트)을 송신하기 위한 다음의 스케줄링된 시각 TTi는 사이즈 S를 갖는 새로운 프레임을 송신하는 플로우 비트레이트 ri를 고려하면서, 스텝 S8에 있어서 갱신된다. 스텝 S7에 있어서 송신되는 최신의 프래그먼트(통상은 그 선두)를 판독하여, 그 프래그먼트가 프레임의 마지막이었는지 여부를 판단하기 위해, 테스트 T9가 더 실행된다. 이 알고리즘에 따르는 본 분기에서는, 완전한 프레임이 스텝 S7에 있어서 송신되므로, 테스트 T9의 출력은 "OK"인 것이 되고, 다음의 후보 프레임이 검토 대상이 되고(스텝 S10), 다시 스텝 S1에 관하여 처리된다.
테스트 T6에 의해 완전한 프레임 전체가 송신될 수 없는 경우(프레임이 프래그먼트화 될 수 없다고 하는 정보를 갖는, 테스트 T6으로부터의 점선 화살표 라인 KO), 프레임 전체를 송신하기에 충분히 긴 새로운 시간 간격 [tc k, to k + 1]을 대기하기 위해, 시간 끌기 스텝이 스텝 S2에 있어서 실행된다.
프레임이 프래그먼트화 될 수 있는 경우(스텝 c)로부터의 화살표 OK), 프래그먼트화가 고려되고, 테스트 T5에 있어서, 다음의 윈도우가 오픈되기까지의 남은 시간이 계속 시간 minfs를 갖는 프래그먼트를 송신하기에 충분히 긴지 여부가 조사된다. 충분히 긴 경우에는(테스트 T5로부터의 화살표 OK), 프레임 전체가 송신될 수 있는지 여부가(상기에서 설명한 테스트 T6에 있어서) 더 조사된다. 프래그먼트만이 송신될 수 있는 경우(프레임이 프래그먼트화 될 수 있다고 하는 정보를 갖는 테스트 T6으로부터의 화살표 KO), 테스트 T12에 있어서, 다음의 윈도우가 오픈되기까지의 남은 시간이 완전한 프레임의 나머지의 부분을 송신하기에 충분한지 여부가 조사된다(테스트 T12의 화살표 "KO"의 조건은 (to k-T)ρ≥S-minfs로 기술될 수 있고, 이것은 다음의 송신 프레임 또는 프래그먼트를 방해하는 일 없이 스텝 S13에 있어서 길이 S-minfs를 갖는 적어도 1개의 프래그먼트(완전한 프레임을 구축하기 위한 보완적인 것)가 작성되어 송신될 수 있는 것을 의미한다). 다음으로, 그것에 따라 스텝 S14에 있어서 스케줄링된 시각 TTi가 갱신되고, 스텝 S15에 있어서 검토 대상이 되는 다음의 프레임의 길이도 갱신된다. 다음으로, 그 프래그먼트가 프레임의 마지막인지 여부가 조사될 수 있다(테스트 T9). 통상은 조사되어야 한다. 그럼에도 불구하고, 마지막 스텝(도 9에 도시하지 않음)은 송신하는 프레임의 마지막에 추가하는 FCS(프레임 검사 시퀀스)를 계산하는 것으로 이루어질 수 있으므로, 도시한 예에서는 그것을 조사하는 것이 바람직하다.
(to k-T)ρ≤S-minfs인 경우(테스트 T5에 있어서 (to k-T)*ρ≥2minfs이고, 테스트 T12로부터의 화살표 OK인 경우), 이것은 스텝 S16에 있어서 적어도 1개의 프래그먼트(단 프레임을 종료하는 마지막 프래그먼트는 아니다)가 작성되어 송신될 수 있는 것을 의미한다. 프래그먼트의 길이는 스텝 S16에 있어서 (to k-T)*ρ에 의해 주어진다. 다음으로, 그것에 따라 스텝 S17에 있어서 스케줄링된 시각 TTi가 갱신되고, 스텝 S18에 있어서 검토 대상이 되는 다음의 프레임의 길이도 갱신된다. 다음으로, 그 프래그먼트가 프레임의 마지막인지 여부가 조사될 수 있다(테스트 T9). 여기서는, 이것은 조사될 수도 있고, 조사되지 않을 수도 있다. 조사되지 않는 경우(테스트 T9로부터의 화살표 KO), 다음의 프래그먼트를 이용하여 스텝 S1을 재차 실시하기 위해 다음의 프래그먼트가 스텝 S11에 있어서 검토 대상이 된다.
스텝 S1이 재차 실시될 때, (상이한 플로우 F1, …, Fm의) 큐 Q1, …, Qm 내의 각각의 시각 TTi는 스텝 S8, S14 및 S17 중 하나에 있어서 갱신되었고, 현재 시각 T도 프래그먼트 또는 프레임의 송신 중에 스텝 S7, S13, S16 중 하나에 있어서 진행된 것에 유의해야 한다. 따라서, 이러한 파라미터 TTi 및 T는 필연적으로 갱신되고, (스텝 S4에 있어서도 갱신될 수 있는 현재의 윈도우 인덱스 k와 함께) 스텝 S1에 있어서 이용될 준비가 된다.
도 9에 나타내는 알고리즘의 주된 스텝이 이하에 열거된다.
a) T≥min(TTi)이고,
b) T가 현재의 (to k, tc k) 윈도우에 포함되지 않고,
c) S≥2*minfs이고,
(to k-T)*ρ≥2minfs이고,
(to k-T)*ρ≥S이면,
프레임 또는 최종 프래그먼트를 송신하고,
TTi=TTi+(S/ri)이며,
다음의 프레임 또는 프래그먼트의 송신 후보를 선택한다
이와 달리,
(T+S/ρ)-to k≥minfs/ρ이면,
길이 (to k-T)*ρ의 프래그먼트를 작성하여 송신하고,
TTi=TTi+((to k-T)*ρ/ri)이고,
S=S-(to k-T)*ρ이며,
다음의 프래그먼트 또는 프레임의 송신 후보를 선택한다
이와 달리,
길이 (S-minfs)의 프래그먼트를 작성하여 송신하고,
TTi=TTi+((S-minfs)/ri)이고,
S=minfs이며,
다음의 프래그먼트 또는 프레임의 송신 후보를 선택한다.
Endif
Endif
Endif
이와 달리,
(T+S/ρ)＜to k이면,
프레임 또는 최종 프래그먼트를 송신하고,
TTi=TTi+(S/ri)이며,
다음의 프레임 또는 프래그먼트의 송신 후보를 선택한다.
Endif
Endif
본 발명은 작업 부하(계산 시간, 프로세스 스케줄링 등)가 시간에 있어서 공유되어야 하는 어느 영역에도 적용될 수 있다. 그러한 경우에, 특정한 변경은 행해지지 않는다.
본 발명은 (강한 리얼타임성(예컨대, 임계 제어 루프)으로부터 보다 완만한 레이턴시 및 동기(오디오 비디오 트랜스포트) 및 베스트 에포트형에 이르기까지의) 다양한 시간 제약을 갖는 용도가 혼합된 형태를 서포트하는 네트워크에 있어서 적용할 수 있다.
본 발명은 예컨대 시간적 제약이 있는 제어 네트워크(또는 팩토리 오토메이션, 또는 자동차 또는 공공사업 설비 또는 열차 등에 있어서의 임의의 네트워크)에 있어서 실시될 수 있다.
본 발명은 표준적인 실장 문제를 해결하지만, IEEE 802.1 TSN 내의 다른 임의의 "송신 선택" 메커니즘의 표준화를 지원하는데 이용될 수 있고, 그 경우, 극저 레이턴시 및 네트워크 부하 공유 최적화를 네트워크 트래픽 쉐이핑에 제공한다.
도 7에 나타내는 바와 같은 병렬 큐(Q1, …, Qm)에 있어서의 복수의 플로우의 처리가 상기에서 상세하게 설명되었다. 그렇지만, 본 발명은 1개의 단일 플로우의 단일 큐를 이용하여 실행될 수도 있다. 그 경우, 이 큐의 각 프레임 또는 각 프래그먼트는, 어느 프래그먼트 또는 프레임을 도 9에 나타내는 스텝의 다음의 실시에 있어서 처리하는지를 판단하기 위해 도 9에 나타내는 스텝의 각 실시시에 갱신 및 재배열될 수 있는 처리 시각 TTi를 갖는다.
본 발명은 컴퓨터 프로그램 제품에 포함될 수 있고, 이 컴퓨터 프로그램 제품은 본 명세서에 있어서 설명된 방법의 실시를 가능하게 하는 모든 특징을 포함하고, 정보 처리 시스템(예컨대, 유저 기기 또는 네트워크 요소)에 로드되면, 이 정보 처리 시스템이 본 발명을 실행하게 한다. 본 문맥에 있어서의 컴퓨터 프로그램 수단 또는 컴퓨터 프로그램은 정보 처리 능력을 갖는 시스템이 특정한 기능을 직접 또는 다른 언어로의 변환 후에 실행하게 하도록 의도된 1세트의 명령의 임의의 언어, 코드 또는 표기에 의한 임의의 표현을 의미한다. 그러한 컴퓨터 프로그램은 컴퓨터 판독 가능 매체 또는 머신 판독 가능 매체에 기억될 수 있고, 이것에 의해, 데이터, 명령, 메시지 또는 메시지 패킷, 및 다른 머신 판독 가능 정보가 이 매체로부터 판독되는 것을 가능하게 한다. 컴퓨터 판독 가능 매체 또는 머신 판독 가능 매체는 ROM, 플래시 메모리, 디스크 드라이브 메모리, CD-ROM, 및 다른 영구 기억 장치 등의 비휘발성 메모리를 포함할 수 있다. 또한, 컴퓨터 판독 가능 매체 또는 머신 판독 가능 매체는 예컨대, RAM, 버퍼, 캐시 메모리, 및 네트워크 회로 등의 휘발성 기억 장치를 포함할 수 있다. 또한, 컴퓨터 판독 가능 매체 또는 머신 판독 가능 매체는 일시적 상태 매체에 있어서의 컴퓨터 판독 가능 정보 또는 머신 판독 가능 정보를 포함할 수 있고, 이 일시적 상태 매체는, 유선 네트워크 또는 무선 네트워크를 포함하는 네트워크 링크 및/또는 네트워크 인터페이스 등이고, 디바이스가 그러한 컴퓨터 판독 가능 정보 또는 머신 판독 가능 정보를 판독하는 것을 가능하게 하는 것이다.
현재로서는 본 발명의 바람직한 실시의 형태라고 생각되는 것이 도시 및 설명되었지만, 본 발명의 진정한 범위로부터 일탈하는 일 없이, 다양한 다른 변경이 행해질 수 있는 것 및 등가의 것으로 대체될 수 있는 것이 당업자에 의해 이해될 것이다. 또한, 본 명세서에 있어서 설명된 중심의 발명 개념으로부터 일탈하는 일 없이 특정한 상황을 본 발명의 교시에 맞추기 위해 많은 변경이 행해질 수 있다. 또한, 본 발명의 일 실시의 형태는 상기에서 설명된 특징의 모두를 포함하지 않을 수도 있다. 따라서, 본 발명은 개시된 특정한 실시의 형태로 한정되는 것이 아니고, 본 발명은 상기에서 넓게 확정된 본 발명의 범위 내에 포함되는 모든 실시의 형태를 포함하는 것이 의도되고 있다.
당업자는 본 발명의 범위로부터 일탈하는 일 없이 상기 설명에 있어서 개시된 다양한 파라미터가 변경될 수 있고, 개시된 및/또는 청구항에 기재된 다양한 실시의 형태가 조합될 수 있는 것을 용이하게 이해할 것이다.
(산업상 이용가능성)
본 발명은 다양한 분야에 있어서 네트워크에 적용 가능하다.

Claims (13)

  1. 전기 통신 네트워크에 있어서 송신하는 데이터 프레임의 트래픽 쉐이핑(traffic shaping)의 방법으로서,
    상기 송신하는 프레임은 미리 정해진 시간 윈도우 내에서 송신될 필요가 있는 익스프레스 프레임과, 상기 시간 윈도우 밖의 시각에 송신되도록 의도된 노멀 프레임으로 구별되고,
    현재의 노멀 프레임에 대하여, 상기 방법은,
    상기 노멀 프레임이 프래그먼트화 될 수 있는지 여부를 판단하는 제 1 스텝과,
    프래그먼트화 될 수 있는 경우에, 다음의 시간 윈도우가 오픈되기까지의 남은 시간이, 상기 노멀 프레임의 1개 또는 복수의 프래그먼트를 송신하는데 충분한지 여부를 판단하는 제 2 스텝과,
    충분한 경우에, 상기 1개 또는 복수의 프래그먼트를 송신하는 제 3 스텝
    을 포함하고,
    복수의 플로우가 처리되고 있고, 각 플로우는 연속한 노멀 프레임과, 이전의 노멀 프레임의 처리로부터 남아 있는 1개 또는 복수의 프래그먼트가 있는 경우에는 그러한 프래그먼트를 포함하고,
    각 플로우의 상기 노멀 프레임 및 상기 프래그먼트 중 적어도 한쪽은 메모리에 큐잉되고, 각각의 처리 시점이 할당되고,
    현재 시각이 각각의 상기 플로우의 모든 상기 큐 중의 최소 처리 시점보다 큰 경우에는 상기 제 1 스텝 내지 상기 제 3 스텝을 실시하기 위해 상기 현재 시각이 상기 최소 처리 시점과 비교되고,
    상기 처리 시점은 프레임 또는 프래그먼트의 각 스케줄링된 송신시에, 송신하는 플로우의 상기 프레임 또는 상기 프래그먼트의 길이를 그 플로우의 현재의 비트레이트에 의해 나누는 것에 의해, 송신 플로우 비트레이트에 근거하여 추정된 상기 스케줄링된 송신의 계속 시간(duration)만큼 갱신되는
    방법.
  2. 제 1 항에 있어서,
    상기 노멀 프레임과, 이전의 노멀 프레임의 처리로부터 남아 있는 1개 또는 복수의 프래그먼트가 있는 경우에는 그러한 프래그먼트는, 메모리에 큐잉되고, 각각의 처리 시점(processing instant)이 할당되고, 현재 시각이 최소 처리 시점보다 큰 경우에는 상기 제 1 스텝 내지 상기 제 3 스텝을 실시하기 위해 상기 현재 시각이 상기 최소 처리 시점과 비교되는 방법.
  3. 제 1 항에 있어서,
    상기 현재의 노멀 프레임이 프래그먼트화 될 수 없는 경우에는, 다음의 시간 윈도우가 오픈되기까지의 남은 시간이 상기 현재의 노멀 프레임 전체를 송신하는데 충분한지 여부가 판단되고, 충분한 경우에는, 상기 현재의 노멀 프레임 전체가 송신되고, 충분하지 않은 경우에는, 시간 끌기(temporization) 스텝이 다음의 현재 시각까지 적용되는 방법.
  4. 제 1 항에 있어서,
    상기 현재의 노멀 프레임이 프래그먼트화 될 수 있는 경우에는, 다음의 시간 윈도우가 오픈되기까지의 남은 시간이 적어도 1개의 프래그먼트를 송신하는데 충분한지 여부가 판단되고, 충분한 경우에는, 적어도 1개의 프래그먼트가 송신되고, 충분하지 않은 경우에는, 시간 끌기 스텝이 다음의 현재 시각까지 적용되는 방법.
  5. 제 4 항에 있어서,
    상기 현재의 노멀 프레임이 프래그먼트화 될 수 있는 경우에는, 상기 다음의 시간 윈도우가 오픈되기까지의 상기 남은 시간이 완전한 노멀 프레임의 나머지의 부분을 송신하는데 충분한지 여부가 더 판단되고, 충분한 경우에, 상기 완전한 노멀 프레임의 나머지의 부분의 대응하는 프래그먼트가 송신되고, 충분하지 않은 경우에는, 상기 다음의 시간 윈도우가 오픈되기까지의 상기 남은 시간보다 적은 총 계속 시간(duration)에 대응하는 1개 또는 복수의 프래그먼트가 송신되는 방법.
  6. 제 1 항에 있어서,
    상기 다음의 시간 윈도우가 오픈되기까지의 상기 남은 시간은 프래그먼트 또는 노멀 프레임이 송신되는 링크의 능력에 근거하여 추정된, 상기 프래그먼트 또는 상기 노멀 프레임을 송신하는데 걸리는 시간과 비교되는 방법.
  7. 제 1 항에 있어서,
    노멀 프레임은 그 전체 길이가 최소 프래그먼트 사이즈의 길이의 적어도 2배인 경우에 프래그먼트화 될 수 있다고 간주되는 방법.
  8. 제 7 항에 있어서,
    상기 노멀 프레임의 전체 길이는 송신되지 않은 나머지의 프래그먼트를 이용하여 갱신되는 방법.
  9. 제 1 항에 있어서,
    상기 시간 윈도우는 사이클릭 타임테이블(cyclic timetable)에 연속적으로 규정되는 방법.
  10. 청구항 1 내지 청구항 9 중 어느 한 항에 기재된 방법을 실행하는 트래픽 쉐이핑 수단을 갖는 디바이스.
  11. 프로세서에 의해 실행되면, 청구항 1 내지 청구항 9 중 어느 한 항에 기재된 방법을 실행하는 명령을 포함하는 컴퓨터 판독가능 비일시적 기록 매체에 기록된 컴퓨터 프로그램.
  12. 삭제
  13. 삭제
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