KR19990087794A - 통신 네트워크에서 다중 서비스 카테고리를 지원하기 위한이벤트 구동 셀 스케줄러 및 그 방법 - Google Patents

통신 네트워크에서 다중 서비스 카테고리를 지원하기 위한이벤트 구동 셀 스케줄러 및 그 방법 Download PDF

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Abstract

본 발명의 이벤트 스케줄러(100; 200) 및 방법(300)은 캘린더 대기 행렬 스케줄링 방법(즉, 이전 패킷의 이전의 실제 전송 시간에 근거함)을 사용함으로써 동일한 물리적 링크 또는 미디어 상에 다중 서비스 카테고리를 혼합하는 문제를 해결한다. 이벤트 구동 셀 스케줄러는, 예를 들어, 비동기 전송 방식 ATM 네트워크에서 사용될 수 있고, 예를 들어, 소프트웨어, 하드웨어, 펌웨어에 내장될 수 있다.

Description

통신 네트워크에서 다중 서비스 카테고리를 지원하기 위한 이벤트 구동 셀 스케줄러 및 그 방법
비동기 전송 방식(asynchronous transfer mode; ATM) 네트워크와 같은 패킷-단위 네트워크에서, 최대 전송 비트 레이트(maximum transmission bit rate)는, 예를 들어, 시간 단위당 고정 길이를 갖는 패킷을 이용함으로써 설정될 수 있다. 고정 길이 패킷은 셀이라 불린다. 동일한 물리적 링크 또는 미디어 상에 다중 서비스 카테고리를 혼합하는 네트워크에서, 트래픽 셰이핑(traffic shaping)은 문제가 있다. 전통적인 방법은 입력 포트(ingress port)에서의 사용 변수 제어(Usage Parameter Control; UPC), 즉, "폴리싱(policing)", 다음에 출력 포트(egress port)에서 선택적으로 셀을 폐기(discard)하는 셀 인큐잉(enqueuing) 다음에, 출력 포트에서의 전송을 위해 셀을 선택적으로 디큐잉(dequeuing)하는 간단한 헤드 오브 라인 우선 순위(Head Of Line Priority; HOLP) 메커니즘에 의존한다. 가중 라운드 로빈(Weighted Round Robin; WRR) 폴링 서비스 규율(polling service disciplines)이 트래픽을 다른 서비스 필요 조건과 혼합하기 위해 제안되었지만, 수 백 또는 수 천의 접속들이 다중화될 필요가 있는 경우에 고속에서는 곤란할 수 있다.
문제는, WRR이 다중 폴(poll)로서 서비스를 요구하는 대기 행렬(queue)을 찾는 폴링 메커니즘이기 때문에 일어난다. 각 폴은 고정된 작업량을 요구하기 때문에, 증가된 접속 수를 수용하는 레이트로 폴링할 수 없게 된다. 특히, 버스트한 데이터 소스로부터의 다수의 접속들이 확장된 시간 주기동안 유휴 상태(idle)인 경우에, 서비스를 요구하는 대기 행렬이 발견되기 전에 다수의 거절된 폴이 발생될 수 있다.
그러므로, 비동기 전송 방식 ATM 네트워크에서 다중 서비스 카테고리를 지원하기 위한 이벤트 구동 셀 스케줄러가 필요하다.
본 발명은 비동기 전송 방식 스위칭 시스템에 관한 것으로 보다 상세하게는, 비동기 전송 방식 스위칭 시스템 내의 셀에 대한 전송 시간 스케줄링에 관한 것이다.
도 1은 본 발명에 따른 이벤트 스케줄러를 구비한 이벤트 구동 VP/VC(virtual path/virtual circuit) 멀티플렉서의 블록도.
도 2는 본 발명에 따르는 이벤트 스케줄러의 블록도.
도 3은 본 발명에 따라서 통신 네트워크를 위한 출중계 링크 상에서 복수의 셀들에 대한 전송 시간을 스케줄링하는 방법의 단계에 관한 일 실시예를 나타내는 흐름도.
도 4는 본 발명에 따라서 통신 네트워크를 위한 출중계 링크 상에서 복수의 셀들에 대한 전송 시간을 스케줄링하는 이벤트 스케줄러의 블록도.
도 5는 본 발명에 따라서 통신 네트워크를 위한 출중계 링크 상에서 복수의 셀들에 대한 전송 시간을 스케줄링하는 이벤트 스케줄러의 기능도.
도 6은 본 발명에 따라서 통신 네트워크를 위한 출중계 링크 상에서 복수의 셀들에 대한 전송 시간을 스케줄링하는 방법의 단계에 관한 다른 실시예를 나타내는 흐름도.
도 7은 셀 단위 스위치에서 고정 비트 레이트(CBR), 가용 비트 레이트(ABR), 가변 비트 레이트(VBR) 및 미지정 비트 레이트(UBR) 패킷 트래픽으로 본 발명의 방법을 이용하는 추가적인 단계를 나타내는 도면.
도 8은 셀 단위 스위치에서 고정 비트 레이트(CBR) 패킷 트래픽으로 본 발명의 방법을 이용하는 추가적인 단계를 나타내는 도면.
도 9는 CBR 접속을 위해 도 8의 특정 단계를 이용하는 스케줄러의 동작에 대한 타임라인(timeline)을 설명하는 도면.
도 10은 셀 단위 스위치에서 미지정 비트 레이트(UBR) 패킷 트래픽으로 본 발명의 방법을 이용하는 추가적인 단계를 나타내는 도면.
도 11은 셀 단위 스위치에서 가용 비트 레이트(ABR) 패킷 트래픽으로 본 발명의 방법을 이용하는 추가적인 단계를 나타내는 도면.
도 12는 ABR 접속을 위해 도 11의 특정 단계를 이용하는 스케줄러의 동작에 대한 타임라인을 설명하는 도면.
도 13은 셀 단위 스위치에서 가변 비트 레이트(VBR) 패킷 트래픽으로 본 발명의 방법을 이용하는 추가적인 단계를 나타내는 도면.
도 14는 본 발명에 따르는 우선 순위 디코딩에 대한 단계의 일 실시예를 나타내는 흐름도.
ATM은 네트워크 데이터 전송 시스템 및 방법론/프로토콜이고, 1993년 Prentice-Hall에서 발간된 ATM 포럼의 ATM 사용자 네트워크 인터페이스 명세서, 버젼 3.0에서 설명되고, ATM 포럼에 의해 저술된 명세서 및 다른 출판물들과 관련된다. ATM은 음성/오디오, 데이터 및 비디오와 같은 다양한 정보 트래픽 타입이 ATM 트래픽 소스 및 목적지간에 가상 접속(Virtual Connection; VC)에서 공통 전송 패스와 스위칭 소자를 효율적으로 공유하게 한다. 모든 ATM 트래픽은 규정된 헤더(header)(네트워크를 통해 셀의 스위칭을 제어하기 위해서 ATM 네트워크에 의해 번역됨) 및 페이로드(payload)(사용자 데이터를 포함하고, 네트워크에 의해 번역되지 않음)를 갖춘 고정 사이즈 사용자 셀로 포맷되어, 다양한 전송 레이트(rate)가 복잡한 동기화 기능 없이 수용될 수 있다. ATM은 지연(delay), 지터(jitter) 및 셀 손실에 대해 서로 다른 허용 한계(tolerance), 및 대역폭 또는 처리 능력에 대해 서로 다른 필요 조건을 갖는 다양한 트래픽을 지원하기 위한 잠재력(potential)이 있다.
이 점에 있어서, ATM 네트워크는 고정 비트 레이트(constant bit rate; CBR), 가용 비트 레이트(available bit rate), 가변 비트 레이트(variable bit rate; VBR) 및 미지정 비트 레이트(unspecified bit rate; UBR)를 포함하는 다수의 트래픽 서비스 카테고리들을 지원하도록 지정된다. 서로 다른 서비스 카테고리 각각은 다양한 타입의 소스에 의해 방출된 셀의 시계열을 설명하는 ATM 트래픽 변수와 관련한다. CBR 소스는 다음의 두 트래픽 기술자(traffic descriptor); 소스가 셀을 방출할 최대 레이트인 피크 셀 레이트(Peak Cell Rate; PCR)와 셀 지터량 또는 (시간 내에)일정하게 간격이 유지된 셀로부터의 변동인 셀 지연 편차(Cell Delay Variation; CDV)에 의해 기술된다. VBR 소스는 PCR, (다음의 유휴 주기 전)PCR과 동일한 레이트로 전송될 셀의 최대수인 최대 버스트 사이즈(Maximum Burst Size; MBS), 및 장기간의 평균 셀 레이트와 거의 동등한 유지 가능한 셀 레이트(Sustainable Cell Rate; SCR)에 의해 기술된다. ABR 소스는 PCR, 및 ABR 소스가 네트워크와 약정한 최소 셀 레이트인 최소 셀 레이트(Minimum Cell Rate; MCR)(즉, ABR은 항상 적어도 MCR 만큼 큰 레이트로 셀을 방출하게 됨)에 의해 설명된다. 더욱이, ABR 소스는 PCR 및 MCR 사이의 실제 셀 레이트(Actual Cell Rate; ACR)로 동작할 수 있다. ACR은 명시적으로 네트워크에 의해 (호출의 지속동안) 제어된다. UBR 소스는 어떤 트래픽 기술자도 가지지 않음으로 UBR 소스의 행위(behavior)는 전적으로 지정되어 있지 않고 (네트 워크에) 알려지지 않는다.
통상, ATM 시스템 구성은, 다양한 트래픽 소스에 대한 특정한 서비스 품질(QoS) 보증을 보증하면서 ATM 네트워크가 이러한 다양한 서비스 카테고리로부터의 트래픽을 단일 공통 물리적 네트워크 링크(전송 미디어) 상으로 혼합할 수 있도록 설계된다. CBR 소스는, 소스가 (트래픽 변수 PCR 및 CDV에 의해 기술되는)트래픽 약정을 초과하지 않는다면, 네트워크가 보장된 최대 셀 지연(셀이 소스에서 방출되는 시간에서 셀이 목적지로 전달되는 시간 사이의 최대 시간), 적은 셀 손실 레이트(Cell Loss Ratio; CLR) 및 목적지에서의 특정한 CDV'(CDV'은 다소 크다고 해도, 통상적으로 소스의 CDV의 차수임) 및 전형적인 CLR이 10-3내지 10-12차수인 특정하게 보장된 CLR으로 모든 셀을 최종 목적지로 전달하는 것이 ATM 네트워크에 의해 보장된다.
VBR 소스는, 소스가 (트래픽 변수 PCR, SCR, 및 MBS에 의해 기술되는)트래픽 약정을 초과하지 않는다면, 네트워크가 모든 셀들을 적은 CLR 및 네트워크를 통한 평균 지연과 거의 동등한 보장된 평균 셀 전송 지연으로 최종 목적지로 전달하는 것이 보장된다.
ABR 소스는, 소스가 (트래픽 변수 PCR 및 MCR에 의해 설명되는) 트래픽 약정을 초과하지 않고 소스가 명시적인 레이트 네트워크 피드백에 적절하게(ABR 기준 행위당) 응답한다면, 이에 대응하여 ACR을 조절하면서, 네트워크가 모든 셀들을 적은 CLR로 최종 목적지까지 전달하는 것이 보장되다. 더욱이, ABR 소스는 네트워크에 의해, 유효 네트워크 용량이 특정 시간 순간(time instant) 동안 셀을 방출할 수 있는 모든 ABR 소스들 사이에서 "공정하게" 공유되는 것이 보장된다.
CBR 및 실시간 VBR 트래픽 카테고리는, 처리 능력 및 지연에 대해 정확하게 규정된 필요 조건을 갖는 응용들, 예를 들어, 회로 에뮬레이션 및 엔터테인먼트 품질 비디오를 처리하도록 의도되어 있다. UBR 트래픽 카테고리는 최소 서비스 필요 조건을 가진 데이터 화일 전송과 같은 응용을 위한 것이다. UBR 트래픽이 지원된다고 해도, UBR 접속을 위한 어떠한 서비스 보장도 없다. 대역폭이 CBR, VBR, 및 ABR 트래픽 사이에 배치된 후 ATM 네트워크 또는 네트워크의 임의의 ATM 링크 상에서 이용 가능하다면, UBR 트래픽은 수용될 것이다. 네트워크 동작은 또한 네트워크 용량(capacity)의 몇 퍼센트가 UBR 소스용으로 지정된다는 것을 무상으로 보장할 수 있을 것이다.
ABR 트래픽 서비스 카테고리는 처리 능력 및 지연에 대한 막연한 필요 조건을 갖는 응용들, 특히 필수의 SCR 또는 MBS와 같은 트래픽 변수 또는 특정 보장된 QoS 변수(최대 및/또는 평균 셀 지연과 같은)의 특정 집합이 쉽게 규정될 수 없는 데이터 소스(데이터 응용)의 특정 타입으로부터 트래픽을 경제적으로 지원하도록 의도되어 있다. ABR 서비스 카테고리의 본질 및 제약(constraint)은 본 발명에 참조로 일체된 F. Bonomi의 "가용 비트 레이트 서비스(Available Bit Rate Service)" 53 Bytes(ATM 포럼회보) 제3권, 1995년 10월 4일자에 추가적으로 설명된다. 서비스 카테고리, 트래픽 변수, 및 서비스 변수의 품질에 대한 추가적인 정보는 본 발명에 참조로 일체된 "트래픽 관리 명세서" 버젼 4.0, ATM 포럼/95-0013R10, Straw Vote(1995년 2월)에서 알 수 있다.
본 발명은 동일한 물리적 링크 또는 미디어 상의 다중 서비스 카테고리를 혼합하는 문제를 이벤트 스케줄러, 즉, 캘린더 대기 행렬, 또는 이벤트 스케줄링 방법을 이용함으로써 해결한다. 이 이벤트 스케줄러는 소프트웨어, 하드웨어 및 펌웨어에 내장될 수 있다.
이벤트는 대기 행렬로부터 셀을 제거하는 프로세스 및 상기 셀을 ATM 네트워크의 링크 상으로의 후속적인 전송으로 정의된다. 태스크는 "스케줄된" 이벤트로 정의된다. 태스크 객체(task object)는, 이를테면 소정의 실행 시간, 태스크가 실행될 때 어떤 데이터 대기 행렬이 서비스될 것인지를 나타내는 대기 행렬 식별, 즉, 대기 행렬 ID, 및 태스크 우선 순위와 관련된 선정된 수의 변수를 갖는다. 실행을 기다리는 다수의 계류중인 태스크들이 있을 수 있다. 특정 시간 순간에서 태스크의 실행은 이벤트와 동등하다.
도 1에서 참조 번호 100은 본 발명에 따라서 이벤트 스케줄러를 갖춘 이벤트 구동 VP/VC(virtual path/virtual connection) 멀티플렉서의 블록도이다. 셀은 VP/VC 루팅 유닛(102), 전형적으로 멀티플렉서에 도달하고, 셀 헤더 내의 정보에 따라서, 셀 멀티플렉서를 사용하는 복수의 대기 행렬들 중 하나의 대기 행렬(104)에 연결된다. 셀이 도달할 때 대기 행렬이 현재 비어있지 않으면, 셀은 이 대기 행렬에 부가된다. 대기 행렬이 비어있으면, 셀은 이 대기 행렬에 부가되고, 이벤트 스케줄러(108)에 제1 이벤트(110)를 스케줄하기 위한 요구가 된다.
이 요구로 이벤트 스케줄러 내부에서 태스크가 발생되어 저장(대기 행렬에 넣어진)된다. 각 태스크는 전형적으로 적어도 최초 실행 시간을 나타내는 소정의 실행 시간, 대기 행렬 식별(ID) 필드, 및 우선 순위 필드를 포함한다. 태스크는 태스크와 관련된 타임 스탬프(time stamp)와 같거나 보다 많은 시간에 실행된다. 우선 순위 필드는 동일한 타임 스탬프를 가지는 태스크들간의 경쟁(contention)을 해결하는데 사용된다(즉, 최고 우선 순위 태스크가 먼저 실행될 것이다). 대기 행렬 ID 필드는 태스크가 실행될 때 어떤 데이터 대기 행렬이 서비스될 것인지를 지정하는 정보를 포함한다. 이벤트 스케줄러의 출력은 이벤트(114)로 구성된다. 이벤트 스케줄러가 태스크를 실행할 때 이벤트가 발생된다. 이 이벤트는 대기 행렬 번호(대기 행렬 ID)를 포함한다. 다음에 이 이벤트는 셀 멀티플렉서(106)로 보내진다. 이 셀 멀티플렉서는 대기 행렬 ID에 의해 표시된 대기 행렬로부터 셀을 요구한다; 이 셀은 셀 멀티플렉서(106)를 경유해서 출중계 ATM 포트로 보내지고 대기 행렬이 비었는지를 결정하도록 셀을 제거한 후 대기 행렬을 테스트한다. 대기 행렬이 비어 있지 않으면, 셀 멀티플렉서는 대기 행렬 ID를 포함한 요구를 보낸다. 대기 행렬에 있는 다음 셀의 셀 손실 우선 순위(cell loss priority; CLP) 비트와 같은, 최적의 스케줄러를 개발하기 위해 필요한 다른 정보도 또한 보내질 수 있다. 이 CLP 비트는, 네트워크가 정체되고 몇몇 셀들이 폐기될 필요가 있는 경우에, 이 셀이 높은 우선 순위 셀인지 또는 낮은 우선 순위 셀로 간주될 것인지를 나타낸다.
이벤트 스케줄러(108)는 태스크가 실행되는 때에 이벤트(114)를 발생시킨다. 이 이벤트는 특정 대기 행렬로부터 셀에 대한 요구이다.
이벤트를 스케줄하기 위한 이 요구는 전형적으로 두 외부 소스들, 즉, VP/VC 루팅 서브 시스템(인큐잉 프로세스) 및 셀 멀티플렉싱 서브 시스템(디큐잉 프로세스)으로부터 수신된다. 이벤트를 스케줄하는 요구로 이벤트 스케줄러 내부에서 태스크 객체의 발생하게 된다. 임의의 특정 시간 순간에서, 각각의 데이터 대기 행렬은 기껏해야 이벤트 스케줄러 내부의 태스크 객체, 즉, 계류중인 태스크에 관련된 것이다. 그러므로, 대기 행렬이 비어있으면, 이벤트 스케줄러 내부에 대기하는 관련된 계류중인 태스크는 어떤 것도 없다. 대기 행렬이 비어있지 않다면, 이벤트 스케줄러 내의 관련된 계류중인 태스크는 단 하나 밖에 없다. 임의의 시간 순간에 이벤트 스케줄러 내의 태스크의 최대수는 대기 행렬의 수와 같고, 이벤트 스케줄러 내의 태스크의 최소 수는 제로이다.
태스크를 발생시키고 실행시키기 위해서, 요구가 대기 행렬 ID를 포함하는 이벤트를 스케줄하고/재 스케줄하는 요구가 이벤트 스케줄러로 보내진다. 전형적으로, 대기 행렬 ID는 관련된 대기 행렬을 위한 셰이퍼(shaper)와 관련된 누설 버킷 변수의 선정된 집합에 대한 색인(index)으로서 사용된다. 누설 버킷 알고리즘은 기술 분야에 공지되어 있고 "ATM 사용자 네트워크 인터페이스 명세서", 개정판 3.0, ATM 포럼, PTR Prentice Hall, 1993, 77-89 페이지에 정의되어 있다. 그 다음에, 누설 버킷같은 알고리즘은 "소정의 태스크 실행 시간" 및 태스크 우선 순위를 제공하도록 실행된다. 일반적으로, 모든 서비스 카테고리에 대하여, 계산된 소정의 태스크 실행 시간은 가상 접속(VC)과 관련된 트래픽 약정에 위배되지 않고 가상 접속(VC)을 위해 다음 데이터 셀을 전송하기 위한 최초 허가된 시간(earliest allowed time)이다. 예를 들어, CBR 서비스 카테고리의 경우, PCR 및 CDV는 시계열 셀들간에 요구되는 시간 간격을 지정한다. VBR 서비스 카테고리인 경우, PCR, SCR, 및 MBS 트래픽 변수는 순응하는(conforming) 트래픽 소스를 지정한다. 소정의 실행 시간, 태스크 우선 순위, 및 대기 행렬 ID를 나타내는 묵시적인 타임 스탬프를 포함하는 태스크 데이터 객체는 실시간 태스크 스케줄러/캘린더 대기 행렬에 입력된다. 이 실시간 태스크 스케줄러는 소정의 태스크 실행 시간까지 태스크 객체를 저장한다. 셀 카운터(220), 즉, 실시간 클록이 계류중인 태스크의 소정의 시간까지 증가하는 경우, 실시간 태스크 스케줄러는 계류중인 태스크를 대응하는 우선 순위 대기 행렬로 이동한다. 각각의 셀 클록에서, 우선 순위 디코더/멀티플렉서는 예를 들어 헤드 오브 라인 우선 순위(HOLP)를 사용하여 우선 순위 대기 행렬로부터 하나의 태스크를 제거한다. 대기 행렬 ID는 외부 인터페이스를 통해 셀 멀티플렉서로 전해진다. 그러므로, 이벤트 스케줄러는 시계열 이벤트들을 셀 멀티플렉서로 보내는데, 여기서 일련의 이벤트들은 매 VPC/VCC(가상 패스 접속/가상 회로 접속)에 대해 선정된 트래픽 약정을 이행하는 셀들의 유효 시퀀스를 지정하는 대기 행렬 ID의 집합이다. 트래픽 셰이퍼 계산이 소정의 태스크 실행 시간 유닛에서 실행된다(204).
도 2에서 참조 번호 200은 본 발명에 따르는 이벤트 스케줄러의 블록도이다. 본 발명의 바람직한 실시예에 있어서, 셀들은 하나 이상의 셀 메모리 내의 접속당 데이터 대기 행렬로 인큐된다. 그 다음에 "제1 도착" 셀이 스케줄러의 외부 인터페이스(202)에 동시 전송(broadcast)되어 스케줄러가 제1 요구를 스케줄한다. "제1 도착" 셀은 비어있는 데이터 대기 행렬에 도착한 셀로 규정된다. 그 다음에 도착 시간의 히스토리, 과거 전송 시간, 서비스 카테고리, 및 현재 상태 정보가 다음 셀을 위한 "초기" 전송 시간을 계산하는데 사용되고(204), 이 전송 시간은 실시간 태스크 스케줄러(206)에 넣어진다. 전형적으로, 대기 행렬 ID는 관련된 대기 행렬(104)을 위한 셰이퍼에 이용되는 누설 버킷 변수(208)의 선정된 집합에 대한 색인으로 사용된다. 실시간 태스크 스케줄러는 소정의 태스크 실행 시간(TIME EARLIEST)까지 태스크 객체를 저장한다. 셀 카운터(220), 즉, 실시간 클록이 계류중인 태스크의 소정의 시간까지 증가하는 경우, 실시간 태스크 스케줄러는 계류중인 태스크를 우선 순위 대기 행렬로 이동시킨다. 실시간 태스크 스케줄러(206)의 출력은 우선 순위 태스크 대기 행렬의 집합(210)으로 분류된다. 그 다음에 우선 순위 태스크 대기 행렬은 헤드 오브 라인 우선 순위 방법, 또는 외부 인터페이스(216)에 태스크 출력(214)을 제공하기 위해 우선 순위 디코더/멀티플렉서(212)를 사용하는 WRR 방법으로 서비스된다. 외부 인터페이스(216)는 셀 멀티플렉서(106)에 셀에 대한 요구를 전송한다. 서비스 선택은 구현상의 복잡성 및 제품 필요 조건의 절충에 따른다.
각 전송 셀 슬롯에 대하여, 최고의 우선 순위 태스크가 선정되어 적절한 데이터 대기 행렬을 서비스하기 위한 요구를 발생, 즉, 특정 대기 행렬로부터 하나의 데이터 셀을 페치하는데 사용된다. 그 다음에, 대기 행렬이 비어 있으면, 셀 카운터(220)에 따라 동일한 대기 행렬로부터 다음 셀을 위한 "초기" 전송 시간의 계산이 결정된다.
도 3에서 참조 번호 300은 본 발명에 따라서 통신 네트워크를 위한 출중계 링크 상에서 복수의 셀들에 대한 전송 시간을 스케줄하는 방법에 관한 일 실시예의 단계를 나타내는 흐름도이다. 이 방법은, A) 접속당 대기 행렬에 복수의 셀들을 저장하기 위해서 메모리 제어기를 갖춘 셀 버퍼 메모리를 사용하고(302), B) 적어도 하나 이전 셀의 이전의 실제 전송 시간에 근거하여 복수의 셀들에 대한 전송 시간을 스케줄하기 위해서 다중 서비스 카테고리 스케줄러를 사용하는 것(304)을 포함한다. 전형적으로, 통신 네트워크는 비동기 전송 방식 네트워크이다. 셀 버퍼 메모리는 입력 포트, 출력 포트, 또는 중심적 버퍼 스위치의 중앙 메모리에 배치될 수 있다.
도 4에서 참조 번호 400은 본 발명에 따라서 통신 네트워크를 위한 출중계 링크 상에서 복수의 셀들에 대한 전송 시간을 스케줄링하는 이벤트 스케줄러의 블록도이다. 이 이벤트 스케줄러는, 접속당 대기 행렬에 셀을 저장하고 제1 이벤트를 스케줄링하고 이벤트를 재 스케줄링하기 위해서, 복수의 셀들을 수신하도록 연결된, 메모리 제어기를 갖춘 적어도 제1 셀 버퍼 메모리(402)와, 이전 셀의 이전의 실제 전송 시간에 근거하여 복수의 셀들에 대한 전송 시간을 스케줄링하기 위해서, 상기 적어도 제1 셀 버퍼 메모리에 연결된, 적어도 제1 다중 서비스 카테고리 스케줄러(404)를 포함한다. 통신 네트워크는 비동기 전송 방식 네트워크이다. 일반적으로, 셀 버퍼 메모리는 스위치의 입력 포트, 스위치의 출력 포트, 또는 스위치가 중심에 버퍼된 스위치의 중앙 메모리에 배치된다.
메모리 제어기(402)는 전형적으로 다음; 1) 복수의 논리 셀 데이터 대기 행렬간에 메모리 할당, 2) VC당 및/또는 서비스 카테고리당 셀 데이터 대기 행렬을 실행하기 위한 링크 리스트 프로세싱, 및 3) 협정된 트래픽 약정에 따르지 않는 소스로부터 생긴 셀의 마킹(marking) 및/또는 폐기를 포함할 수 있는 정체 제어 메커니즘(congestion control mechanism)과 같은 능력 중 하나 이상을 포함한다.
다중 서비스 카테고리 스케줄러(404)는 전형적으로 각 셀의 소정의 전송 시간을 계산하여 태스크를 출력하기 위한 계산 유닛(204); 계산 유닛(204)에 연결되어 소정의 전송 시간에 태스크를 발생시키도록 소정의 전송 시간을 사용하고, 이 태스크를 우선 순위 태스크 대기 행렬의 집합(210)에 배치하기 위한 적어도 제1 실시간 태스크 스케줄러(206); 상기 적어도 제1 실시간 태스크 스케줄러(206)에 연결되고, 전송 기회에, 우선 순위 태스크 대기 행렬의 집합으로부터 많아야 한가지 테스크를 제거하여 특정 셀 대기 행렬을 서비스하는 요구를 메모리 제어기(402)로 출력하는 우선 순위 디코더/MUX(212)를 포함한다. 셀 클록(218)은 전형적으로 상기 실시간 태스크 스케줄러(206), 상기 우선 순위 디코더/MUX, 및 상기 우선 순위 대기 행렬로부터 단일 태스크를 제거하도록 우선 순위 디코더/MUX에 신호하는 셀 카운트(220)에 연결된다. 상기 셀 카운터(220)는, 계류중인 태스크의 소정의 시간까지 증가되는 경우에, 상기 계류중인 태스크를 대응하는 우선 순위 대기 행렬로 이동시키도록 상기 실시간 스케줄러(206)에 신호하는 실시간 클록이다. 이 셀 카운터 값(TIME NOW)은 또한 셀의 소정의 전송 시간(TIME EARLIEST)을 계산하는 계산 유닛(204)에도 이용될 수 있다.
도 5에서 참조 번호 500은 본 발명에 따른 통신 네트워크를 위한 출중계 링크 상에서 복수의 셀들에 대한 전송 시간을 스케줄링하기 위한 이벤트 스케줄러의 기능도이다. 메모리 제어기(402)는 셀 버퍼 메모리(402)를 가상 접속당 대기 행렬(508)로 분할한다. 도 5에는, 단지 하나의 논리 대기 행렬만이 도시되어 있지만(명료함을 위해), 특정 실시예에서, 상기 메모리 제어기는 전형적으로 메모리를 다수의 논리 대기 행렬로 분할할 것이고, 여기서 대기 행렬은 가상 접속당 한 개의 대기 행렬, 또는 어쩌면, 서비스 카테고리당 한 개의 대기 행렬 중 하나일 수 있다. 다른 가능성들도 존재한다. 더욱이, 셀 버퍼 메모리(402)의 논리 데이터 대기 행렬(508)로의 분할은 고정 길이의 대기 행렬일 수 있거나, 또는 메모리 제어기(402)가 공지된 링크 리스트 데이터 구조들을 사용하여 다이내믹 메모리 할당 능력을 포함할 때의 다양한 길이 대기 행렬일 수 있다.
셀(502)이 셀 메모리(402)에 도달하면, 상기 메모리 제어기는 이 셀을 논리 대기 행렬(508) 내에 저장할 지 아니면, 이 셀을 폐기할 지를 결정한다. 셀을 폐기하는 동작은 셀을 셀 버퍼 메모리(402)에 저장하지 않음으로써 실행된다. 이것으로 궁극적인 목적지가 관련되어 있는 하나의 네트워크에 의한 셀의 "손실"이 초래될 것이고, 가능하다면 이는 회피되어져야 한다. 이 폐기 결정은, 예를 들어, 논리 데이터 대기 행렬(508)에 허용된 최대 길이를 지정하는 단순 임계값(510)에 근거할 수 있다. 데이터 셀의 저장이 대기 행렬로 하여금 임계값(510)에 의해 지정된 최대 대기 행렬 길이를 초과하게 한다면, 셀은 폐기되거나, 아니면, 셀 버퍼 메모리에 저장된다. 폐기 결정은 또한 선택적일 수 있다. 예를 들어, 셀(502)이 CLP(cell discard priority bit, 셀 폐기 우선 순위 비트)를 포함한다면, 셀(502) 내의 CLP 비트의 상태로 인해 메모리 제어기(402)가 두개의 서로 다른 대기 행렬 임계값들(즉, 510 또는 512) 중 하나를 사용하여 셀(502)이 논리 대기 행렬(508) 내에 저장되어야 하는지 여부를 결정한다. 예를 들어, 셀(502)이 도달할 때 셀들(504, 506)이 이미 셀 대기 행렬(508) 내에 저장되어 있는 도 5에 예시된 경우를 고려한다. 셀(502) 내의 CLP 비트가 "1"과 같다면, 메모리 제어기는 임계값(512)을 사용하여 폐기 결정할 것이고, 최종 결정은 셀을 폐기하는 것이다. 셀(502) 내의 CLP 비트가 "0"과 같다면, 메모리 제어기는 임계값(510)을 사용하여 폐기 결정할 것이고, 최종 결정은 셀을 저장하는 것이다.
도 5에서, 스케줄러(514)는 논리 데이터 대기 행렬(508)로부터 셀 전송 시간의 폭을 조절하거나 관리하는(paces or governs) "클록"으로서 도시되어 있다. 논리적으로, 스케줄러는 셀 버퍼로부터 셀을 페치하는 디바이스로 보일 수 있다.
도 6에서 참조 번호 600은, 본 발명에 따른 통신 네트워크를 위한 출중계 링크 상에서 복수의 셀들에 대한 전송 시간을 스케줄링하는 방법의 단계에 관한 다른 실시예를 나타내는 흐름도이다. 이 방법은, A) 메모리 제어기에 의해, 각 대기 행렬이 대기 행렬 ID를 갖는, 적어도 하나의 셀 메모리에서 복수의 접속당 데이터 대기 행렬 내의 셀을 인큐잉(또는 데이터 대기 행렬이 정체되면 폐기)하는 단계(602); B) 메모리 제어기가 셀을 인큐잉하기 바로 전에, 메모리 제어기에 의해, 데이터 대기 행렬이 비어있는 적어도 하나의 다중 서비스 카테고리 스케줄러에게 제1 도달이 발생한 것을 통지하는 단계(604); C) 다중 서비스 카테고리 스케줄러의 계산 유닛에 의해, 접속당 문맥 메모리 내에 저장된 접속과 관련된 서비스 카테고리 및 현재 상태 정보를 사용하여 최초 전송 시간, TIME EARLIEST 및 갱신된 PRIORITY INDEX을 계산하고 접속당 문맥 메모리에 현재 상태 정보를 갱신하여 저장하는 단계(606) 및 ; D) 계산 유닛에 의해, D1) 상기 대기 행렬 ID; D2) 상기 TIME EARLIEST; 및 D3) 상기 PRIORITY INDEX을 포함하는 "태스크(task)"를 발생시키는 단계(608); E) 상기 태스크를 적어도 제1 캘린더 대기 행렬 중 하나에 삽입하는 단계(610); F) 상기 캘린더 대기 행렬에 의해, 상기 계산된 TIME EARLIEST에, 복수의 우선 순위 태스크 대기 행렬들 중 하나의 상기 태스크를 저장하는 단계(612); G) 우선 순위 태스크 디코더에 의해, 시간 기회에 따라서 TIME EARLIEST과 같거나 큰 시간에, 상기 우선 순위 태스크 대기 행렬로부터 태스크를 제거하고 상기 메모리 제어기에 요구를 발생시키는 단계(614); H) 상기 메모리 제어기에 의해 상기 셀을 디큐잉하고 상기 셀을 전송하는 단계(616); I) 전송될 셀들이 남아있으면 상기 메모리 제어기에 의해, 접속당 대기 행렬이 비어있지 않은 다중 서비스 카테고리 스케줄러에게 통지하는 단계(618); J) 상기 계산 유닛에 의해, 접속과 관련된 서비스 카테고리 및 현재 상태 정보에 근거하여 갱신된 TIME EARLIEST 및 갱신된 PRIORITY INDEX을 계산하고, 접속당 문맥 메모리에 현재 상태 정보를 갱신하여 저장하는 단계(620); K) 상기 계산 유닛에 의해, 접속당 대기 행렬이 비어있지 않으면, 접속을 위해 상기 갱신된 TIME EARLIEST을 사용하여 새로운 태스크를 발생시키고 단계 E로 복귀하고(622), 그렇지 않고, 접속당 대기 행렬이 비어있으면, 상기 메모리 제어기에 의한 통지를 대기하고 단계 C로 복귀하는 단계(604)를 포함한다.
도 7에서 참조 번호 700은, 셀 단위 스위치 내의 고정 비트 레이트(CBR), 가용 비트 레이트(ABR), 가변 비트 레이트(VBR), 및 미지정 비트 레이트(UBR) 패킷 트래픽에서 본 발명의 방법을 사용하기 위한 부가적인 단계들을 나타낸다. 패킷 스위치 내의 고정 비트 레이트, CBR 패킷 트래픽의 경우, 단계 620은 접속을 위한 하나 이상의 협정된 트래픽 변수들의 선정된 기능(PCR, CDV), 실시간 클록의 현재 값 TIME NOW 및 접속당 문맥 메모리에 저장된 접속과 관련된 상태 정보를 이용하여 TIME EARLIEST을 갱신하는 것을 포함한다. 패킷 스위치 내의 가용 비트 레이트, ABR 패킷 트래픽의 경우, 다음 단계들(704): A) 접속을 위해 협정된 트래픽 변수(즉, 협정된 PCR 및 MCR)의 선정된 기능, TIME EARLIEST, 실시간 클록의 현재 값 TIME NOW 및 접속당 문맥 메모리에 저장되어 있는 관련 선정된 상태 정보(이를테면 미리 계산된 TIME EARLIEST)를 사용하여 갱신하는 단계; B) 접속을 위해, 누설 버킷 알고리즘과 같은 선정된 알고리즘을 사용하여 상기 패킷 멀티플렉서의 출력에서의 실제 전송 패킷 레이트가, 협정된 최소 패킷 레이트, MCR 이하로 떨어지는 지를 결정하는 단계; 및 C) PRIORITY INDEX을 단계 B에서 결정된 실제 패킷 레이트의 선정된 기능으로서 적어도 서로 다른 두개의 우선 순위 레벨 중 하나로 설정하는 단계가 단계 620 내에 포함된다. 패킷 스위치 내의 가변 비트 레이트, VBR 패킷 트래픽인 경우, 다음의 단계들(706): A) 접속을 위해, 선정된 알고리즘을 사용하여 상기 패킷 멀티플렉서의 출력에서의 실제 전송 패킷 레이트가, 협정된 유지 가능한(sustainable) 패킷 레이트, SCR 이하로 떨어지는 지를 결정하는 단계; B) 접속을 위해, 선정된 알고리즘을 사용하여 상기 패킷 멀티플렉서의 출력에서의 실제 전송 패킷 레이트가 버스트 한계, MBS를 초과하는 지를 결정하는 단계; C) 접속을 위한 하나 이상 협정된 트래픽 변수(PCR, CDV, SCR, MBS)의 선정된 기능, 실시간 클록의 현재 값 TIME NOW, 상기 단계 A 및 B의 출력, 및 접속당 문맥 메모리에 저장된 접속을 위한 선정된 관련 상태 정보를 사용하여, TIME EARLIEST을 갱신하는 단계; 및 D) PRIORITY INDEX을 단계 A 및 B에서 결정된 패킷 멀티플렉서의 출력에서의 실제 전송 패킷 레이트의 선정된 기능으로서 적어도 두개의 서로 다른 우선 순위 레벨들 중 하나로 설정하는 단계가 단계 620에 포함된다. 패킷 스위치 내의 UBR 패킷 트래픽인 경우, 단계 620은 패킷 주기가 피크 패킷 레이트의 역수이면, TIME EARLIEST을 TIME NOW + 패킷 주기(TIME NOW plus packet period)로 갱신하고(708), 갱신된 TIME EARLIEST을 접속당 문맥 메모리에 저장한다.
또한, 도 8에서 참조 번호 800으로 도시된 바와 같이, 셀 단위 스위치 내의 고정 비트 레이트(CBR) 패킷 트래픽인 경우, 다음의 단계; A) 단계(606)에서, 제1 셀 도달시, TIME NOW이 TIME EARLIEST보다 큰 경우에, TIME NOW이 실시간 클록의 출력이면, TIME EARLIEST을 TIME NOW과 같게 갱신하고 갱신된 TIME EARLIEST을 접속당 문맥 메모리에 저장하는 단계(802), 및 B) 단계(620)에서, 셀 주기가 피크 셀 레이트의 역수이면, TIME EARLIEST을 TIME EARLIEST + 셀 주기로 갱신하고, 갱신된 TIME EARLIEST을 접속당 문맥 메모리에 저장하는 단계(804)가 포함된다. 도 6의 단계들(606 및 620)의 PRIORITY INDEX 값은 전형적으로 고정된 CBR 우선 순위 값으로 초기화되고 불변한다.
도 9에서 참조 번호 900은 CBR 접속을 위해 도 8의 특정 단계를 이용하는 스케줄러의 동작에 대한 타임라인을 설명한다. 화살표(902, 904, 906, 908 및 910)는 시간이 왼쪽에서 오른쪽으로 전개된다고 가정하는 경우에 셀 도달 시간을 나타낸다. 도 8의 제1 단계(802)에서, 제1 도달시(902), TIME NOW이 미리 계산되거나 또는 초기화된 TIME EARLIEST 보다 크다고 가정되면, TIME EARLIEST(912)은 셀(910)이 도달했을 때 TIME NOW의 값으로 설정된다. 타임 제로(902)에 도달한 셀은 실제 시간(920)으로 전송되는 것으로 도시된다. 전송 시간(920)은 스케줄된 시간(912) 약간 후에 도시되어 있다는 것에 주목한다. 이것은 스케줄러(200) 내의 우선 순위 대기 행렬(210)에서 가능한 경쟁으로 인해 일어난다. 그러나, 전형적으로 우선 순위 디코더(212)에서 최고의 우선 순위를 갖는 CBR 트래픽 클래스의 경우, 스케줄된 시간(912)과 실제 전송 시간(920) 사이의 지연은 작도록 처리된다. 실제 전송 시간(920)에서, 셀이 전송되면, TIME EARLIEST은 도 8의 제2 단계(804)당 TIME EARLIEST + PCR의 역수 시간으로 갱신된다. 따라서, 제2 셀(904)에 대한 계산된 TIME EARLIEST은 1/PCR의 시간 주기 후(914)이다. 이러한 프로세스는 데이터 대기 행렬이 비어있을 때까지 계속한다. 도면에서, 다섯 셀들이 대기 행렬에 도달하는 것으로 도시되고, 다섯 개의 계산된 TIME EARLIEST 및 다섯 개의 실제 전송 시간들이 도시되어 있다. 도시된 특징은 다음; 1) 셀이 상당한 셀 지터를 가지고 도달했을 지라도 거의 완벽하게 균일하게 이격된 시간 간격(1/PCR)으로 셀이 전송된다는 의미로 스케줄러는 CBR 트래픽을 유연하게 한다. 이것은 소수의 셀들(도 9에 도시된 셀 길이에 주목)을 버퍼링하는 VC당 셀 대기 행렬, 및 균일하게 이격되어 스케줄된 전송 시간(TIME EARLIEST)에 셀의 폭을 맞추는 스케줄러의 사용을 통해 가능하다. 2) 메모리 제어기에 의해 실행된 VC당 데이터 대기 행렬과 스케줄러의 결합은 데이터 네트워크에서 다양한 트래픽 소스들을 분리시켜 트래픽 약정을 준수하는 소스가 트래픽 약정을 위배하는 소스에 의해 영향받지 않을 것임을 보장한다. 이것은 세 개의 인접하게 이격된 셀들(904, 906, 및 908)이 도달하는 때에 대기 행렬 길이에 무슨 일이 일어나는가를 주목함으로써 도 9로부터 관찰될 수 있다. 대기 행렬 길이는 증가하기 시작한다. 도시된 경우(도 9)에 있어서, 대기 행렬 길이는 몇몇 셀 시간 주기에 대한 평균 셀 레이트가 PCR을 초과하지 않기 때문에 큰 값으로 계속 증가되지 않는다. 그러나, 시간의 일관된 주기를 위해 PCR을 초과한 레이트로 소스가 계속 전송된다면, 대기 행렬 길이는 스케줄러가 협정된 PCR로 출중계 레이트를 한정할 수 있기 때문에 계속 증가할 것이다. 메모리 제어가 대기 행렬 임계값(510)을 작은 값(CBR 서비스 카테고리를 위한 소수의 셀)으로 설정한다면, 메모리 제어기는 순응하지 않은 소스로부터 셀을 폐기할 것이다.
도 10에서 참조 번호 1000으로 도시된 바와 같이, 셀 단위 스위치 내의 미지정 비트 레이트(UBR) 패킷 트래픽인 경우, 다음 단계; A) 단계 C에서, 제1 셀 도달시, TIME NOW이 TIME EARLIEST보다 큰 경우에, TIME NOW이 실시간 클록의 출력이면, TIME EARLIEST을 TIME NOW과 같게 갱신하고, 갱신된 TIME EARLIEST을 접속당 문맥 메모리에 저장하는 단계(1002), 및 B) 단계 J에서, 셀 주기가 피크 셀 레이트의 역수이면, TIME EARLIEST을 TIME NOW + 셀 주기로 갱신하고 갱신된 TIME EARLIEST을 접속당 문맥 메모리에 저장하는 단계(1004)를 포함한다. 단계들(606 및 620)의 PRIORITY INDEX 값은 전형적으로 고정된 UBR-우선 순위 값으로 초기화되고 불변한다.
도 11에서 참조 번호 1100으로 도시된 바와 같이, 셀 단위 스위치 내의 가변 비트 레이트(ABR) 패킷 트래픽인 경우, 다음의 단계들이 포함된다:
A) 도 6의 단계 C(606)에서, 제1 셀 도달 시, TIME NOW이 TIME EARLIEST보다 큰 경우에, A1) TIME NOW이 실시간 클록의 출력이면, TIME EARLIEST을 TIME NOW과 같게 갱신하고 갱신된 TIME EARLIEST을 접속당 문맥 메모리에 저장하는 단계(1102), 및 A2) 리셋 플래그(RESET FLAG)를 접속당 문맥 메모리에 TRUE로 설정하는 단계; B) 단계 J(620)에서, B1) B1a-B1b중 하나: B1a) 리셋 플래그가 TRUE와 같으면, 리셋 플래그를 FALSE로 설정하고 임계값(THRESHOLD)을 접속당 문맥 메모리에 TIME EARLIEST + {선정된 상수 x 선정된 최소 셀 레이트의 역수}와 같게 설정하는 단계, 및 B1b) 리셋 플래그가 FALSE와 같으면, 임계값을 임계값 + 최소 셀 레이트의 선정된 역수와 같게 설정하는 단계, B2) 셀 주기가 피크 셀 레이트의 역수이면, TIME EARLIEST을 TIME NOW + 셀 주기로 갱신하고 갱신된 TIME EARLIEST을 접속당 문맥 메모리에 저장하는 단계(1006), 및 B3) 단계 I(618)에서 접속당 셀 대기 행렬이 비어있지 않았던 것이 통지되면, B3a) TIME NOW이 임계값보다 크면, PRIORITY INDEX을 높은 우선 순위 ABR 태스크 대기 행렬을 나타내는 값으로 설정하는 단계; B3b) TIME NOW이 임계값보다 작거나 같으면, B3b1) PRIORITY INDEX을 정규 우선 순위 ABR 태스크 대기 행렬을 나타내는 값으로 설정하는 단계; 및 B3b2) 임계값이 TIME NOW + {선정된 상수 x 선정된 최소 셀 레이트의 역수} 보다 크면, 임계값을 TIME NOW + {상기 상수 x 선정된 최소 셀 레이트의 역수}와 같게 설정하는 단계를 포함하는 단계(1106)를 포함한다..
도 12에서 참조 번호 1200은, ABR 접속을 위해 도 11의 특정 단계를 이용하는 스케줄러의 동작에 대한 타임라인을 설명한다. ABR 트래픽 변수 PCR(피크 셀 레이트를 지정함) 및 MCR(네트워크에 의해 보장된 최소 셀 레이트를 지정함)는 ABR에 적용 가능하다. 도 12는 셀 도달 시간 C160, C161, ..., C166에 대기 행렬에 도달한 7개 셀의 데이터 버스트를 도시한다. 도 11(1102)의 제1 단계에서, 제1 도달 시 C160, TIME NOW이 이전에 계산된 또는 초기화된 TIME EARLIEST 보다 크다고 가정되는 경우, TIME EARLIEST C170은 셀 C160이 도달했을 때 TIME NOW의 값으로 설정된다. 제1 셀은 실제로 시간 C180에 전송된다. 다시 이것은 흔히 다양한 접속 사이에서 우선 순위 대기 행렬(210) 내의 경쟁으로 인해 스케줄된 시간 C170보다 늦다. 특히 ABR 접속의 경우, 스케줄된 전송 시간(C170, C171, ..., C176) 및 실제 전송 시간(C180, C181, ..., C185)사이의 시간은, ABR이 전형적으로 우선 순위 디코더(212) 내에서 보다 낮은 우선 순위로 주어진다는 사실로 인해 중요하고, 다양(설명된 바와 같이) 할 것이다.
제1 셀이 실제적으로 전송될 때, 리셋 플래그는 True(1104)이고, 임계값 변수를 TIME EARLIEST + 선정된 상수 x MCR의 역수로 설정하게 되어 임계값 변수의 제1 설정은 시간 C190이 된다. 상기 스케줄러는 또한 새로운 TIME EARLIEST C171을 계산한다. 스케줄러는 실제 전송 시간 C180에 실시간 클록 TIME NOW을 임계값 변수 C190의 계산된 값과 비교함으로써 ABR 태스크에 대한 우선 순위를 결정한다. 임계값이 더 크다면, 우선 순위는 정상 ABR 우선 순위로 설정되고, 그렇지 않다면, 우선 순위는 "Hi ABR 우선 순위"로 설정된다. 도 11에 도시된 "제1"셀의 경우, 임계값 C190이 TIME NOW C180보다 크기 때문에 우선 순위는 "정상"으로 설정된다.
도 12는 가변 변수의 가정된 시간 전개를 설명한다. 제3 및 제4 셀들의 경우, 스케줄된 전송 시간들(C172 및 C173) 및 실제 전송 시간들(C182 및 C183) 사이에 큰 시간 지연이 있다는데 주목한다. 이것은 셀을 전송하기 시작하는 보다 높은 우선 순위 트래픽 소스(VBR과 같음), 또는 우선 순위 대기 행렬(210)에서 경쟁하게 되는 동일한 포트를 통해 셀을 전송하기 시작하는 다중 다른 ABR 소스에 의해 일어날 수 있다. 실제 전송 시간 C183에서, 스케줄러가 실제 현재 시간 C183을 임계값 C193의 방금 계산된 값과 비교할 때, 실제 TIME NOW은 임계값보다 크고, 그러므로 스케줄러는 이 ABR 접속의 평균 셀 레이트가 접속을 위해 보장된 MCR에 뒤늦어 떨어진다는 것을 검출하고, 결과적으로, 이 ABR 접속을 위해 우선 순위 C150은 우선 순위 디코더(212)에서 이 접속의 우선 순위를 증가시킬 Hi ABR 우선 순위로 순간적으로 증가된다는 것을 주목한다. 이것은, 접속이 그 최소 셀 레이트를 만족하거나 초과한다는 것을 스케줄러가 검출할 때까지, 설명된 바와 같이 스케줄러가 우선 순위를 정상으로 감소시킬 때에, 다음의 스케줄된 전송 시간(C174 및 C175) 및 실제 전송 시간(C184 및 C185)사이의 지연을 감소시킬 것이다.
도 13에서 참조 번호 1300으로 도시된 바와 같이, 셀 단위 스위치에서 가변 비트 레이트(VBR) 패킷 트래픽의 경우, 다음의 단계; A) 단계 606에서, 제1 셀 도달 시, TIME NOW이 TIME EARLIEST보다 크면, A1) TIME NOW이 실시간 클록의 출력이면, TIME EARLIEST을 TIME NOW과 같게 갱신하고, 갱신된 TIME EARLIEST을 접속당 문맥 메모리에 저장하는 단계, 및 A2) 접속당 문맥 메모리에 리셋 플래그를 TRUE로 설정하는 단계(1302); B) 단계 620에서, B1) 리셋 플래그가 TRUE와 같으면, B1a) 리셋 플래그를 FALSE로 설정하는 단계, B1b) 접속당 문맥 메모리에 임계값을 TIME EARLIEST + {선정된 상수 x 선정된 유지할 수 있는 셀 레이트의 역수}와 같게 설정하는 단계, B1c) 및 이론상의 전송 시간(theoretical transmission time) TTT가 TIME NOW보다 작으면, TTT=TIME NOW으로 설정하는 단계, 및 리셋 플래그가 FALSE와 동일하면, 임계값을 임계값 + 선정된 유지할 수 있는 셀 레이트(SCR)의 역수와 같게 설정하는 단계; B2) 셀 주기가 선정된 피크 셀 레이트(PCR)의 역수이면, TIME EARLIEST을 TIME NOW + 셀 주기로 갱신하고 갱신된 TIME EARLIEST을 접속당 문맥 메모리에 저장하는 단계; 및 B3) 단계(618)에서 접속당 셀 대기 행렬이 비어있다고 통지되면, B3a) 이론상의 전송 시간(TTT)을 TTT값 + 유지 가능한 셀 레이트(SCR)의 역수로 갱신하고 갱신된 TTT를 접속당 문맥 메모리에 저장하는 단계; B3b) B3b1-B3b2 중 하나에서, B3b1) TIME NOW이 임계값보다 크면, PRIORITY INDEX을 높은 우선 순위 VBR 태스크 대기 행렬을 나타내는 값과 같게 설정하는 단계; B3b2) TIME NOW이 임계값보다 작으면, B3b2a) PRIORITY INDEX을 정상 우선 순위 VBR 태스크 대기 행렬을 나타내는 값과 같게 설정하고; B3b2b) 임계값이 TIME NOW + 선정된 상수 x 선정된 유지 가능한 셀 레이트(SCR)의 역수보다 크면, 임계값을 TIME NOW + 선정된 상수 x 선정된 유지 가능한 셀 레이트(SCR)의 역수와 같게 설정하고, B3b2c) TIME EARLIEST이 TTT - 선정된 최대 버스트 사이즈 상수 TMBS 미만이면, TIME EARLIEST을 TTT - 선정된 최대 버스트 사이즈 상수 TMBS와 같게 설정하는 단계(1304)를 포함한다.
도 14에서 참조 번호 1400은 본 발명에 따른 우선 순위 디코딩을 위한 단계의 일 실시예를 나타내는 흐름도이다. 단계는: A) 태스크 대기 행렬의 출력에서 우선 순위 태스크 대기 행렬의 집합과 헤드 오브 라인 우선 순위 디코더/디멀티플렉서(demultiplexer)를 이용하는 단계(1402); B) 헤드 오브 라인 우선 순위와 가중 라운드 로빈 대기 행렬 규율의 결합을 제공하도록 정렬된 우선 순위 태스크 대기 행렬의 집합 및 우선 순위 디코더/디멀티플렉서를 이용하는 단계(1404)를 포함한다.
본 발명은 이것의 정신 또는 본질적 특성에서 벗어나지 않고 다른 특정 형태에서 구현될 수 있다. 설명된 실시예들은 모든 면에서 단지 실례이고 한정적으로 고려되지 않는다. 본 발명의 범주는, 그러므로 전술한 설명에 의해서라기 보다 첨부된 청구항에 의해서 나타내진다. 청구항들의 중요성 및 법적 균등성의 범주 내에 있는 모든 변화들은 그들의 범주 내에서 받아들여 질 것이다.

Claims (10)

  1. 통신 네트워크를 위한 출중계 링크 상에서 복수의 패킷들에 대한 전송 시간을 스케줄하는 방법에 있어서,
    A) 상기 복수의 패킷들을 저장하기 위해서 메모리 제어기를 갖춘 패킷 버퍼 메모리를 이용하는 단계; 및
    B) 이전 패킷의 이전의 실제 전송 시간에 근거하여 상기 복수의 패킷들에 대한 전송 시간을 스케줄하기 위해서 다중 서비스 카테고리 스케줄러를 이용하는 단계
    를 포함하는 방법.
  2. 제1항에 있어서,
    A) 메모리 제어기에 의해, 적어도 하나의 패킷 메모리에 있는 복수의 접속당(per connection) 데이터 대기 행렬에의 상기 패킷을 인큐잉(enqueuing)하는 단계 - 각 대기 행렬이 대기 행렬 ID를 가짐-;
    B) 상기 메모리 제어기에 의해, 상기 메모리 제어기가 상기 패킷을 인큐잉하기 바로 전에 데이터 대기 행렬이 비어 있는 적어도 하나의 다중 서비스 카테고리 스케줄러에게 제1 도달이 발생하였다는 것을 통지하는 단계;
    C) 다중 서비스 카테고리 스케줄러의 계산 유닛에 의해, 접속당 문맥 메모리 내에 저장된 접속과 관련된 서비스 카테고리 및 현재 상태 정보를 사용하여, 최초 전송 시간, TIME EARLIEST 및 갱신된 PRIORITY INDEX을 계산하고, 접속당 문맥 메모리 내의 현재 상태 정보를 갱신하여 저장하는 단계;
    D) 상기 계산 유닛에 의해,
    D1) 상기 대기 행렬 ID;
    D2) 상기 TIME EARLIEST; 및
    D3) 상기 PRIORITY INDEX을 포함하는 "태스크(task)"를 발생시키는 단계;
    E) 상기 태스크를 적어도 제1 캘린더 대기 행렬 중 하나에 삽입하는 단계;
    F) 상기 캘린더 대기 행렬에 의해, 상기 계산된 TIME EARLIEST에, 복수의 우선 순위 태스크 대기 행렬들 중 하나에 상기 태스크를 저장하는 단계;
    G) 우선 순위 태스크 디코더에 의해, 시간 기회에 따라서 TIME EARLIEST과 같거나 큰 시간에, 상기 우선 순위 태스크 대기 행렬로부터 상기 태스크를 제거하고, 상기 메모리 제어기에 요구를 발생시키는 단계;
    H) 상기 메모리 제어기에 의해 상기 패킷을 디큐잉(dequeuing)하고 상기 패킷을 전송하는 단계;
    I) 전송될 패킷이 남아있으면, 상기 메모리 제어기에 의해, 접속당 대기 행렬이 비어있지 않다는 것을 상기 다중 서비스 카테고리 스케줄러에 통지하는 단계;
    J) 상기 계산 유닛에 의해, 상기 접속과 관련된 서비스 카테고리 및 현재 상태 정보에 근거하여 갱신된 TIME EARLIEST 및 갱신된 PRIORITY INDEX을 계산하고, 접속당 문맥 메모리 내에 현재 상태 정보를 갱신하여 저장하는 단계; 및
    K) 접속을 위해, 접속당 대기 행렬이 비어있지 않으면, 상기 계산 유닛에 의해, 상기 갱신된 TIME EARLIEST을 사용하여 새로운 태스크를 발생시키고, 단계 E로 복귀하고, 그렇지 않으면, 접속당 대기 행렬이 비어있으면, 상기 메모리 제어기에 의한 통지를 대기하고, 단계 C로 복귀하는 단계
    를 포함하는 방법.
  3. 제2항에 있어서, 패킷 스위치 내의 고정 비트 레이트(CBR) 패킷 트래픽인 경우, 단계 J에서, 상기 접속을 위해 협정된 트래픽 변수들의 선정된 기능을 이용하는 TIME EARLIEST, 실시간 클록의 현재 값 TIME NOW 및 상기 접속당 문맥 메모리 내에 저장된 상기 접속과 관련된 상태 정보들을 갱신하는 것을 포함하는 방법.
  4. 제2항에 있어서, 패킷 스위치 내의 UBR 패킷 트래픽인 경우,
    A) 단계 C에서, 제1 패킷 도달 시, TIME NOW이 TIME EARLIEST 보다 큰 경우에, TIME EARLIEST을 TIME NOW이 실시간 클록의 출력인 TIME NOW과 같게 갱신하고, 갱신된 TIME EARLIEST을 접속당 문맥 메모리에 저장하는 단계, 및
    B) 단계 J에서, TIME EARLIEST을 패킷 주기가 선정된 피크 패킷 레이트의 역수인 TIME NOW + 패킷 주기(TIME NOW plus packet period)로 갱신하고, 갱신된 TIME EARLIEST을 상기 접속당 문맥 메모리에 저장하는 단계
    를 포함하는 방법.
  5. 제2항에 있어서, 패킷 스위치 내의 가변 비트 레이트(ABR) 패킷 트래픽인 경우,
    A) 단계 J에서, 상기 접속을 위해 상기 협정된 트래픽 변수들의 선정된 기능을 사용하여 TIME EARLIEST, 실시간 클록의 현재 값 TIME NOW 및 상기 접속당 문맥 메모리에 저장되어 있는 관련된 선정된 상태 정보를 갱신하는 단계;
    B) 단계 J에서, 상기 접속을 위해, 누설 버킷(leaky bucket) 알고리즘과 같은 선정된 알고리즘을 사용하여 상기 패킷 멀티플렉서의 출력에서의 상기 실제 전송 패킷 레이트가, 상기 협정된 최소 패킷 레이트, MCR 이하로 떨어지는 지를 결정하는 단계; 및
    C) 단계 J에서, 상기 PRIORITY INDEX을 단계 B에서 결정된 상기 실제 패킷 레이트의 선정된 기능으로서 적어도 서로 다른 두개의 우선 순위 레벨 중 하나로 설정하는 단계
    를 포함하는 방법.
  6. 제2항에 있어서, 패킷 스위치 내의 가변 비트 레이트(VBR) 패킷 트래픽인 경우,
    A) 단계 J에서, 상기 접속을 위해, 선정된 알고리즘을 사용하여 상기 패킷 멀티플렉서의 출력에서의 상기 실제 전송 패킷 레이트가, 협정된 유지 가능한(sustainable) 패킷 레이트, SCR 이하로 떨어지는 지를 결정하는 단계;
    B) 단계 J에서, 접속을 위해, 선정된 알고리즘을 사용하여 상기 패킷 멀티플렉서의 출력에서의 실제 전송 패킷 레이트가 버스트 한계, MBS를 초과하는 지를 결정하는 단계;
    C) 단계 J에서, 상기 접속을 위해 협정된 트래픽 변수들의 선정된 기능, 실시간 클록인 현재 값 TIME NOW, 상기 단계 A 및 B의 출력, 및 상기 접속당 문맥 메모리에 저장된 상기 접속에 대한 선정된 관련 상태 정보를 사용하여 TIME EARLIEST을 갱신하는 단계; 및
    D) 단계 J에서, 상기 PRIORITY INDEX을 단계 A 및 B에서 결정된 상기 패킷 멀티플렉서의 상기 출력에서의 상기 실제 전송 패킷 레이트의 선정된 기능으로서 적어도 두개의 서로 다른 우선 순위 레벨들 중 하나로 설정하는 단계
    를 포함하는 방법.
  7. 제2항에 있어서, 우선 순위 디코딩이
    A) 상기 태스크 대기 행렬의 상기 출력에서 우선 순위 태스크 대기 행렬의 집합과 라인 우선 순위 디코더/디멀티플렉서(demultiplexer)의 헤드를 이용하는 단계;
    B) 라인 우선 순위의 헤드와 가중 라운드 로빈 대기 행렬 규율의 조합을 제공하도록 정렬된 우선 순위 디코더/디멀티플렉서 및 우선 순위 태스크 대기 행렬의 집합을 이용하는 단계
    중 하나를 포함하는 방법.
  8. 통신 네트워크를 위한 출중계 링크 상에서 복수의 패킷들에 대한 전송 시간을 스케줄하는 이벤트 스케줄러에 있어서,
    A) 접속당 대기 행렬 내에 상기 패킷들을 저장하고 제1 이벤트를 스케줄하고, 이벤트를 재 스케줄링(re-scheduling)하기 위해서, 상기 복수의 패킷들을 수신하도록 연결된 메모리 제어기를 갖춘 적어도 제1 패킷 버퍼 메모리; 및
    B) 이전 패킷의 이전의 실제 전송 시간에 근거하여 상기 복수의 패킷들에 대한 전송 시간을 스케줄하기 위해서, 상기 적어도 제1 패킷 버퍼 메모리에 연결된 적어도 제1 다중 서비스 카테고리 스케줄러
    를 포함하는 이벤트 스케줄러.
  9. 제8항에 있어서, 상기 다중 서비스 카테고리 스케줄러는,
    A) 각 패킷의 소정의 전송 시간을 계산하여 태스크를 출력하기 위한 계산 유닛;
    B) 계산 유닛에 연결되고, 상기 소정의 전송 시간을 사용하여 상기 소정의 전송 시간에 태스크를 발생시키며, 상기 태스크를 우선 순위 태스크 대기 행렬의 집합에 배치하는 적어도 제1 캘린더 대기 행렬; 및
    C) 상기 적어도 제1 캘린더 대기 행렬에 연결되고, 전송 기회에, 상기 우선 순위 태스크 대기 행렬의 집합으로부터 많아야 하나의 태스크를 제거하고 특정 패킷 대기 행렬을 서비스하기 위해 요구를 상기 메모리 제어기로 출력하는 우선 순위 디코더/MUX
    를 포함하는 이벤트 스케줄러.
  10. 통신 네트워크를 위한 출중계 링크 상에서 복수의 패킷들에 대한 전송 시간을 스케줄하는 컴퓨터 프로그램을 나타내는 실행 가능한 명령으로 인코드된 컴퓨터 메모리에 있어서, 상기 실행 가능한 명령은,
    A) 상기 복수의 패킷들을 저장하기 위해서 메모리 제어기를 갖춘 패킷 버퍼 메모리를 이용하는 단계; 및
    B) 이전 패킷들의 이전의 실제 전송 시간에 근거하여 상기 복수의 패킷들에 대한 전송 시간을 스케줄하는 다중 서비스 카테고리 스케줄러를 이용하는 단계
    를 포함하는 컴퓨터 메모리.
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