WO1997005724A1

WO1997005724A1 - Unite de commande de vitesse dynamique

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Publication number: WO1997005724A1
Application number: PCT/JP1996/002131
Authority: WO
Inventors: Haruhisa Hasegawa; Naoaki Yamanaka; Kouhei Shiomoto
Original assignee: Nippon Telegraph And Telephone Corporation
Priority date: 1995-08-02
Filing date: 1996-07-29
Publication date: 1997-02-13
Also published as: DE69637027D1; EP0812083A4; EP0812083B1; DE69637027T2; EP0812083A1; US6046983A

Description

明細書動的レート制御装置

〔技術分野〕

本発明は非同期転送モード（以下、 ATM Asynchronous Transfer Modeという）通信に利用する。本発明はべストエフオート（Best Effort) 型サービスを受ける複数の通信端末が同一ルートを使用する場合に、各通信端末間の送信レートを公平性を満たす状態に高速に近づけるように制御する通信網の構成と制御方式に関する。本発明はバケツト交換網あるいは A TM網におけるレート制御およびトラヒック制御に関する。本発明は A TM通信網の中に設けられ、セルまたはバケツトを一時的に蓄積するバッファ手段として利用する。本発明はコネクション毎に所定のセルまたはバケツトの送出間隔を制御する技術に関する。本発明は輻輳制御に関する。特に、セル送出速度の規制とその解除基準に関する。本発明は、バ一チヤルパスおよびバーチヤルチャネルの設定技術に関する。

〔背景技術〕

従来の A TM通信網におけるべストェフォート型サービスでは、当該ル一トにおける輻輳や受け入れ可能な帯域量に関する情報を収集する目的で、発着通信端末間で情報収集用のセル（RMセル： Resource Management Cel l) を往復させ、網はその RMセルに情報を書込み、発側の通信端末はそれを参照してセルの送信レート制御を行っている。

例えば、 A TM通信網における代表的なべストェフォート型サービスである A B R (Avai lable Bi t Rate)プロトコル (ATM Forum(atmf95-0013R2) 参照）によるサービスでは、まず、通信端末を含む発着通信端末間の全てのノードにおいて、 A B Rプロトコルに基づき動作するように構成する。

この従来例を図 5 2ないし図 5 7を参照して説明する。図 5 2は従来例の A T M通信網の全体構成図である。図 5 3は RMセルの構成を示す図である。図 5 4 は発側の通信端末の動作を示すフローチャートである。図 55および図 56は着側の加入者交換機および中継交換機の動作を示すフローチャートである。図 57 は着側の通信端末の動作を示すフローチャートである。図 52に示す ATM通信網は ABRプロトコルに基づいて構成されている。図 52において、 20、 40 は通信端末を収容する交換機、 30は中継を行う交換機、 5は伝送路、 50— 1 は発側の通信端末、 60— 1は着側の通信端末を表している。図 53に示すように、 RMセルは、 ATMヘッダ、プロトコル識別子（ I D)、方向識別子（D I R)、後方輻輳通知セル識別子（BN)、輻輳通知（C I)、送信許容レートの増加禁止通知（NI)、要求 Z受諾通知（RA)、明示的送信許容レート（ER)、現在の送信許容レート（CCR)、最小セルレート（MCR)、キュー長（QL)、シーケンス番号（SN) により構成される。

発着通信端末間では、各発着ペア毎に周期的に RMセルを発側の通信端末 50 一 1から送信し、中継を行う交換機 30は当該ルー卜における輻輳情報や受け入れ可能帯域量を書込み、着側の通信端末 60 - 1はそれを折り返して、そのルートにおける輻輳の有無を発側の通信端末 50 - 1に通知する。

発側の通信端末 50— 1は、 ABRプロトコルの規則により ACR(Allowed Cell Rate)と呼ばれる許容されるセルの送信レート以下のセルの送信レートにより送信しなくてはならない。

発側の通信端末 50— 1は、 RMセルにより輻輳の通知を受けたとき、 ABR のプロトコルに基づいて AC Rを低減する。逆に、輻輳がないことが通知されたとき、 ABRのプロトコルに基づいて ACRを引き上げる。

発側の通信端末 50— 1は、 RMセルにより通知された網の受け入れ可能帯域量の最小値がある場合には、その値と新たに算出された ACRの値のうち、小さい方の値以下のセルの送信レー卜に変更する。網の受け入れ可能帯域量の最小値がない場合には A C R以下のセルの送信レートに変更する。

新たな VC (Virtual Channel: 仮想チャネル）がデータの送信を開始する場合には、最初の RMセルを送信した後に、 I CRGnitial Cell Rate) と呼ばれる送信開始時の規定セルの送信レート以下で送信することが許される。

最初の RMセルが折り返してきた後は、上述のとおりの手順によりセルの送信レートが制御される。図 52の ATM通信網において、 ABRプロトコルに基づく発側の通信端末 50— 1の動作を図 54および図 55に示し、交換機 20、 3 0、 40の動作を図 56に示し、着側の通信端末 60— 1の動作を図 57に示す。図 54に示すように、発側の通信端末 50— 1は RMセルを生成し（S 1) 、その初期化を行い（S 2) 、送出する（S 3)。 RMセルは交換機 20—交換機 3 0→交換機 40→着側の通信端末 60— 1を介して折り返され、図 55に示すように、発側の通信端末 50 - 1に受信される（S 1 1 )。 RMセル内に輻輳通知があれば（S 1 2)、 ACRを低減し（S 1 4) 、なければ ACRを増加させる (S 1 3) 。これによりセルの送信レートの変更を行う（S 1 5)。

図 56に示すように、交換機 20、 30、 40では、発側の通信端末 50 - 1 から送出された RMセルを受信すると（S 2 1 )、 ERフィールドに許容可能なセルの送信レートを書込み（S 22) 、輻輳状態と判断したとき（S 23)、 C Iフィールドに輻輳通知を書込み（S 24)、 RMセルを送出する（S 25)。図 57に示すように、着側の通信端末 60— 1では、発側の通信端末 50 - 1 から送出された RMセルを受信すると（S 2 1 )、 ERフィールドに許容可能なセルの送信レートを書込み（S 22) 、輻輳状態と判断したとき（S 23)、 C Iフィールドに輻輳通知を書込み（S 24)、 RMセルを折返す（S 26)。従来の ABRでは、新たな通信端末の送信開始あるいはセルの送信レートの引き上げなどにより輻輳が生じて通知されると、通知された各通信端末は送信レ一トを下げ、結果として空き容量ができ、輻輳状態から脱したことが通知されると、再び各通信端末は送信レートを上げる。これを繰り返すことにより、公平性のある送信レートに徐々に近づいていく機構となっている。

さらに、セルの送信レートの制御について図 58を参照して説明する。図 58 は従来の ATM通信網におけるセルの送信レートの制御を説明する図である。ここでは、通信端末 50— 1〜50— 3が発端末であり、それぞれの着端末である通信端末 6 0— 1〜6 0— 3との間に、交換機 2 0〜4 0を経由するコネクション 7 0— 1、 7 0— 2、 7 0— 3が設定されるものとする。これらのコネクション 7 0— 1、 7 0 - 2 . 7 0— 3は、交換機 2 0〜 4 0間の伝送路 5を共用して使用している。送信レート制御は次のように行われる。すなわち、発端末である通信端末 5 0 - 1 - 5 0一 3が一定のセル間隔毎に制御用セルを生成して挿入し、着端末である通信端末 6 0— 1〜6 0— 3との間で制御用セルを往復させ、交換機 2 0〜4 0ではそのセルに情報を書き込み、発端末である通信端末 5 0— 1〜 5 0一 3がそれを参照して送信レート制御を行う。

例えば A TMフォーラムの仕様（95- 0013R2, 94-0983, 95-0195等）による A B Rプロトコルで用いられる送信レート制御では、各コネクション毎の送信レートを共用するルートの空き帯域量と要求帯域量とに応じて公平にかつ輻輳が生じないように制御するため、発端末が一定セル間隔毎に制御用セルを送信し、それが通過する各交換機は制御用セルから通信端末の許容送信レートを読み取り、その交換機自身に対する輻輳情報と受け入れ可能な送信レートを算出する。制御用セルには、発端末が送信する際に、受け入れ可能な送信レートの初期値として、各コネクションで許容送信レー卜のとりうる最大値（P C R ) が記される。各交換機は折り返してきた制御用セルに書かれた受け入れ可能な送信レートよりもその交換機で算出した受け入れ可能な送信レー卜が小さい場合のみ、その算出されたレートを制御用セルに書き込んで発端末に通知する。発端末は、通知された受け入れ可能な送信レート以下に自己の A C Rを設定し、その A C R以下のレートで送信を行う。

図 5 9ないし図 6 1は交換機における制御の流れを示す図であり、図 5 9は輻輳と判断したときの制御を示し、図 6 0は発端末側から制御用セルが到着したときの制御を示し、図 6 1は着端末側から制御用セルが折り返されたきたときの制御を示す。各交換機は、送信待ちセルバッファ内の待ち行列長を観測し、待ち行列が閾値を越えた場合には自交換機が輻輳していると判断し、そうでない場合は輻輳状態にないと判断する。そして、輻輳状態と判断すると、図 5 9に示すように、現在の許容送信レートを一定の割合で減じたものをその交換機における受け入れ可能な送信レートとして算出する。

j番目のコネクション（j = l、 2、 ···、 n) について説明すると、そのコネクシヨンに関する MACRj に 1より小さい定数 ERDを乗算して求めた ERQj (S31) を受け入れ可能な送信レートとする（S 32)。そして、発端末からの制御用セルが到着すると、図 60に示すように、その制御用セルに書かれた現在の許容送信レート c c r』に対し（S 41 )、

c c r j xmi n (1， R₀ / r a t e j )

を求めてこれを新たな許容送信レート c c r』とし、この新たな許容送信レート c c r j 力ヽら、

MACRj + (c c r』一 MACR^ ) xAVF

を求めて新たな MACRj とする（S42)。ただし、 R。、 AVFは定数、 r a t e j は j番目のコネクションの現在の観測から求めた実際の送信レートである。図 61に示すように、制御用セルが折り返されてくると交換機では、制御用セル上の受け入れ可能な送信セルレートを通知するためのフィールド値 ER_C を参照し、 ERQj <ER_C であれば（S51)、その制御用セルの ER_e を ER Qi に書き換え（S52)、 ERQ』 ≥ER_C であればそのまま、その制御用セルを発端末に中継する（S 53)。発端末では、通知された受け入れ可能な送信レート以下に ACRを設定するので、結果として許容送信レート（ACR) は低下する。

図 62は輻輳していないと判断した場合の交換機の制御の流れを示す。輻輳していないと判断された場合に交換機は、その交換機における受け入れ可能な送信レートを許容送信レートよりも増加させる。すなわち、

に定数 Ga i nを乗算して 1を加えたものを ERXj とし、これを ERQj に乗算したものを新たな ERQi とし、この ERC と

MACRj xERU と R。の最も小さいものを新たな ERQj とし、この ERQj と

MACRj xERD

の大きいものを新たな ERQi とする（S 6 1) 。発端末側から制御用セルが到着したとき、および着端末側から制御用セルが折り返されたきたときの制御は同じであり、これにより、発端末の ACRは増加する。

次に、従来の UP C/N PC (Usage/Network Parameter Control) について説明する。情報を固定長のバケツトであるセルに分割して網内を転送する ATMにおいては、セル間隔を元にトラヒック収容設計を行う。このようなトラヒック収容設計を行うため、コネクション毎にセル間隔を規定する。それが守られているか否かを監視するために U P CZN P Cなどの使用量監視装置を設置するのがー般的である。 U P CZN P Cは規定のセル間隔よりも短し、間隔で到着したセルにっレ、ては即座に廃棄もしくは夕ギングなどを行う。

一方、 ATM通信網においてはセルは非同期転送されるので、網内を転送されるうちにセル毎に異なる遅延を被る。これによつて、加入者が規定どおりに間隔を守つてセルを送出したとしても UPCZNPCを実施する点では規定が満足できなくなる場合がある。 CDV(Cell Delay Variation)はセルの転送遅延の揺らぎを規定する概念であり、 CDVによる UPCZNPCやトラヒック収容設計への影響が問題となっている。網内で生じる CDVを縮小するため、いったん、セルをセルバッファに蓄積して、セルバッファからのセルの読み出しを制御するトラヒックシエイピング制御が考案されている。

近年 ATMフォーラムの場で盛んに議論されている A BRサービスはル一ト上の帯域の空き状況を RMセルを用いてエンド、ツー、エンド (End to End)で通知しあい、フロー制御を行うものである。 ABRサービスでは RMセルの制御ループがエンド、ツー、エンドで閉じているため、輻輳で RMセルが廃棄されても、負のフィードバックメカニズムが効き、フローの抑制が動作する。しかしながら、公衆網のようにセルの転送遅延が大きくなる場合には、 RMセルにより得られるルート上の帯域の空き状況に関する情報がもはや古くなるため、良好な制御効果が得られないことが問題となる。

このような問題点を解決するため、公衆網の適切なところに R Mセルにより制御ループを閉じるため VD/V S (Virtual Destination/Virtual Source)を配置することが検討されている。 VDZV Sにはセルバッファを用意し、コネクション毎にセルを蓄積する。セルバッファからのセルの読み出しはトラヒックシエイビング制御により行われる。自分が送出した RMセルが網を転送されて折り返つてくると、その内容に基づいて当該コネクションのセルの送出間隔を決定し、その間隔で当該コネクションのセルをセルバッファから読み出す。

また、セル伝達レイヤの上位レイヤのプロトコルが再送機能を具備する場合は、網内でセルが廃棄されると再送機能が働き輻輳度合いが助長されること力ある。このようにカタストロフィックに重度の輻輳状態に陥るのを防ぐため、網が輻輳状態に陥った場合には網内に加わるトラヒック量を規制する必要がある。

従来、このような目的のため、茶木、「セルレベル輻輳解除方式の一検討」（電子情報通信学会交換システム研究会予稿集 S S E 9 4 - 9 7 ) にあるように、輻輳が発生した場合にトラヒック量を一定の率で規制する方法が提案されていた。この方法では輻輳が発生すると所定の率でトラヒック量を規制し、所定の時間内に輻輳が収まらない場合には、さらに規制率を厳しくしていくことにより、輻輳を回避していく。また、輻輳が収まると規制率を順次緩和していき、定常状態に移行する。

また、 ATM通信網が対象とするマルチメディア通信では、コネクション毎のピーク速度と平均速度は広い範囲に渡って分布している。そこで、異なるピーク速度および平均速度を分けて呼種と呼び、呼種毎に要求通信品質を満足させるように C A C (Cal l Admission Control)を行っている。

ここで、本明細書で使う記号の定義を行う。 r i 、 a ; はそれぞれ呼種 iのピーク速度、平均速度を表し、 a _{a l l} 、 Cはそれぞれ全 V Cの平均速度の和、 V P 帯域を表すこととする。また、 C L R_AVE は全呼種についての平均のセル損失率である。 f (x) を呼種 iのセル速度確率密度関数とし、 F i (x) を呼種 iを除いた他の呼種のセル速度確率密度関数とすると、呼種 iのセル損失 CLR, は厳密には、

^_{T R} 一 Jo (2-c) + j a _z"f j (x) Fj (z-x) dx dz '…（式 _υ

^{1 α} i として求められる（参考文献、 T.Murase.H. Suzuki. S. Sato, and T. Takeuchi. "A call admission control scheme for ATM networks using a simple quality es timate". IEEE J. Select. Areas Commun. , Vol.9(No.9) :pp.1461-1470, Dec.1991.)。 C A Cでは式 1で求められる呼種別のセル損失率のうち最大のものがある規準値を満足する場合に、コネクションの接続を許可する。

例えば、セル損失率の規定値を 1 0— ⁶として CACを行う場合に、呼種 1として r , = 1 0Mb/S、 a, =0. 05 MbZS、呼種 2として r ₂ = 1. 5 bZS、 a₂ =0. 1 5 MbZSとした場合の数値例を図 63に示す。図 63は多元環境での呼種別セル損失率と接続 VC数を示す図である。横軸に呼種 1の接続数をとり、左側の縦軸に呼種 2の接続数、右側の縦軸にセル損失率（CLR) をとる。図 63より、

1)呼種 1の方が呼種 2よりもセル損失率が高く、一桁以上差が開く場合もある。

2)平均のセル損失率が規定値より一桁以上低くても、呼種 1のセル損失率がぎりぎり規定値を満足していることがある。

このように、マルチメディア通信を対象とする ATM通信網では、コネクション毎の送信レートが広い範囲にわたって分布しており、また通信端末間の距離が大きいとき、通知されるルートの空き状況に関する情報が古くなるため、良好な制御効果を得ることが困難である。例えば、 RMセルの伝送に時間がかかり、新たに送信する通信端末はすでに送信していた通信端末の AC Rを制御するまでに時間がかかる。したがって、公平な帯域の分配量に収束するのに時間がかかる。また、刻々と変化していく送信レートおよび網の状況に十分追従していくことが困難である。 A C Rの引き上げに要する時間を短くするためには、各通信端末の I C Rを高めに設定することにより回避できるが、これも通信端末間の距離が大きいとき、輻輳の通知までに時間がかかる。網内のバッファ長を大きくとったり、網の使用率を下げるなどの対策が必要である。

通信端末間の距離が短いときでも、公平性を満たす送信レートに収束するためには、ある程度の時間を要するため、これを削減したいという潜在的な要求がある。

従来の技術では、同一の交換機上のコネクションについて、同一の輻辏状態に基づいて、受け入れ可能な送信レートの増減が行われる。このため、全体として増加させるか減少させるかという画一的な動作を行う制御となり、必ずしも公平性を充分に満足させるものではない。

前述の V DZV Sなどにぉレ、てトラヒックシエイピングを行う場合には、コネクシヨン数が増えるとセルバッファのキューが多くなるため、メモリ量の増大その他でハードゥエァ規模が大きくなる。また、トラヒックシエイピングでは 1スロットに 1セルしか転送できないが、同一スロットに複数のセルがスケジュ一リングされると、どちらかは転送されない。コネクション数が増えると同一スロットに複数のセルがスケジユーリングされる確率は高くなり、この問題が顕在化する。

輻輳状態が重度の場合には輻輳が収まるのに時間を要し、規制を緩和するときには解除直後のトラヒック増加分を考慮していないので、緩和後にすぐに規制を強化するような振動を繰り返し、定常状態への移行に時間を要する。

多呼種の場合には呼種別のセル損失を意識して C A Cを行う必要がある力、厳密に式 1にしたがってセル損失を計算すると、呼種別に畳み込み演算する必要があり、マルチメディア環境で呼種数が増えれば、莫大な計算量が必要となる。

C A Cはコネクション設定時に受付可否判断を行うので、リアルタイ厶で交換サービスを行うためには高レ、応答性が要求される。

本発明は、このような背景に行われたものであり、ベストエフオート型サービスにおける複数の通信端末間の送信レートを公平に制御可能とすることができる動的レート制御装置を提供することを目的とする。本発明は、複数通信端末間の送信レートを公平な状態に高速に収束させることができる動的レート制御装置を提供することを目的とする。本発明は、複数の通信端末間の距離が大きい場合にも、伝送遅延を問題にすることなく各通信端末のセルの送信レートを公平に制御可能とすることができる動的レート制御装置を提供することを目的とする。本発明は、各コネクション間に通知する受け入れ可能な送信レートの公平性を満たしつつ、各コネクションの利用できる帯域幅をできるだけ大きくする方向に変更することのできる動的レート制御装置を提供することを目的とする。本発明は、コネクシヨン数が増大しても比較的妥当なハードウエア規模でトラヒックシヱイピングを実現することができる動的レート制御装置を提供することを目的とする。本発明は、同一スロット（時刻）にスケジューリングされた複数のセルを転送することができる動的レート制御装置を提供することを目的とする。本発明は、 A TM通信網のスループットを向上させることができる動的レート制御装置を提供することを目的とする。本発明は、早急に輻輳状態を収めることができる動的レート制御装置を提供することを目的とする。本発明は、呼種数が増えたときでも簡単な計算で呼種別のセル損失率を計算することにより、 C A Cの応答性を向上することができる動的レート制御装置を提供することを目的とする。本発明は、円滑な呼受付制御を行うことができる動的レート制御装置を提供することを目的とする。

〔発明の開示〕

本発明は、べストェフォート型サービスを受ける複数の通信端末を収容する交換機が、通信端末の送信レートの制御において、通信端末間で公平性を満たす送信レートに高速に収束させるための制御方式を有していることを特徴とする。従来の技術では、発着通信端末間毎に情報収集用セルを往復させ、 ATM通信網はそれに輻輳情報と受け入れ可能な帯域量の情報を書込み、着側の通信端末がそのセルを折り返し、発側の通信端末はそのセル上の情報を参照することのみによって送信レート制御を行っていた。従来の技術とは、通信網の構成、送信レート制御のタイミングの設定、送信レート制御の論理、送信レートの収束の速さが異なる。

すなわち、本発明は動的レート制御装置であって、多数の通信端末が収容されそのうちの ^の通信端末からの要求に基づぃてそのーっの通信端末にバーチヤルパスを設定する手段を備えた動的レート制御装置である。本発明の特徴とするところは、一つの通信端末に対して送信レートを指定していつたん設定したバーチャルパスの空き帯域情報を含むルート情報を収集する手段と、前記一つの通信端末の要求送信レートを保持する手段と、前記ルート情報に基づきいつたん設定したバーチャルパスの送信レートを動的にその通信端末の要求送信レートまで可及的に大きくかつ接続要求のある複数の通信端末に対して公平に制御する制御手段とを備えたところにある。前記制御手段は、前記通信端末に許容されるセルの送信レートを演算設定する手段を備えることが望ましい。

通信端末が収容される交換機は、この通信端末が送信を行うか否かにかかわらず、 V P情報あるいはルート情報を収集している。このため、通信端末からの送信開始要求とともに速やかにセルの送信レ一トを演算して通信端末に送信開始の可否を返送することができる。

前記空き帯域情報は数値情報であり、前記演算設定する手段は、空き帯域情報に定数 C ( 0 < C≤ 1 ) を乗じて前記許容されるセルの送信レートを演算する手段を含むことができる。定数 Cの値は、 ATM通信網の特性、情報種類、その他の要因を考慮して適当に設定することができる。

前記通信端末からの送信開始要求に含まれるセルの最小送信レートが前記許容されるセルの送信レートよりも小さいとき、当該通信端末のセルの初期送信レ一トを前記許容されるセルの送信レートに設定する手段を備えることが望ましい。本発明では R Mセルの送受信を通信端末が収容される交換機間では行つておらず、通信端末から送信開始要求が送出されてからその可否が判定されて、さらにセルの送信レートが設定されるまでの時間が短レ、ことを特徴としているので、送信開始要求に含まれるセルの最小送信レートが前記許容されるセルの送信レートよりも小さいときには、セルの送信レートを速やかに増加させて通信端末の送信に対応する。

許容されるセルの送信レートの増減は単位増加量毎に段階的に実行されるようにすることができる。一回に増加させることができる通信端末の送信レートの増加量をあらかじめ定めておきこれを単位増加量とする。許容されるセルの送信レ一トがこの単位増加量以下のときには、送信レートを単位増加量分増加させる。増加後に、さらに同様の手順を実行し、未だに許容されるセルの送信レートがこの単位増加量以上のときには、再び送信レートを単位増加量分増加させる。この手順を繰り返すことにより、通信端末の送信レ一トを高速に増加させることができる。ルート全体の状況を観察しながら徐々に送信レートを増加させるよりも、単位増加量をあらかじめ設定しておいて、通信端末を収容する交換機のみの判断でその単位増加量分を一気に増加させるため、通信端末の送信レートを段階的に高速に増加させることができる。

前記ルート情報は、そのルートに含まれるバーチャルパスの空き帯域量を段階的に示す数量であり、前記演算設定する手段はこの数量にしたがって許容されるセルの送信レートを一義的に設定する手段を含むこともできる。例えば、空き帯域量に複数の閾値を設けておき、この閾値との比較により送信レートを演算する _c さらに、通信端末の送信レートにも閾値を設けておき、空き帯域量から導き出された結果と併せて考慮し、輻輳を通知すベき通信端末を選択することもできる。あるいは、前記ルート情報は、そのルートに含まれるノードに設けられたセルバッファのキュ一長を段階的に示す数量であり、前記演算設定する手段はこの数量にしたがつて許容されるセルの送信レートを一義的に設定する手段を含むこともできる。例えば、セルバッファのキュー長に複数の閾値を設けておき、この閾値との比較により送信レートを演算する。さらに、通信端末の送信レートにも閾値を設けておき、セルバッファのキュー長から導き出された結果と併せて考慮し、輻輳を通知すべき通信端末を選択することもできる。前記ルート情報を他の交換機に伝達するための RMセルを送信する交換機が、本発明の ATM通信網に混在するときには、前記演算設定する手段は受信される RMセルを廃棄する手段を含むことが望ましい。

例えば、加入者交換機がセルの送信レートを演算し、 RMセルに演算結果を書込んで通信端末に通知するとき、他から到来した別の RMセルがあれば、加入者交換機はこれを識別して廃棄することがよい。これにより、複数の異なる情報により通信端末が誤動作することを回避することができる。

また、前記制御手段は、自己の収容するコネクションの発側の通信端末に対して、受け入れ可能な送信レートに関する情報を通知する手段と、自己に収容され伝送路を共用する複数のコネクションについて、各コネクションに許容されている許容送信レートおよび実際の送信レート、共用する伝送路の全帯域幅および全入力帯域幅、ならびにその伝送路を共用するコネクション数の各情報を収集して保持する手段と、この収集して保持する手段に保持された情報に基づいて前記通知する手段が発側の通信端末に通知する受け入れ可能な送信レートを各コネクション毎に算出する手段とを含む構成とすることもできる。

これにより、各コネクション間に通知する受け入れ可能な送信レートを、全体として増加あるいは減少というように同一の方向に向かせるのではなく、公平性を高める方向に個別に書き換えて通知することができる。また、各コネクション毎に受け入れ可能な送信レートを、輻輳にならない範囲で、各コネクションの利用できる帯域幅を大きくする方向に書き換えて通知することができる。

あるいは、前記制御手段は、自己の収容する通信端末が発端末となるとき、その通信端末に対して受け入れ可能な送信レートに関する情報を通知する手段と、自己の収容する通信端末が発端末となるコネクションとルートを共用する複数のコネクションについて、それぞれのコネクションに許容されている許容送信レートおよび実際の送信レート、共用されるルートの帯域幅および全入力帯域幅、ならびにそのルートを共用するコネクション数の各情報を収集して保持する手段と、この収集して保持する手段に保持された情報に基づいて前記通知する手段が通知する受け入れ可能な送信レートを各コネクション毎に算出する手段とを含む構成とすることもできる。このように、発端末となる通信端末を収容する交換機だけでその発端末に受け入れ可能な送信レートを通知することもできる。

これにより、通信網内の交換機における制御情報の生成および通知に要する負担が軽減され、各コネクションの送信レー卜に変化があった場合にその変化に応じた受け入れ可能な送信レートの計算までに要する時間が短く、発端末への通知を高速に行うことができ、すべての交換機が受け入れ可能な送信レートを算出しなくても通信端末が収容された交換機のみで算出が可能であり、新たなコネクションが送信を開始した場合にも即座に送信レー卜の制御が可能となる。

前記通知する手段が通信端末に通知する情報としては、送信レートそのもののデータでもよく、許容送信レートの上げ下げを指示する情報でもよい。後者の情報を用いる場合には、通信端末において、あらかじめ定められた算出式にしたがつて自己の許容送信レートを増減する。

以上の構成において、算出する手段は、各コネクションの要求レートに対する許容送信レートの比の分散

V( {ccri, ccr₂, -" ，ccrj ， {Ι ,Γ₂'··· , r„} )

= ( 1 /η)∑ j (ccr , /r j - (1 /η)∑ i ccr _s /r i ) ²

を評価関数として、

ERQ j =ccn - i · sign {n · cc /r;— w · ∑ iCc / }

により、コネクション j ( j = K 2、 ···、 n) についてその交換機での受け入れ可能な送信レート ERC を求める演算手段を含むことがよい。ただし、 ∑ ∑』はそれぞれ i、 j = l〜！！の総和、 c c r』、 r』はそれぞれコネクション jの許容送信レートと要求レート、 nはデータを送信しているコネクションの数である。また、ひ』、 wは重み関数、 s i gn {} は {} 内の値の符号を表す関数である。

ひ j は、正の定数でもよく、

{n · ccri/r j -w · ∑ iCcri/rs} の絶対値と等しい値としてもよい。特にひとして定数を用いる場合には、ひ j が大きいほど ERC が瞬時に変化するが誤差が大きくなり、反対にひ』が小さければ正確ではあるが E R Q』の変更に時間がかかるようになることを留意し、任意に設定することができる。

wはコネクションが共用する伝送路あるいはルートの全入力帯域幅の減少関数とする。具体的には、コネクションが共用する伝送路あるいはルートの全帯域幅 B_{al l} と全入力帯域幅 B_use との関数

W= (Ban +P 1 ) / (Buse +P₂ ) X P₃

とすることがよい。ただし、 p₂ は分母が零となることを防止するための定数、 Pi は p₂ に対する補正定数、 P 3 は振れ幅を設定するための定数である。また、コネクションが共有する伝送路あるレ、はルートの全入力帯域幅 B _{u s} e の関数

とすることもできる。 p₄ は振れ幅を設定するための正の定数、 p₅ は補正のための定数である。

各コネクションの要求レートが明確でないときには、端末が現在の許容送信レ一トの一定の割合以上で送信を行っている場合にはそのコネクションにおける許容送信レ一トのとりうる最大値を要求レートとみなし、それ以外の場合には許容送信レートのとりうる最小値を要求レートとみなすことがよい。

また、通信端末が指示した ERQ』なる送信レートにしたがわず、それを超過する送信レートで送信するとき、所定の送信レート ERQ』で、すなわち、所定のセル間隔を保証して次段の交換機に転送を行うことを保証するため、コネクシヨン識別子をアドレスとしトークン、セル間隔、セルバッファへのポインタなどのレコードからなるコネクションテーブルと、各ェントリ間の順序関係を指示するポィン夕とセルそのものを保持するフィールドなどのレコードからなるセルバッファと、各エントリ間の順序を指示するポインタと、コネクション識別子などのレコードからなる同時到着コネクシヨンリストと、同時到着コネクシヨンリストへのポインタと時間とを対にして保持するスケジューリングテーブルとスケジユーリングテーブルの処理対象を示すタイマと、現時刻を示すタイマとを備え、セルバッファにはコネクション毎にリストを構成し、そのリストの先頭と末尾のァドレスをコネクションテーブルに登録し、セルの到着毎に該当するコネクションのリストに当該セルを追加し、トークンがある場合にはその時点で転送スケジユーリングを行い、また、同時到着コネクションリストには同一時刻に読み出すセルのコネクション識別子のリストが形成されており、スケジユーリングテ一ブルの処理対象を示す夕イマが示すァドレスから順次読み出すことにより、スケジユーリングされたとおりの順番でコネクションのセルを読み出し、読み出した後には、コネクションテーブルが示すセル間隔でスケジユーリングすることによりコネクション毎に所定のセル間隔を保証するという制御を行うこともできる。このように、共通バッファをセルバッファとして、メモリ容量を効率よく使用できるため、コネクション数の増大に伴うハードウエア量の増大を抑えることができる。また、同時到着したセルを順次読み出すように制御することができるため、廃棄されるセル数を低減することができる。したがって、スループットの高レ、ATM通信網を実現することができる。

また、前記制御手段は、セル流が到来する入力端子と、到着したセルを一時蓄積するセルバッファと、指示されるセル送出間隔にしたがつてこのセルノくッファからセルを読み出すトラヒックシエイビング部と、コネクション識別子（V P I ZV C I ) をアドレスとし前記セル送出間隔の情報（ I n t ) を含むコネクション情報を保持するコネクションテーブルを備え、前記セルバッファは、セルが一つずつ収容される複数のメモリ領域と、このメモリ領域と前記コネクションテーブルとを対応させるポインタ値（P t r ) を示すポインタ領域とを含む構成とすることもできる。

前記コネクション情報には、コネクション識別子対応に同一のコネクション識別子を有するセルの先頭および末尾が収容される前記メモリ領域のポインタ値を含むことがよい。

前記ポインタ値により前記セルバッファに蓄積された複数のセルがチヱインを構成するようにすることがよい。このチヱインにより連結された順序で、指示されるセル送出間隔にしたがってセルバッファからセルが読み出される。

前記コネクション情報は、当該コネクションの末尾セルの到着後に送出スケジユーリングの実行の可否を表すトークン（T k) を含むことがよい。

前記セルバッファの空きメモリ領域の先頭ボイン夕値および末尾ボインタ値を保持する手段を備えることが望ましい。

現在時刻を計時するタイマと、このタイマにしたがってセル送出予定をスケジユーリングする手段とを備える構成とすることもできる。

前記スケジユーリングする手段は、複数のセルがほとんど同時に到着しその複数のセル送出予定時刻が重複するときには、その重複するセル送出予定時刻を順次ずらして送出させるようにスケジユーリングする手段を備えることもできる。これにより、重複してほとんど同じ時刻に到着し、さらに、セル送出予定時刻が重複する複数のセルについて、いずれかのセルを廃棄することなく、すべてのセルをセル送出予定時刻を調整して送出させることができるため、セル廃棄率を低減させることができる。

前記スケジユーリングする手段は、前記セル送出予定時刻が重複する複数のセルにつレ、て全部の送出が完了するまで計時を中止する仮想タイマを前記夕イマとは別に備えた構成とすることもできる。

前記セル送出予定時刻が重複する複数のコネクションについてそのコネクション識別子情報が収容されるメモリ領域と、このメモリ領域に対応して設けられこのメモリ領域に付与されたポインタ値を示すボイン夕領域とを含む同時到着コネクシヨンリストと、この同時到着コネクシヨンリストの空きメモリ領域の先頭ポインタ値および末尾ボイン夕値を保持する手段とを備える構成とすることもできる。

前記スケジュ一リングする手段には、あらかじめ複数のセル送出予定時刻を表示する手段を含む構成とすることもできる。

前記セルバッファのメモリ領域には、コネクション毎の蓄積セル数につ、てその上限値が設けられるようにすることもよい。

前記コネクション情報には、セル送出順位についての優先権情報を含むようにすることもよレ、

あるいは、輻輳状態に応じて規制率を適応的に定め、また、規制解除の際にトラヒック増加分を考慮することにより、輻輳の発生時に早急に輻輳状態を収めるように制御することもできる。

また、前記制御手段は、セル流量を測定する手段と、この測定されたセル流量と閾値とを比較する手段と、この比較結果にしたがってセル流量の規制率を含む規制情報をセルの発端末となる通信端末に通知する手段と、一つの発端末に対して規制状態にあるときにその発端末からのセル流量測定値が前記閾値を下回り設定された流量になるまでその規制状態を継続する手段を含む構成とすることもでさる

規準化されたセル流量をス、規準化された閾値を Λ = 1とするとき、前記規制率 Rを

R = \ / λ

とし、

λ < 1 /R

となるとき規制率 Rを

R = 1

とすることが望ましい。

複数のセル発生源のセル送出速度を保持するテーブルと、前記規制率とこのセル送出速度とを乗算する乗算器とを備え、前記発端末となる通信端末に通知する手段は、規制情報として規制されたセル送出速度の値を通知する構成としてもよい。これにより、発端末は、セル送出速度を規制情報として受けることができるため、通信端末側で規制率からセル送出速度を算出する必要がない。

セルを一時蓄積するセルバッファを備え、前記測定する手段は、このセルバッファに蓄積されたセル数からセル流量を測定する構成とすることもできる。前記比較する手段は、一定時間にわたり比較結果の変化を観測する手段を備える構成とすることもできる。

このように構成された場合には、前記規制率を複数個（R、 R' 、 R〃 ) 設定し、前記変化を観測する手段の観測結果にしたがつてこの複数個の規制率を段階的に適用することもできる。

例えば、このときの前記複数個の規制率 R、 R' 、 R" は、それぞれ

R= 1/λ 0 U 0〉 1)

R' =R/ 1 (A 1 > λ 0 > 1 )

R" =R/ 2 (R< A 2 < 1 )

とすればよい。ただし、ス 0、ス 1、 λ 2はそれぞれ測定時刻の異なるセル流量であり、閾値 Λ= 1とする。

このように段階的に制御を行うことにより、さらに、きめの細かいセル流量制御を行うことができる。

また、設定されている全てのコネクションのピーク速度と平均速度から平均セル損失率を求め、全てのコネクションの平均速度の和をリンク容量で割ったものを第一の安全係数とし、各コネクション毎のピーク速度を平均速度で割ったものを第二の安全係数とし、第一の安全係数と第二の安全係数に平均セル損失を乗じたものを各コネクション毎のセル損失率とし、各コネクション毎のセル損失の最大のものがある規準値を満足する場合のみにコネクションの接続要求を受付けるように制御してもよい。

例えば、呼種 iのセル損失率 CLRi は厳密には式 1となる。式 1において、 x/yの項は全コネクションからのセル速度が V P帯域を越えたときに溢れる分のうち呼種 iの占める割合を示す。ここで分母は最小のとき Cであり、分子は最大のときは着目しているコネクションを最大に出しているときであるから r i となることに着目すると、 xZy^r ! ZCとなる。したがって、 (z— c) + dx dz

CLR; J"— f i (x) F_; (z— x) ~~ c~ S o (z-c) + ,Γ™ f j (x) F; (z - x) dx dz

c a; a all a all

c a; AVE (式 2) となり、セル損失率の安全側の評価式は式 2のようになる。

この制御手段の特徴は、呼種 iのセル損失率の安全側近似式として式 2を導出したところにある。式 1の厳密解は呼種毎に畳み込み演算が必要となり、呼種数が多くなると C A Cで呼種別のセル損失率を求める際に莫大な計算が必要となる。式 2の方式によれば、平均のセル損失率 CL R_AVE を求めるのに 1度だけ畳み込み演算をする必要があるが、呼種毎のセル損失率については平均のセル損失率に安全係数を乗ずるだけで済むため、従来の方式と比べて大幅に計算が削減できる。特に、マルチメディア環境で呼種数が大きくなればなるほど、この制御手段で得られる効果は顕著となる。

すなわち、前記制御手段は、通信端末からの接続要求についてセル損失率にしたがって接続受付の可否を判定する手段を含み、この判定する手段は、 i番目のグループのセル損失率 CLRi を演算する手段と、このセル損失率 CLRi を満たすグループの接続受付を許可する手段とを備えた構成とすることもできる。このとき、前記セル損失率 CLRi を演算する手段は、複数の接続要求についてピーク速度および平均速度にしたがってその複数の接続要求を i個のグループに分類し、その複数の接続要求の全てについて平均セル損失率を CLR AVE 、平均速度の和を a_all 、 VP帯域を cとし、グループ iのピーク速度を ri 、平均速度を a; とするとき、 i番目のグループのセル損失率 CLRi を

CLRi ≤ (a_al! /c) - (r _s /a_s ) - CLR_AVE … （式 2) として演算することが望ましい。以上説明したように、本発明によれば、ベストエフオート型サービスにおける複数の通信端末間の送信レートを公平に制御可能とすることができる。複数通信端末間の送信レートを公平な状態に高速に収束させることができる。複数の通信端末間の距離が大きい場合にも、伝送遅延を問題にすることなく各通信端末のセルの送信レートを公平に制御可能とすることができる。各コネクション間に通知する受け入れ可能な送信レー卜の公平性を満たしつつ、各コネクションの利用できる帯域幅をできるだけ大きくする方向に変更することができる。コネクション数が増大しても比較的妥当なハードウ Xァ規模でトラヒックシイピングを実現することができる。同一スロット（時刻）にスケジューリングされた複数のセルを転送することができる。 A TM通信網のスループットを向上させることができる。早急に輻輳状態を収めることができる。呼種数が増えたときでも簡単な計算で呼種別のセル損失率を計算することにより、 C A Cの応答性を向上することができる。円滑な呼受付制御を行うことができるなどの効果がある。

〔図面の簡単な説明〕

図 1は本発明第一実施例の全体構成図である。

図 2は発側の通信端末を収容する交換機の要部プロック構成図である。

図 3は中継を行う交換機および着側の通信端末を収容する交換機のプロック構成図である。

図 4は発側の通信端末を収容する交換機の動作を示すフローチヤートである。図 5は本発明第二実施例の A TM通信網の要部構成図である。

図 6は ATM通信網構成において本発明第二実施例の制御がかかる前の帯域使用状態を表す図である。

図 7は本発明第二実施例の動作とそれによる使用帯域量の変化を表した図である。

図 8は本発明第二実施例における交換機の動作を表すフローチャートである。図 9は本発明第三実施例の A TM通信網の要部構成図である。

図 1 0はある時点における各通信端末の使用帯域量を表した図である。図 1 1は発側の通信端末からの送信レートの最大セル送信レートと最小セル送信レートおよび本発明第三実施例における閾値の関係を表す図である。

図 1 2は本発明第三実施例における空き帯域量と閾値の関係を表す図である。図 1 3は交換機による各通信端末への輻輳の通知を行うためのアルゴリズムのフローチヤ一トである。

図 1 4は空き帯域量と通信端末の送信レートおよびそのときの輻輳の通知内容の関係を表す図である。

図 1 5は本発明第四実施例の A TM通信網の全体構成図である。

図 1 6は本発明第四実施例における空き帯域量と閾値の関係を表す図である。図 1 7は交換機による各発側の通信端末の送信レート制御を行うためのアルゴリズムのフローチャートである。

図 1 8はバッファ使用量の最大値と発側の通信端末の送信レートおよびそのときの輻輳の通知内容の関係を表す図である。

図 1 9は本発明第六実施例の全体構成図である。

図 2 0は交換機による制御の流れを示す図である。

図 2 1は本発明第七実施例の全体構成図である。

図 2 2は本発明第八実施例の A TM通信網の全体構成図である。

図 2 3は本発明第八実施例の動的レート制御装置のプロック構成図である。図 2 4は本発明第八実施例の要部構成図である。

図 2 5はセルバッファへのセル書込み動作を示す図である。

図 2 6はコネクションリストの組み換え処理を示す図である。

図 2 7はコネクションリストの組み換え処理を示す図である。

図 2 8はセルバッファからセルを取り出す動作を示す図である。

図 2 9は本発明第九実施例の要部構成図である。

図 3 0は本発明第十実施例の要部構成図である。

図 3 1は本発明第十一実施例の要部構成図である。

図 3 2はコネクション識別子を同時到着コネクシヨンリストに書込む動作を示す図である。

図 3 3はコネクション識別子を同時到着コネクシヨンリストに書込む動作を示す図である。

図 3 4はコネクション識別子を同時到着コネクションリストから取り出す動作を示す図である。

図 3 5は本発明第十一実施例の動作を示すフローチヤ一トである。

図 3 6は本発明第十二実施例の要部構成図である。

図 3 7は本発明第十三実施例の要部構成図である。

図 3 8は本発明第十四実施例の要部構成図である。

図 3 9は本発明第十五実施例の動的レート制御装置のプロック構成図である。図 4 0は本発明第十五実施例の動的レート制御装置の動作を示すフローチヤ一トである。

図 4 1は本発明第十五実施例の動作をセル流量； Iおよび時間の関係により示した図である。

図 4 2は本発明第十五実施例の動作をセル流量 λおよび時間の関係により示した図である。

図 4 3は本発明第十六実施例の動的レート制御装置のプロック構成図である。図 4 4は本発明第十六実施例の動的レート制御装置の他のプロック構成図である < 図 4 5は本発明第十七実施例の動的レート制御装置のプロック構成図である。図 4 6は本発明第十八実施例の動的レート制御装置のプロック構成図である。図 4 7は本発明第十八実施例の動的レート制御装置の動作を示すフローチヤ一トである。

図 4 8は本発明第十九実施例の動的レート制御装置を説明するための図である。図 4 9は本発明第十八実施例における輻輳検出部および輻輳制御部の動作を示すフローチヤ一トである。

図 5 0は本発明第二十実施例の動的レート制御装置の動作を示すフローチヤ一トである。図 5 1は呼種管理テーブルを示す図である。

図 5 2は従来例の A TM通信網の全体構成図である。

図 5 3は RMセルの構成図である。

図 5 4は発側の通信端末の動作を示すフローチヤ一トである。

図 5 5は着側の加入者交換機および中継交換機の動作を示すフローチャートでめ o

図 5 6は着側の加入者交換機および中継交換機の動作を示すフローチヤ一トでめる。

図 5 7は着側の通信端末の動作を示すフローチヤ一トである。

図 5 8は従来の A TM通信網におけるセルの送信レー卜の制御を説明する図でのる。

図 5 9は交換機における制御の流れを示す図である。

図 6 0は交換機における制御の流れを示す図である。

図 6 1は交換機における制御の流れを示す図である。

図 6 2は輻輳していないと判断した場合の交換機の制御の流れを示す図である c 図 6 3は多元環境での呼種別セル損失率と接続 V C数を示す図である。

〔発明を実施するための最良の形態〕

(第一実施例）

本発明第一実施例の構成を図 1ないし図 3を参照して説明する。図 1は本発明第一実施例の全体構成図である。図 2は発側の通信端末を収容する交換機の要部プロック構成図である。図 3は中継を行う交換機および着側の通信端末を収容する交換機のプロック構成図である。図 1において、 5 0— 1、 5 0 - 2は発側の通信端末、 2 0は発側の通信端末 5 0 - 1および 5 0— 2を収容する交換機、 3 は中継を行う交換機、 4 0は着側の通信端末を収容する交換機、 5は伝送路、 6 0— 1、 6 0 - 2は着側の通信端末である。図 2において、 1 0はルート情報収集部、 1 2は送信レート演算制御部である。図 3において、 1 4はルート情報送出部である。本発明は動的レート制御装置であって、通信端末 5 0一 1および 5 0 - 2が収容されそのうちの一^ 3の通信端末 5 0一 1または 5 0一 2からの要求に基づいてその一つの通信端末 5 0— 1または 5 0— 2に V Pを設定する手段を交換機 2 0、 3 0、 4 0に備えた動的レート制御装置である。この V Pを設定する手段は、交換機 2 0、 3 0、 4 0、通信端末 5 0 - 1、 5 0二 2、 6 0 - 1、 6 0 - 2にそれぞれ備えられているが、本発明の要部ではないので図示しない。

ここで、本発明の特徴とするところは、一つの通信端末 5 0— 1または 5 0— 2に対して送信レ一トを指定していつたん設定した V Pの空き帯域情報を含むルート情報を収集する手段としてのルート情報収集部 1 0と、一つの通信端末 5 0 一 1または 5 0一 2の要求送信レートを保持する手段および前記ルート情報に基づきいつたん設定したバーチャルパスの送信レートを動的にその端末の要求送信レートまで可及的に大きくかつ接続要求のある複数の通信端末に対して公平に制御する制御手段としての送信レート演算制御部 1 2とを備えたところにある。送信レート演算制御部 1 2は、通信端末 5 0 - 1および 5 0一 2に許容されるセルの送信レートを演算設定する手段を備えている。

発側の通信端末 5 0— 1、 5 0— 2は A B Rプロトコルに基づいて通信を行う。交換機 2 0は発側の通信端末 5 0— 1、 5 0— 2に対して A B Rのプロトコルをエミユレーシヨンして接続可能としている。交換機 3 0、 4 0および着側の通信端末 6 0—し 6 0— 2は必ずしも A B Rプロトコルに基づいて動作する必要はない。ただし、交換機 3 0および 4 0は周期的あるいは状態の変化があつたとき、交換機 2 0にルート情報として当該ルートの使用状況の通知をしなくてはならない。交換機 2 0に通知された使用状況あるいは各通信端末 5 0— 1、 5 0— 2力、らの送出状況あるいはその両方の情報を元に、現在の使用可能帯域量を算出する新たに当該ルートを介して送信を開始する通信端末 5 0— 1または 5 0— 2からの要求があつたときの交換機 2 0の動作を図 4のフローチヤ一トにより説明する。図 4は発側の通信端末 5 0 - 1および 5 0 - 2を収容する交換機 2 0の動作を示すフローチャートである。新たに通信端末 5 0— 1または 5 0— 2からの送信開始要求が来たとき（S 70) 、空き帯域量に定数 C (0 <C≤ 1) を乗じた値を送信の初期送信レート I CRとする（S 71 ) 。定数 Cは受け入れ時の情報が現在の状態とずれていて、誤つた送信レートを設定してしまうことを防ぐために決められるパラメ一夕である。もし、 I CRが発側の通信端末 50—し 50 一 2から要求される最小送信レート MCR(Minimimi Cell Rate) よりも小さいとき（S 72) 、このままでは受け入れることは危険なため、発側の通信端末 50 一 1、 50— 2と間で再び交渉（ネゴシエーション）を行う必要があり、この状態のままでは受け入れ不可とする（S 73) 。もし、 I CRが MCR以上のときには（S 72)、 I CRでの送信を許可する（S 74) 。本発明第一実施例によれば、瞬時に新たな発側の通信端末 50 - 1、 50— 2からの送信開始要求の可否を判断し、受け入れられた発側の通信端末 50— 1、 50— 2力、らの I CRでの送信を許可することができる。

(第二実施例）

本発明第二実施例を図 5ないし図 8を参照して説明する。図 5は本発明第二実施例の ATM通信網の要部構成図であり、 50— 1、 50 - 2. 50— 3は A B Rプロトコルにしたがって通信を行う発側の通信端末、 2は各通信端末に対して A BRプロトコルをエミュレーシヨンする発側の通信端末を収容する交換機、 3 は発側の通信端末 50 - 1 -50一 3が共用するルー卜の一部である。図 6は、図 5の ATM通信網構成において本発明第二実施例の制御がかかる前の帯域使用状態を表す図である。図 6中で、 Wt 0 t a 1は当該ルートの全帯域量、 Waは当該ルートの空き帯域量、 W 1は発側の通信端末 50一 1の使用帯域量、 W2は発側の通信端末 50 - 2の使用帯域量、 W 3は発側の通信端末 50 - 3の使用帯域量を表す。図 6中で、発側の通信端末 50— 3は時刻 t 0において最初の RM セルを送信した後に、 W3で示す初期送信レート I CRによりすぐにデ一夕の送信を開始する。

図 7は本発明第二実施例の動作とそれによる使用帯域量の変化を表した図である。空き帯域量 Waに定数 C (0 <C≤ 1) を乗じた値が、 t 0において送信レ一ト I C Rで送信を開始した発側の通信端末 5 0一 3の送信レートの単位時間内の単位増加分よりも多いとき、交換機 2 0において輻輳が発生していないことを通知する RMセルを生成し、発側の通信端末 5 0— 3に送信し、送信レートの増加を許す。図 7中で、発側の通信端末 5 0— 3は時刻 t 1に RMセルを受信し、送信レートを増加させている。その後、まだ、空き帯域量 W aに定数 Cを乗じた値の方が大きい場合には、交換機 2 0はさらに R Mセルを生成して送信する。図

8は本発明第二実施例における交換機 2 0の動作を表すフローチャートである。空き帯域が発生したとき（S 8 0 ) 、空き帯域量に定数 Cを乗じた値を演算する

( S 8 1 ) 。空き帯域量に定数 Cを乗じた値が送信レートの単位増加量よりも大きいとき（S 8 2 ) 、交換機 2 0は発側の通信端末 5 0 - 1 - 5 0一 3に輻輳なしの通知を行い（S 8 3 ) 、発側の通信端末 5 0 - 1〜 5 0 - 3は単位増加量分の送信レートを増加する。本発明第二実施例によれば、ルート全体の状況を観察しながら徐々に送信レートを増加させるよりも、単位増加量をあらかじめ設定しておいて、交換機 2 0のみの判断でその単位増加量分を一気に増加させるため、発側の通信端末 5 0 - 1〜5 0— 3の送信レートを段階的に高速に増加させることができる。

(第三実施例）

本発明第三実施例を図 9ないし図 1 4を参照して説明する。図 9〜図 1 4は本発明第三実施例を説明するための図である。図 9は本発明第三実施例の A TM通信網の要部構成図である。図 9中、発側の通信端末 5 0— 1から 5 0— 4は A B Rプロトコルにしたがって通信を行う発側の通信端末、 2は各通信端末に対して A B Rのプロトコルをエミュレーシヨンする交換機、 3は各通信端末が共用するルートの一部である。図 1 0は、ある時点における各通信端末の使用帯域量を表した図で、 W aは当該ルートにおける空き帯域量、 W l、 W 2、 W 3、 W 4はそれぞれ発側の通信端末 5 0— 1〜5 0— 4の使用帯域量を表す。図 1 0において、使用している帯域量は大きくばらつレ、てレ、て、通信端末間で送信レートの不公平性が生じている可能性がある。図 1 1は、図 1 0と同じ状況における発側の通信端末 50— 1〜50— 4からの送信レートの最大セル送信レート（PCR) と最小セル送信レート（MCR) および本発明第三実施例における閾値 R t h 1および R t h 2の関係を表す図である。図 1 2は、本発明第三実施例における空き帯域量と閾値 Wt h K Wt h 2. Wt h 3の関係を表す図である。

図 1 3および図 1 4を用いて本発明第三実施例の制御アルゴリズムを説明する。図 1 3は、交換機 20による各通信端末への輻辏の通知を行うためのアルゴリズ厶のフローチャートである。図 1 4は、空き帯域量と通信端末の送信レートおよびそのときの輻輳の通知内容の関係を表す図である。交換機 20は空き帯域量をモニターし、その値と閾値 Wt h 1、 Wt h 2、 Wt h 3の比較を行う。空き帯域量 Waが閾値 Wt h 1よりも小さいとき（S 9 1) 、全ての発側の通信端末 5 0- 1-50— 4に輻輳を通知する（S 92) 。空き帯域量 Waが閾値 Wt h 1 以上であり、閾値 Wt h 2より小さいとき（S 93) 、送信レートが閾値 R t h 1以上の通信端末に輻輳を通知する（S 94) 。空き帯域量 Waが閾値 Wt h 2 以上であり、閾値 Wt h 3より小さいとき（S 95) 、送信レートが R t h 2以下の通信端末に輻輳なしを通知する（S 96) 。空き帯域量 W aが閾値 Wt h 3 以上のときは（S 97) 、全ての発側の通信端末 50- 1-50— 4に輻輳なしを通知する（S 98) 。そして、図 1 4のとおり、比較結果に基づいて各発側の通信端末 50— 1〜50— 4に輻輳情報を RMセルを生成して送信することにより伝える。各発側の通信端末 50— 1〜50— 4は、 A BRのプロトコルにした力い輻輳なしの通知を受けた場合に、送信レートを増加させる機会を得る。反対に輻輳があるという通知を受けた場合に、送信レートを下げる。

本発明第三実施例では、変更前の送信レートと空き帯域量に応じて発側の通信端末 50— 1〜50— 4に輻輳を通知するタイミングが異なっている。これにより、帯域に余裕がある場合には、全体を高い送信レートに推移させる効果、送信レートのばらつきを小さくして通信端末間で公平性を持たせる効果、特に、送信レートの低レ、ものの送信レートを高速に高くする効果がある。逆に帯域が不足しはじめると、レートの高いものの送信レートを下げ、さらに不足した場合には、全体の送信レートを低く推移させる効果がある。いずれの場合も、 RMセルが発着の通信端末間を往復することなしにこの機能を実現できる。

(第四実施例）

本発明第四実施例を図 1 5ないし図 1 8を参照して説明する。図 1 5は本発明第四実施例の ATM通信網の全体構成図である。 5 0— 1〜5 0— 4は発側の通信端末、 2は発側の通信端末 5 0 - 1〜 50 - 4を収容する交換機、 30は中継を行う交換機、 4 0は着側の通信端末を収容する交換機、 5は伝送路、 6 0 - 1 〜 60— 4は着側の通信端末である。図 1 5を用いて本発明第四実施例の構成を説明する。

発側の通信端末 50— 1〜50 - 4は ABRプロトコルに基づいて通信を行う。交換機 20は発側の通信端末 50 - 1 -5 0— 4に対して ABRのプロトコルをエミユレーシヨンして接続を可能としている。交換機 30、 4 0および着側の通信端末 6 0 - 1 - 6 0— 4は必ずしも ABRプロトコルに基づいて動作する必要はない。交換機 30、 4 0は発側の交換機 20に周期的あるいは状況の変化があつたとき、それぞれのキューバッファに蓄積されているセルの数を通知する。交換機 20は通知されたキューバッファ長と、交換機 20の持つキューバッファに蓄積されているセルの数を元に、現在の使用状況の判断を行う。

本発明第三実施例で図 1 1に示した図は、本発明第四実施例における最大セル送信レート（PCR) と最小セル送信レート（MCR) および閾値 R t h lと R ΐ h 2と各通信端末の送信レートの関係を表す図と共通である。図 1 1中で R a t e 1から R a t e 4はそれぞれ発側の通信端末 5 0 - 1 -5 0 - 4の送信レ一トである。図 1 1中では、送信レートは大きくばらついていて、発側の通信端末 50— 1〜5 0— 4間の送信レ一トの不公平性が生じている可能性がある。図 1 6は、本発明第四実施例における空き帯域量と閾値 Q t h K Q t h 2、 Q t h 3の関係を表す図である。

図 1 7は交換機 20による各発側の通信端末 5 0 - 1 - 5 0— 4の送信レート制御を行うためのアルゴリズムのフローチャートである。図 1 7中で、 Ouは交換機 20に通知されたバッファ使用量のうち最大の値である。交換機 20は、 Q uと閾値 Q t h l、 Q t h 2、 Q t h 3の比較を行う。バッファ使用量の最大値 Quが閾値 Q t h 3以上のとき（S 1 0 1) 、全ての発側の通信端末 50— 1〜 50— 4に輻輳を通知する（S 1 02) 。バッファ使用量の最大値 Quが閾値 Q t h 2以上であり、閾値 Q t h 3より小さいとき（S 1 03) 、送信レートが閾値 R t h 1以上の発側の通信端末 50— 1〜 50— 4に輻輳を通知する（S 1 0 4) 。バッファ使用量の最大値 Quが閾値 Q t h 1以上であり、閾値 Q t h 2より小さいとき（S 1 05) 、送信レートが閾値 R t h 2以下の発側の通信端末 5 0 - 1-50— 4に輻輳なしを通知する（S 1 06) 。バッファ使用量の最大値 Quが閾値 Q t h 1より小さいとき（S 1 07) 、全ての発側の通信端末 50一 1〜50— 4に輻輳なしを通知する（S 1 08) 。そして図 1 8はバッファ使用量の最大値 Quと発側の通信端末 50- 1-50— 4の送信レートおよびそのときの輻輳の通知内容の関係を表す図であるが、図 1 8のとおり比較結果に基づいて各発側の通信端末 50- 1-50-4に輻輳情報を RMセルを生成し、送信することで伝える。各発側の通信端末 50— 1〜50— 4は、 ABRのプロトコルにしたがい輻輳なしの通知を受けたとき、送信レートを増加させる機会を得る。反対に輻輳があるという通知を受けたとき、送信レートを下げる。

本発明第四実施例では、変更前の送信レートと共用して使われるバッファ長に応じて、発側の通信端末 50— 1〜50— 4に輻輳を通知するタイミングが異なつている。これにより、帯域やバッファに余裕がある場合には、全体を高い送信レートに推移させる効果、送信レー卜のばらつきを小さくして発側の通信端末 5 0- 1-50— 4間で公平性を持たせる効果、特に、送信レートの低いものの送信レートを高速に高くする効果がある。逆に、帯域やバッファ長が不足しはじめると、送信レートの高いものの送信レートを下げ、さらに不足した場合には、全体の送信レートを低く推移させる効果がある。いずれの場合も、 RMセルが発着の通信端末間を往復することなしに、この機能を実現できる。 (第五実施例）

ATM通信網において、その一部に他の方式が混在するような場合には、交換機 3 0、 4 0および着側の通信端末 6 0 - 1 - 6 0— 4が自主的に RMセルを送信する場合がある。このような場合には、当該 RMセルに輻輳なしと記述されていると、交換機 2 0において発側の通信端末 5 0 - 1 -5 0— 4の送信レートを下げる動作を行っても、折り返してきた RMセルによりそれとは反対の動作を要求されることになる。そこで、本発明第五実施例では、発側の通信端末 5 0— 1 〜5 0— 4に対する RMセルが他から到着しても交換機 2 0においてこれを廃棄する。このようにすることにより、誤った輻輳情報をもった RMセルによる誤つた送信レート制御を防止することができる。

(第六実施例）

本発明第六実施例の構成を図 1 9を参照して説明する。図 1 9は本発明第六実施例の全体構成図である。ここでは伝送路 5を共用する通信端末 5 0 - 1〜 5 0 一 3と通信端末 6 0— 1〜 6 0— 3との間のコネクシヨン 7 0— 1〜 7 0— 3に着目して説明する。すなわち、通信端末 5 0— 1と 6 0 - 1、 5 0— 2と 6 0— 2、 5 0— 3と 4 0はそれぞれ、伝送路 5を介して互いに接続された交換機 2 0 〜4 0を経由するコネクション 7 0 - 1 -7 0— 3により互いに接続され、可変の送信レートで情報の送受信を行う。交換機 2 0〜4 0にはそれぞれ、回線交換を行う交換部 3 0 1と、この交換部 3 0 1の制御を行うとともに、収容するコネクシヨン 7 0— 1〜 7 0— 3の発側の通信端末 5 0— 1〜 5 0— 3に対する受け入れ可能な送信レートに関する情報の通知、コネクション 7 0— 1〜7 0— 3に許容されている許容送信レートおよび実際の送信レート、共用する伝送路 5の全帯域幅および全入力帯域幅、ならびにその伝送路 5を共用するコネクション数の各情報の収集を行う制御部 3 0 2と、制御部 3 0 2により収集された情報を保持する記憶部 3 0 3と、記憶部 3 0 3に保持された情報に基づいて発側の通信端末 5 0 - 1 -5 0一 3に通知する受け入れ可能な送信レ一トを各コネクション毎に算出する演算部 3 0 4とを備える。この構成において、発側の通信端末 50— 1〜50— 3は、一定セル数間隔毎に制御用セルを生成し、着側の通信端末 60- 1-60- 3に向けて送信する。制御用セルには、各コネクション 70- 1-70— 3の許容送信レートを通知する CCRフィールドと、受け入れ可能な送信レートを通知する E Rフィールドとが設けられる。発側の通信端末 50— 1〜50— 3は、制御用セルを送信するとき、 CCRフィールドに各コネクション 70 - 1 - 70— 3の現在の許容セルレート ACRi ( j = l、 2、 ···、 n) を書き込む。

交換機 20〜40のそれぞれの制御部 302は、通過するコネクション数 n、出力側の伝送路の全帯域幅 B_{al l} および全入力帯域幅 B_use 、および各コネクションの現在の送信レート r a t e』（j = l、 2、 ···、 n) を測定し、その情報をその交換機 20〜40内の記憶部 303に保持しておく。また、交換機 20〜 40を通過する制御用セルの C C Rフィールドに書かれた各コネクション毎の許容送信レート情報を読み取り、 c c r』（j = l、 2、 "·、 n) として各交換機 20〜40内の記憶部 303にその情報を保持しておく。

図 20は交換機による制御の流れを示す図であり、受け入れ可能な送信レートの算出を示す。ここでは、交換機 30を例に説明する。ここで、各コネクション j ( j = l、 2、 ···、 n) には、呼接続時に、許容送信レートの取りうる最大値と最小値とが通信網との交渉により決定される。その最大値を PCRj (Peak Cell Rate ) 、最小値を MCR』 (Minimum Cell Rate ) と表す。

交換機 30は、コネクション数 n、全帯域幅 B_{al l} 、全入力帯域幅 B_use 、現在の送信レート r a t e』、許容送信レート c c r』（ j = 1、 2、 ·■·、 n) の各データを記憶部 303に保持する。

図 20に示すように、交換機 30は、各コネクション 70 _ 1〜 70— 3毎に許容送信レートと実際の送信レート、すなわち c c r , と r a t e, 、 c c r₂ と r a t e₂、 c c r₃ と r a t e₃ を比較して、実際の送信レート r a t e j が許容送信レートの一定の割合以上、すなわち r a t ej 〉 c c rj ' G (Gは 0以上 1以下の定数）ならば（S 1 1 1 ) 、そのコネクション jの要求セルレート r』（ j = l、 2、 ··'、 n) を PCRj とみなす（S 1 1 3) 。反対に、許容送信レートが一定の割合未満のときには、そのコネクションの要求セルレートは MCRj であるとみなす（S 1 1 2)。 ERQj の更新の式は、各コネクション 70— 1〜70— 3の要求レートに対する許容送信レートの比の分散

V( {ccn， ccr₂，… , ccrj ， {r_]( r₂, ··· , r„} )

= (l/n)∑j (ccr j /r」一（1/n)∑ i ccr i /r】） ²

を評価関数として決定される。そして、演算部 304により、

ERQj

- j · sign {n · ccn/r』—w · ∑ iCc / }

を演算して、コネクション j ( j = K 2、 ···、 n) についての交換機 3 0での受け入れ可能な送信レート ERQj が求められる（S 1 1 4) 。ただし、 ∑i 、 ∑ j はそれぞれ i、 j = l〜nの総和、 c c r j 、 r』はそれぞれコネクション jの許容送信レートと要求レート、 nはデータを送信しているコネクション 70 一 1〜 70— 3の数、ひ j 、 wは重み関数、 s i g n {} は {} 内の値の符号を表す関数である。

ひ j としては、コネクション 70— 1〜70— 3毎に異なる正の一定の値とする。 wはコネクション 70— 1〜70— 3が共用する伝送路の全入力帯域幅の減少関数、例えば、コネクション 70— 1〜 70 - 3が共用する伝送路 5の全帯域幅 B_{al l} と全入力帯域幅 B_use との関数

w= (Ββΐ . +P i ) / (B_use +p₂ ) x p₃

とする。ただし、 p₂ は分母が零となることを防止するための定数、 p, は p₂ に対する補正定数、 p₃ は振れ幅を設定するための定数である。

ひ j としては、

{n · ccn/n一 w · ∑ iCcri/ }

の絶対値と等しい値としてもよい。また、 wとしては、コネクションが共有する伝送路 5の全入力帯域幅 B_use の関数

W=- P 4 · B u s e +P 5

とすることもできる。ただし、 P 4 は振れ幅を設定するための正の定数、 P 5 は補正のための定数である。

交換機 3 0はさらに、着側の通信端末 6 0— 1〜6 0— 3で折り返してきた制御用セルの E Rフィールドに書かれている受け入れ可能な送信レートよりも新たに算出された受け入れ可能な送信レートが小さいとき、新たに算出された値に E Rフィールドを書き換え、そうでないときには書き換えずに、制御用セルを次に中継し、発側の通信端末 5 0 - 1 - 5 0— 3に通知する。ただし、コネクション jの発側の通信端末が制御用セルを生成するとき、 E Rフィールドにはコネクシヨン jの P C R』が書かれているものとする。

(第七実施例）

本発明第七実施例を図 2 1を参照して説明する。図 2 1は本発明第七実施例の全体構成図である。受け入れ可能な送信レートの算出を交換機 2 0のみが行う。この構成では、伝送路 5を介して互いに接続された交換機 2 0〜3 0と、これらの交換機 2 0〜3 0を経由するコネクション 7 0 - 1〜7 0— 3により互いに接続され可変の送信レ一トで情報の送受信を行う通信端末 5 0 - 1〜 5 0— 3、 6 0— 1〜 6 0— 3とを備え、通信端末 5 0— 1〜 5 0— 3を直接に収容する交換機 2 0には、その収容する通信端末 5 0— 1〜5 0— 3が発側となるとき、その通信端末 5 0— 1〜5 0— 3に対して受け入れ可能な送信レートに関する情報を通知する制御部 3 0 2を備える。さらに交換機 2 0には、その収容する通信端末 5 0— 1〜5 0— 3が発側となるコネクション 7 0— 1〜7 0— 3とルートを共用する複数のコネクションについて、それぞれのコネクションに許容されている許容送信レートおよび実際の送信レート、許容されるルートの帯域幅および全入力帯域幅、ならびにそのルートを共用するコネクション数の各情報を収集して保持する記憶部 3 0 3と、この記憶部 3 0 3に保持された情報に基づいて端末に通知する受け入れ可能な送信レートを各コネクション毎に算出する演算部 3 0 4とを倔んる。

すなわち交換機 2 0は、通信端末 5 0 - 1 - 5 0一 3から到着した制御セルをその交換機 2 0で新たに算出した受け入れ可能な送信レートに書き換えて、元の通信端末 5 0— 1〜5 0— 3に向けて折り返す。これにより、受け入れ可能な送信レートが発側の通信端末 5 0 - 1 - 5 0— 3に通知される。

本発明第六および第七実施例では受け入れ可能な送信レートを通信端末 5 0 - 1〜5 0— 3に通知したが、通信端末 5 0 - 1 - 5 0一 3には許容送信レートの上げ下げを指示する情報を通知し、通信端末 5 0 - 1 - 5 0一 3では、あらかじめ定められた算出式にしたがつて自己の許容送信レートを増減することもできる。例えば、新たに交換機で算出された受け入れ可能な送信レートが算出に用いた現在の許容送信レートよりも小さい値となった場合に、着側の通信端末で折り返された制御用セルに輻輳があることを書き込み、それを発側の通信端末に通知する。発側の通信端末では、輻輳が通知されると自動的に許容送信レートを小さくすればよい。

(第八実施例）

本発明第八実施例の構成を図 2 2ないし図 2 4を参照して説明する。図 2 2は本発明第八実施例の A TM通信網の全体構成図である。図 2 3は本発明第八実施例の動的レート制御装置のプロック構成図である。図 2 4は本発明第八実施例の要部構成図である。

本発明第八実施例は図 2 2に示すように A TM通信網内に備えられ、図 2 3に示すようにセル流が到来する入力端子 I Nと、到着したセルを一時蓄積するセルノくッファ C Bと、指示されるセル送出間隔にしたがつてこのセルバッファ C Bからセルを読み出すトラヒックシエイビング部 T Sとを備えた動的レート制御装置である。

ここで、本発明の特徴とするところは、図 2 4に示すように、コネクション識別子（V P I /V C I ) をアドレスとし前記セル送出間隔 I n tを含むコネクシヨン情報を保持するコネクションテーブル C Tを備え、セルバッファ C Bは、セルがーつずつ収容される複数のメモリ領域 C e 1 1と、このメモリ領域 C e 1 1 とコネクションテーブル C Tとを対応させるポインタ値を示すポインタ領域 P t rとを含むところにある。本発明第八実施例は、全てのコネクションのセルを蓄積する共通のセルバッファ C Bとセルバッファ C B内に蓄積された各コネクション毎のセル送出間隔 I n tとセルの到着順のチェインのセルバッファ C B内の先頭と末尾のァドレスを持つコネクションテーブル C Tからなり、所定のスケジユーリング規則にしたがつて各コネクションのセルをセルバッファ C Bから読み出す。

コネクションテーブル C Tはコネクション毎の情報を保持するテーブルである _c コネクション毎のトークン T kとセル送出間隔 I n tとポインタへッド h e a d ，ポインタティル t a i 1を持つ。トークン T kは当該コネクションの次に到着するセルが到着時刻に転送される権利を有することを示す。セル送出間隔 I n t は当該コネクションが保持しなければいけない最小のセル送出間隔 I n tを示す _c ポインタへッド h e a d , ポインタティル t a i 1はセルバッファ C Bへのリンク関係（図 2 4の（1), (2) の矢印）を示し、当該コネクションの先頭（（1) の矢印）と末尾（(2) の矢印）のセルの保持されている番地を保持している。

あるコネクションのセルをセルバッファ C Bに書込むとき、まず、セルバッファ C Bの空き領域にセルを書込む。このときの書込み動作例を図 2 5に示す。図 2 5はセルバッファ C Bへのセル書込み動作を示す図である。図 2 5はセルバッファ内の空きセルのチェインを示しており、 C Bフリーポインタの付け換えにより、空きセルチェインの先頭のアドレスが到着セルに割当てられている。図 2 5 は到着セルをセルバッファ C Bに書込んだだけであり、当該セルとコネクションの対応をとる必要がある。そこで、当該コネクションのリストの組み換え処理を行う。このときの当該コネクションのリストの組み換え処理を図 2 6および図 2 7に示す。図 2 6および図 2 7はコネクションリストの組み換え処理を示す図である。図 2 6では、セルバッファ C B内の該当コネクションのセルのチェインの末尾に到着したセルのアドレスを付け加えている。図 2 7に示すように、セルバッファ C Bにチェインがない場合は新たにチェインを作る。

あるコネクションのセルをセルバッファ C Bから取り出す場合を図 2 8に示す _c 図 2 8は、セルバッファ C Bからセルを取り出す動作を示す図である。図 2 8ではセルバッファ C B内の該当コネクションのセルチェインの先頭のセルを取り出して、ポインタヘッドを付け換えている。

このようにセルバッファ C Bは全コネクションのセルの共通バッファであり、各コネクション毎の F I F Oキューを論理的に構成している。図 2 4において、 C Bフリーポインタはセルバッファ C Bの空き領域の先頭（(3) の矢印）と末尾 ((4) の矢印）の番地を保持する。セルバッファ C Bと C Bフリーポインタは組み合わせて用いられる。セルバッファ C Bはセルの内容を保持するメモリ領域 C e 1 1 とコネクション毎のセルの読み出し順序を指示するためのポインタ領域 P t rとを一^ ^のェントリとして構成される。セルバッファ C Bにはポインタで指示する読み出し順序の関係で論理的にコネクション毎のセルのリストが構成されている。つまり、あるコネクションを例に取り上げると、コネクションテーブル C Tの当該コネクションのポインタへッド h e a dが示す番地（（1) の矢印）でセルバッファ C Bをアドレツシングし、セルバッファ C Bのその番地のボイン夕が示す番地（(5), (6) の矢印）でリストを順次手繰ることにより当該コネクションのセルをその読み出し順にアクセスすることができる。コネクションテーブル C Tはセルバッファ C B上の当該コネクションのリストの末尾の番地をリンク情報としてポインタティル t a i 1に保持する（(2) の矢印）。また、空き領域もコネクション毎の場合と同じように論理的にリストで構成されている。セルバッファ C Bの空き領域の先頭と末尾の番地は C Bフリーポインタのポインタへッド h e a d ((3) の矢印）、ポインタティル t a i 1 ((4) の矢印）に保持される。つまり、ポインタヘッド h e a dは次に空き領域として使う番地を示し（（3) の矢印）、セルバッファ C Bのその番地のポインタにはその次に空き領域として使う番地が示されている。 C Bフリーポインタはセルバッファ C Bに保持されている空き領域のリストの末尾の番地をリンク情報としてポインタティル t a i 1に保持する（(4) の矢印）。

(第九実施例）

本発明第九実施例を図 2 9を参照して説明する。図 2 9は本発明第九実施例の要部構成図である。本発明第九実施例は、本発明第八実施例の構成に加えて時刻とコネクションの対応関係を持つスケジュ一リングテーブル S Tとタイマ T i m からなる。タイマ T i mは現時刻を示すタイマであり、夕イマ T i mが示す時刻において、スケジュ一リングテーブル S Tに記載されたコネクションのセルを読み出す。セルを読み出すと同時に当該コネクションの次のセルの読み出し時刻をスケジューリングする。すなわち、タイマ T i mが示す現時刻より当該コネクシヨンのセル間隔（コネクションテーブル C Tのセル送出間隔 I n tフィールドに記載されている）だけ後にスケジュ一リングテーブル S Tのェントリーに当該コネクシヨンを記載する。

(第十実施例）

本発明第十実施例を図 3 0を参照して説明する。図 3 0は本発明第十実施例の要部構成図である。本発明第十実施例は、本発明第九実施例のスケジューリングテーブル S Tに複数のコネクションを同一時刻に割り当てるためにフィールドを複数持つものである。また、現在の時刻を示すタイマ T i mに加え、仮想時刻を示す仮想夕イマ HT i mを具備する。

本発明第九実施例にぉレ、ては同一時刻にスケジユーリングされたコネクションのうち一つしか実際にはスケジユーリングされないが、本発明第十実施例では複数のコネクションをスケジユーリングすることができる。

仮想夕イマ HT i mの値はスケジユーリングテーブル S Tの所定の番地を指示するのに用いられる。夕イマ T i mは常に正確に現時刻を示すのに対し、スケジユーリングテーブル S Tが同一時刻に読み出すようにスケジュ一リングされた複数のセルをセルバッファ C Bから読み出す間は仮想夕イマ HT i mは同じ時刻を示したままになる。

(第十一実施例）

本発明第十一実施例を図 3 1を参照して説明する。図 3 1は本発明第十一実施例の要部構成図である。本発明第十一実施例は、コネクションテーブル C T、セルバッファ C B、セルバッファ C Bの空きァドレスのリストの先頭と末尾のァドレスを保持する C Bフリーポインタ、スケジューリングテーブル S T、現時刻を示すタイマ T i m、仮想時刻を示す仮想タイマ HT i m、同時到着コネクションリスト S L、同時到着コネクシヨンリスト S Lの空きァドレスのリストの先頭と末尾のァドレスを保持する S Lフリーポインタからなる。

スケジュ一リングテーブル S Tはセルの読み出しをスケジュ一リングするテ一ブルである。スケジユーリングテーブル S Tは同一時刻にセルバッファ C Bから読み出すようにスケジューリングされているコネクション識別子を保持するリストである同時到着コネクションリスト S Lへのポインタへッド h e a d，ボイン夕ティル t a i 1 と時刻を対として管理している。ポインタへッド h e a d、ポインタティル t a i 1は同時到着コネクションリスト S Lへのリンク関係（図 3 1の (20), (21) の矢印）を示し、その時刻にセルバッファ C Bから読み出すことになっている先頭と末尾のセルの識別子を保持する。

現在の時刻を示すタイマ T i mに加え、仮想時刻を示す仮想夕イマ HT i mを具備する。仮想夕イマ HT i mの値はスケジユーリングテーブル S Tの所定の番地を指示するのに用いられる。

タイマ T i mは常に正確に現時刻を示すのに対し、同時到着コネクションリスト S Lが同一時刻に読み出すようにスケジユーリングされた複数のセルをセルバッファ C Bから読み出す間は仮想タイマ HT i mは同じ時刻を示したままになる c 同時到着コネクシヨンリスト S Lは同一時刻にセルバッファ C Bから読み出すことになるスケジュ一リングされているコネクションのチェインを構成する。これにより同一時刻にスケジユーリングされたコネクション数を柔軟に増やすことができる。チェインの構成は共通のセルバッファ C Bで各コネクションの F I F 〇のキューを構成したのと同様の方法である。すなわち、 S Lフリーポインタは同時到着コネクシヨンリスト S Lの空き領域の先頭と末尾の番地を保持する。同時到着コネクシヨンリスト S Lと S Lフリーポインタは組み合わせて用いられる _c 同時到着コネクシヨンリスト S Lはセルのコネクション識別子を保持するリストであり、コネクション識別子と同一時刻にセルバッファ C Bから読み出すコネクション識別子の順序関係を指示するためのボイン夕（図 3 1の (22). (23) の矢印）とを一つのェントリとして構成される。同時到着コネクシヨンリスト S Lにはポインタで指示する読み出し順序の関係で論理的に同一時刻で読み出すようにスケジユーリングされたセルのコネクション識別子のリストが構成されている。つまり、ある時刻を例に取り上げると、仮想夕イマ HT i mのポインタヘッド h e a dが示す番地（図 3 1の (20)の矢印）で同時到着コネクシヨンリスト S Lをアドレツシングし、同時到着コネクシヨンリスト S Lのその番地のボイン夕が示す番地（図 3 1の (22), (23) の矢印）でリストを順次手繰ることにより当該時刻に読み出すようにスケジユーリングされたセルのコネクション識別子をその読み出し順にアクセスすることができる。仮想夕イマ HT i mは同時到着コネクションリスト S L上の当該時刻のリストの末尾の番地（図 3 1の (21)) をリンク情報としてポインタティル t a i 1に保持する。また、空き領域も時刻毎の場合と同じように論理的にリストで構成されている。同時到着コネクシヨンリスト S Lの空き領域の先頭と末尾の番地は S Lフリーポインタのポインタへッド h e a d (図 3 1の (20)) 、ポインタティル t a i l (図 3 1の (21)) に保持される。つまりポインタへッド h e a dは次に空き領域として使う番地を示し、同時到着コネクシヨンリスト S Lのその番地のポインタにはその次の空き領域として使う番地が示されている。 S Lフリーポインタは同時到着コネクシヨンリスト S Lに保持されている空き領域のリストの末尾の番地をリンク情報としてポインタティル t a i 1 (図 3 1の (21)) に保持する。

ある時刻にスケジユーリングされたセルのコネクション識別子を同時到着コネクシヨンリスト S Lに書込む場合を図 3 2および図 3 3に示す。図 3 2および図 3 3はコネクション識別子を同時到着コネクシヨンリスト S Lに書込む動作を示す図である。図 3 2では、新たにスケジューリングされたコネクションをチエインの先頭につける場合と末尾につける場合を示す。また、図 3 3に示すように、同時到着コネクションリスト S Lにチェインがない場合にはチェインを新たに作。ある時刻にスケジユーリングされたコネクション識別子を同時到着コネクションリスト S Lから取り出す場合を図 3 4に示す。図 3 4は、コネクション識別子を同時到着コネクションリスト S Lから取り出す動作を示す図である。図 3 4ではチェィンの先頭からコネクション識別子を取り出している様子を示している。上の説明ではコネクション識別子を組み込む位置は同一時刻でスケジユーリングされているコネクション識別子のリストのポインタティル t a i 1であった。また、コネクション識別子を読み出す位置は同一時刻でスケジユーリングされているコネクション識別子のリストのポインタへッド h e a dであった。つまり同一時刻にスケジユーリングされるコネクション識別子は先着順 F I F〇で読み出されることになる。また、同一時刻にスケジューリングされるコネクション識別子はセル間隔が短いほど、後でリストに組み込まれるため、セル間隔が短いほど、逆にいうと、セル速度が速いほど後ろにスケジューリングされる。コネクション識別子を組み込む位置を同一時刻でスケジュ一リングされているコネクション識別子のリストのポインタへッド h e a dにすることにより、同一時刻にスケジューリングされるコネクション識別子は後着順 L I F Oで読み出される。このようにすると速度が速いコネクションほど速く読み出されることになる。また、コネクション毎にコネクション識別子を組み込む位置を同一時刻でスケジュ一リングされているコネクション識別子のリストのポインタティル t a i 1かポインタへッド h e a dのいずれかを決めておけば、コネクションを 2つのクラスに分類することができる。すなわち、同一時刻にスケジューリングされたコネクションの中で先にスケジユーリングされるものと後にスケジユーリングされるものの 2クラスを作ることができる。

以上で、各ブロックの機能を個別に述べた。以下では各ブロックがどのようにして相互に作用し、所望の目的を達するかを説明する。図 3 5にフローを示す。図 3 5は本発明第十一実施例の動作を示すフローチャートである。セルを読み出すコネクションの決定（S 1 2 1 ) 、当該コネクションのセルの読み出し（S 1 2 2 ) 、当該コネクションの次のセルの読み出しスケジユーリング（S 1 2 3 )、到着セルのセルバッファ C B内の F I F Oキューへの書込み（S 1 2 4 ) の順で処理が行われる。

(セルの到着処理）

セルの到着にともない必要な処理は当該セルのセルバッファ C Bへの書込みと当該セルの転送スケジユーリングの有無の判断である。セルのセルバッファ C B への書込み処理は既に当該セルのコネクシヨンのリストがセルバッファ C Bにあるか否かで異なる。当該コネクションのリストがない場合はまず、セルバッファ C B上に当該コネクションのリストが新たに作成される。さらに、セルバッファ C Bの空き領域にセルを書込む。この手順については図 2 5を用いて詳述したとおりである。次にセルバッファ C B上に当該コネクションのリストの論理的な関係を新たに作成する。この手順についても図 2 6および図 2 7を用いて詳述したとおりである。

リストが既にある場合には、次のように処理が実行され、セルバッファ C B上の当該コネクションのリストが変更される。まず、セルバッファ C Bの空き領域にセルを書込む。この手順については図 2 5を用いて詳述したとおりである。次に、セルバッファ C B上の当該コネクションのリストの論理的な関係を変更する c この手順についても図 2 6および図 2 7を用いて詳述したとおりである。

セルの転送スケジュ一リングの有無は当該セルのコネクションがトークン T k を持つか否かで決まる。セルが到着するとヘッダに搭載されているコネクション識別子を元にコネクションテーブル C Tを検索する。

トークン T kがセットされていなければ、その時点では当該セルの転送スケジユーリングは行われず、当該コネクションのその時点の末尾のセルが転送された時点でスケジユーリングされる。これについてはセル読み出し処理の項で詳細に説明する。

トークン T kがセットされていれば、現時刻を示すタイマ T i mでァドレッシングしてスケジユーリングテーブルを検索する。以降の処理はその時刻に既にスケジユーリングされたコネクションがあるか否かで異なる。スケジューリングされたコネクションがない場合はつぎのように処理が実行され、同時到着コネクシヨンリスト S L上にタイマ T i mが示す現時刻に転送されることになつているセルのリストが新たに作成される。まず、同時到着コネクシヨンリスト S Lの空き領域に当該コネクション識別子を書き込む。次に同時到着コネクションリスト S L上にタイマ T i mが示す現時刻に転送されることになつているセルのリストの論理的な関係を新たに作成する。この手順については図 3 2および図 3 3を用いて詳述したとおりである。

既にスケジューリングされたコネクションがある場合はつぎのように処理が実行され、同時到着コネクシヨンリスト S L上に夕イマ T i mが示す現時刻に転送されることになつているセルのリストが変更される。まず、同時到着コネクションリスト S Lの空き領域に当該コネクション識別子を書込む。次に同時到着コネクシヨンリスト S L上のタイマ T i mが示す現時刻に転送されることになっているセルのリストの論理的な関係を変更する。この手順についても図 3 2および図 3 3を用いて詳述したとおりである。

上で説明したとおりにトークン T kがセットされている場合には当該セルは夕イマ T i mが示す現時刻にスケジュ一リングされる力く、スケジュ一リングテープル S Tを処理中の仮想タイマ HT i mが示す仮想時刻が遅れている場合には当該セルを転送したい場合もある。この場合は仮想タイマ HT i mが示す時刻でスケジユーリングテーブル S Tをアドレッシングし、その番地のポインタへッド h e a dが示すリストの先頭に当該セルのコネクション識別子を追加する。

(セルの読み出し処理）

セルの読み出しにともない必要な処理はセルを読み出すコネクションの決定とセルの読み出しと次のセルのスケジユーリングである。コネクションの決定は仮想タイマ HT i mが示す仮想時刻に転送することになつているセルがあるか否かで異なる。転送するセルがない場合には、仮想タイマ HT i mを一単位時間毎進め、その都度その時刻に転送するセルがあるか否かを検査する。転送するセルが見つかるまで仮想タイマ HT i mは通常の速度より速く進める。所定の時間だけ進めて見つからない場合はセルの読み出しを諦める。この処理をより効率的に実行するにはスケジューリングテーブル S Tにもリストの概念を導入すればよい。これについては一単位時間内に行う処理の項で説明する。所定の時間内に転送するセルが見つかつた場合は以降の処理は転送するセルがある場合と共通である。転送するセルがある場合は、この時刻に読み出すコネクションを決定する。つまり、この時刻にスケジユーリングされたコネクション識別子を同時到着コネクシヨンリスト S Lから取り出す。この手順につレ、ては図 3 4を用レ、て詳述したとおりである。

次に、当該コネクションのセルをセルバッファ C Bから読み出す。セルのセルバッファ C Bからの読み出し処理は当該コネクションのセルがセルバッファ C B にあるか否かで処理が異なる。先に決定されたコネクション識別子を元にコネクシヨンテーブル C Tをアクセスする。

当該コネクションのセルがセノくッファ C Bになレ、場合はコネクションテープル C Tのトークン T kをセッ卜するだけで、セルバッファ C Bからのセルの読み出しは実行しない。

当該コネクションのセルがセルバッファ C Bにある場合はセルを取り出す。この処理については先にセルバッファ C Bの項で詳述したとおりである。

次のセルのスケジユーリング処理は当該コネクションのトークン T kがセットされているか否かで異なる。先に決定されたコネクション識別子を元にコネクションテーブル C Tをアクセスする。

コネクションテーブル C Tのトークン T kがセッ卜されている場合には次に当該コネクションのセルが到着したときに、当該コネクションのスケジユーリングが行われる。これにつレ、てはセルの到着処理の項で詳述したとおりである。コネクションテーブル C Tのトークン T kがセットされていない場合にはコネクシヨンテーブル C Tにある当該コネクションの最小セル間隔 I n tを夕イマ T i mが計時する現時刻に加えたものを次のセルの転送時刻として当該コネクションをスケジユーリングする。つまり、 I n t +T i mとなるようにスケジュ一リングテーブル S Tをアドレッシングし、そのポインタへッド h e a dが示す同時到着コネクションリスト S L上の時刻 I n t +T i mにスケジユーリングされたセルのコネクション識別子のリストに当該コネクション識別子を追加する。この追加の処理については先に同時到着コネクシヨンリスト S Lの説明の項で詳述したので省略する。ここでセルの転送スケジユーリングは仮想タイマ HT i mでなくて現在の時刻を示すタイマ T i mを用いているので、当該コネクションのセル送出間隔 I n tは所定のセル送出間隔 I n tより厳密に小さくならないことに注意する。同時刻にスケジューリングされたセル同士の揺らぎを許容すれば、 I n t +HT i mの時刻にスケジユーリングすれば当該コネクションはより早く転送することができる。スケジユーリングテーブル S Tへの登録はセルの到着処理の項でトークン T kがセットされていないときとほぼ同等である。

(第十二実施例）

本発明第十二実施例を図 3 6を参照して説明する。図 3 6は本発明第十二実施例の要部構成図である。一単位時間は出力回線上にセルを転送するのに必要な時間である。一単位時間内にはセルの到着処理、セルの読み出し処理をこの順番で行う。本発明第十二実施例は、スケジューリングテーブル S Tの処理対象番地を示す仮想タイマ HT i mを現時刻を示すタイマ T i mに効率的に追い付かせるためのものである。前述したように夕イマ T i mは常に正確に現時刻を示すのに対し、同時到着コネクシヨンリスト S Lが同一時刻に読み出すようにスケジユーリングされた複数のセルをセルバッファ C Bから読み出す間は仮想夕イマ HT i m は同じ時刻を示したままになる。同一時刻に多量のコネクションがスケジユーリングされたとき、仮想夕イマ HT i mとタイマ T i mの時間差が大きくなる。仮想 HT i mが示す時刻にスケジユーリングされたセルの読み出し処理が完了した後に仮想 HT i mに追い付くのに時間がかかる。

そこで本発明第十二実施例においてはスケジユーリングテーブル S Tの各時刻のェントリーにポインタフィールドを導入し、セルが送出すべき時刻のリストを組むことで効率的に仮想夕イマ HT i mに追い付くようにしている。図 3 6においてはセルを送出すべき時刻のリストがスケジュ一リングテ一ブル S T上に構成されており、リストの先頭は仮想夕イマ HT i mが示す番地であり、末尾は追従タイマ TT i mが示す番地である。スケジユーリングテーブル S Tにはポインタで指示する関係でセルを送出すべき時刻のリストが論理的に構成されている。つまり、仮想タイマ HT i mが示す番地でスケジューリングテーブル S Tをァドレッシングし、仮想夕イマ HT i mのその番地のポインタが示す番地リストを順次手繰ることによりセルを読み出すことになつている時刻を順次ァクセスすることができる。

初期状態としては仮想夕イマ HT i m、追従夕イマ TT i m、タイマ T i mは共に同じ時刻を示すが、ある時刻において同一時刻にスケジユーリングされたセルが複数あると、仮想タイマ HT i mは遅れ出し相対的にタイマ T i mが先行する。仮想タイマ HT i mとタイマ T i mがずれても新たにセルの到着がなくかつ夕イマ T i mがセルのスケジユーリングされた時刻を指すことがなければ、その間、追従夕イマ TT i mは仮想タイマ HT i mと同じ時刻を示す。

新たにセルの到着があつたとすると、追従夕イマ TT i mが示すスケジユーリングテーブル S Tの番地のポインタに夕イマ T i mが示す番地を書込み、追従夕イマ TT i mにもその番地を示す。タイマ T i mがセルのスケジユーリングされた時刻を指したときも同じ処理を行レ、、セルを読み出すことになつている時刻のリストに現時刻を追加する。

(第十三実施例）

次に、本発明第十三実施例を図 3 7を参照して説明する。図 3 7は本発明第十三実施例の要部構成図である。本発明第十三実施例は、コネクション毎にセルバッファ C B内セル数の制限を与え、コネクション間の品質の影響を低減するものである。本発明にぉレ、てはセルバッファ C Bは共通バッファなので特定のコネクションのセルが過剰に到着した場合にはセルバッファ C Bを占有してしまい、他のコネクションの品質へ悪影響が及ぶ危険がある。本発明第十三実施例はこのような場合に特定のコネクションがセルバッファ C Bを占有しないようにコネクション毎にセルバッファ C Bに入り得るセル数を制限するものである。

セルをセルバッファ C Bに書込む前にコネクションテーブル C Tの Q 1 e nフィールドと B l e nフィールドを比較し、 Q l e nフィールドが小さい場合にはセルバッファ C Bに書込むと同時に Q 1 e nを "十 ' する。 Q 1 e nフィールドが小さくない場合にはセルをセルバッファ C Bに書込むのを禁止する。また、セルをセルバッファ C Bから読み出す場合には Q 1 e nフィールドの値を "― 1 " する。 Q l e nフィールドは当該コネクションのセルバッファ C B内のセル数を示し、 B 1 e nフィールドは当該コネクションの許容されるセルバッファ C B内のセル数を示す。

(第十四実施例）

本発明第十四実施例を図 3 8を参照して説明する。図 3 8は本発明第十四実施例の要部構成図である。本発明第十四実施例は、コネクションのスケジユーリングに優先権の概念を導入したものである。前述したように同一時刻にスケジュ一リングされるコネクション識別子は先着順 F I F Oで読み出されることになる。また、同一時刻にスケジユーリングされるコネクション識別子はセル送出間隔 I n tが短いほど後でリストに組み込まれるため、セル送出間隔 I n tが短いほど、逆にいうと、セル速度が速いほど後ろにスケジューリングされる。コネクション識別子を組み込む位置を同一時刻でスケジユーリングされているコネクション識別子のリストのポインタへッド h e a dにすることにより、同一時刻にスケジューリングされるコネクション識別子は後着順 L I F〇で読み出される。このようにすると速度が速いコネクションほど速く読み出されることになる。また、コネクション毎にコネクション識別子を組み込む位置を同一時刻でスケジユーリングされているコネクション識別子のリストのボイン夕ティル t a i 1かポインタへッド h e a dのいずれかを決めておけば、コネクションを 2つのクラスに分類することができる。すなわち、同一時刻にスケジューリングされたコネクションの中で先にスケジユーリングされるものと後にスケジユーリングされるものの 2クラスを作ることができる。コネクションテーブル C Tにはコネクション毎の優先権の高低を表示するフィ一ルド P r iが設けられている。同時到着コネクションリスト S L上の同一時刻にスケジューリングされたコネクション識別子のリストに要素を追加するときに、その要素のコネクション識別子に該当するコネクションテーブル C Tのフィールド P r iが高優先であれば、スケジューリングテーブル S Tのポインタへッド h e a dが指す位置に新しい要素を追加し、低優先であれば、スケジューリングテ一ブル S Tのポインタティル t a i 1が指す位置に新しい要素を追加する。

これまでの説明では全ての実施例において同時到着コネクシヨンリスト Sしにコネクション識別子を記載していたが、その代わりにコネクションテーブル C T のァドレスを記載することも可能である。

(第十五実施例）

本発明第十五実施例を図 3 9および図 4 0を参照して説明する。図 3 9は本発明第十五実施例の動的レート制御装置のブロック構成図である。図 4 0は本発明第十五実施例の動的レート制御装置の動作を示すフローチヤ一トである。

本発明第十五実施例の動的レ一ト制御装置は、セル流量を測定する手段としてのセル流量測定部 1と、この測定されたセル流量と閾値とを比較する手段としての輻輳検出部 2と、この比較結果にしたがってセル流量の規制率を含む規制情報をセル発生源に通知する手段としての輻輳通知部 4とを備えている。

ここで、本発明第十五実施例の動的レート制御装置の特徴とするところは、一つのセル発生源に対して規制状態にあるときにそのセル発生源からのセル流量測定値が前記閾値を下回り設定された流量になるまでその規制状態を継続する手段としての輻輳制御部 3を含むところにある。

図 4 0に示すように、規準化されたセル流量を； I、規準化された閾値を Λ二 1 とするとき、前記規制率 Rを

R = \ / λ

とし（S 1 3 3 ) 、

λ < 1 /R となるとき（S 1 3 4 ) 、規制率 Rを

R = 1

とする（S 1 3 5 ) 。

すなわち、本発明第十五実施例の動的レート制御装置は、セルバッファ 5と、セル流量測定部 1と、輻輳検出部 2および輻輳制御部 3を含む輻輳通知部 4とから構成され、セル流量測定部 1にて得られたセル流量にしたがって輻輳検出部 2 で輻輳を検出し、輻輳制御部 3にて規制の開始、解除を決定し、輻輳通知部 4は、輻輳している方向と逆方向に流れる RMセルを用いて規制率 Rをセル発生源の通信端末に通知する。

輻輳検出部 2および輻輳制御部 3の動作のフローチャートを図 4 0に示す。輻輳中でない場合は（S 1 3 1 ) 、セル流量測定部 1により測定されたセル流量； I と輻輳検出閾値 Λとを比較する（S 1 3 2 ) 、ここではセル流量に関する量は全て伝送路容量を 1として正規化する。セル流量； Iが閾値 Λを越えた場合には輻輳と判断し、セル発生源からのセル送出速度の規制率 Rを 1 /スとする（S 1 3 3 )。すなわち、セル発生源の現在のセル送出速度の 1 /ス以下に規制することによりセル発生源からのバケツト流量が " 1 " 以下に抑えられて輻輳が収まる。

輻輳中の場合は（S 1 3 1 ) 、セル流量； Iと現時点の規制率 Rの逆数 1 ZRを比較し、セル流量; Iの方が小さければ輻輳が収まったと判定し（S 1 3 4 ) 、規制を解除する（S 1 3 5 ) 。規制を解除することによりセル流量； Iは R倍に増加する力、規制解除前のセル発生源からのセル流量が 1 /R以下であるので、セル発生源からのセル流量は 1を越えることはなレ、。

図 4 1および図 4 2は本発明第十五実施例の動作をセル流量; Iおよび時間の関係により示した図である。横軸に時間をとり、縦軸にセル流量 λをとる。まず、図 4 1の左側の図において、セル発生源からのセル送出速度の合計が； I ( > Λ) となって輻輳状態となった場合に、規制率 Rを 1 Ζ λとしてセル発生源の通信端末に通知する。所定の時間を経過してセル発生源からのセル送出速度が実効的に ΐ Ζ λになると、図 4 1の右側の図に示すように輻輳状態が回避される。輻輳状態が抑えられるとセル発生源からの再送が起こらなくなり、カタストロフイツクに輻輳状態に移行することがなくなる。ただし、現時点ではセル発生源のセル送出速度を 1 に規制しているので、直ちに規制を解除すると R倍のトラヒックが加わることとなり、また輻輳が起こることになる。セル発生源からのセル送出速度が図 4 2の左側の図に示すように、 1 /R以下になって初めて規制を解除する。こうすることにより、図 4 2の右側の図に示すように、解除後にトラヒックが R倍になつても輻輳状態とはならない。

(第十六実施例）

本発明第十六実施例を図 4 3および図 4 4を参照して説明する。図 4 3および図 4 4は本発明第十六実施例の動的レート制御装置のプロック構成図である。図 4 3に示す動的レート制御装置は、セルバッファ 5と、セル流量測定部 1と、輻輳検出部 2および輻輳制御部 3を含む輻輳通知部 4と、速度テーブル 6と、乗算器 7とから構成される。速度テーブル 6にはセル発生源が送信するセル送出速度力コネクション毎に記載されている。セル流量測定部 1、輻輳検出部 2、輻輳制御部 3の動作は本発明第十五実施例と同様であるが、本発明第十六実施例では、輻輳している方向と逆方向に流れる R Mセルには規則率 Rでなく、乗算器 7によつて乗算された規制率 Rと速度との積が搭載され、セル発生源の通信端末に通知される。通信端末はその RMセルに搭載された送出速度で送出速度を規制する。図 4 4には速度テーブル 6および乗算器 7が交換機 2 0に具備される例を示す c 速度テーブル 6は輻輳検出点である輻輳制御交換機 3 0に具備される必要はなく、通信端末が収容されている交換機 2 0に配備すればよい。この場合は輻輳通知用の RMセルが通信網内を転送される間は規制率 Rを搭載しており、交換機 2 0から加入者に向けて転送される際にバケツト送出速度に変換される。

本発明第十六実施例によれば、セル発生源の通信端末には、規制率 Rを規制されたセル送出速度に変換するための手順を設ける必要がなくなる利点がある。

(第十七実施例）

本発明第十七実施例の動的レート制御装置を図 4 5を参照して説明する。図 4 5は本発明第十七実施例の動的レート制御装置のプロック構成図である。図 4 5 に示す動的レート制御装置は、セルバッファ 5と、セル流量測定部 1と、輻輳検出部 2と、輻輳制御部 3を含む輻輳通知部 4とから構成される。輻輳検出部 2はセルバッファ 5内のセルの溜り具合、すなわち、キュー長を元に輻辏を検出する。キュ一長が輻辏検出用キュ一長閾値を越えたら輻輳と判定して規制を開始する。規制解除の判定は、本発明第十五および第十六実施例の場合と同様である。

(第十八実施例）

本発明第十八実施例の動的レート制御装置を図 4 6および図 4 7を参照して説明する。図 4 6は本発明第十八実施例の動的レート制御装置のブロック構成図である。図 4 7は本発明第十八実施例の動的レート制御装置の動作を示すフローチヤートである。図 4 6に示す動的レート制御装置は、セルバッファ 5と、セル流量測定部 1と、輻輳検出部 2および輻輳制御部 3を含む輻輳通知部 4と、タイマ 8とから構成される。本発明第十八実施例では、輻輳検出用閾値を一定時間以上継続して越えた場合に輻輳と判定する。さらに、輻輳と判定してから一定時間以上輻輳が収まらなければ規制を強化する。

本発明第十八実施例における輻輳検出部 2および輻輳制御部 3の動作のフローチャートを図 4 7に示す。輻輳中でない場合は（S 1 4 1 ) 、セル流量測定部 1 により測定されたバケツト流量 λと輻輳検出閾値 Λとを比較する（S 1 4 2 )。セル流量; Iが基準値 Λを越えた場合には輻輳と判断し、セル発生源からのセル送出速度の規制率 Rを ΐ Ζ λとする（S 1 4 3 ) 。そうでない場合でも、セル流量 λが 1以上である状態が一定時間 R TT以上継続したら（S 1 4 4 ) 、輻輳と判断し、セル送出速度の規制率 Rを m i n ( l / λ ) とする（S 1 4 5 ) 。ここで、 m i nの範囲は R TTの期間である。すなわち、 R TTの期間における最大のセル流量； _ax の逆数（すなわち最小値 m i n ) を規制率 Rとしている。

輻輳中の場合はバケツト流量 λと現時点の規制率 Rの逆数 1 /Rを比較し（S 1 4 6 ) 、バケツト流量; Iの方が小さければ輻輳が収まったと判定し、規制を解除する（S 1 4 7 ) 。そうでない場合には、輻輳状態が一定時間 R TT以上継続したら（S 1 4 8) 、大きな輻輳と判断し、セル送出速度の規制率 Rを m i n ( R/λ) と強化する（S 1 4 9) 。ここで、 m i nの範囲は RTTの期間である。

(第十九実施例）

本発明第十九実施例の動的レート制御装置を図 4 8および図 4 9を参照して説明する。図 4 8は本発明第十九実施例の動的レート制御装置を説明するための図である。図 4 9は本発明第十九実施例の動的レート制御装置の動作を示すフローチャートである。本発明第十九実施例では、規制率 Rが大きいと輻輳が収まってから解除するまでの網の使用効率が低下するので、規制の解除を段階的に行う。図 4 8および図 4 9に示すように、 RTT毎にセル数の観測を行い（S 1 5 1)、 λ 0の観測の時点（a) で輻輳が発生したら（S 1 52) 、セル発生源のセル送出速度を規制する（S 1 5 3) 。輻輳制御開始時の規制率 R = 1/λ 0 (λ 0 > 1 ) とする（S 1 54) 。ここで、 λ 0はセル発生源からのセル流量である。 λ 1の観測の時点（b) で規制を開始しているにもかかわらず一定の時間を経過しても輻辏が収まらない場合は（S 1 5 1 ) 、次段の規制率 R' =R/ 1 (λ 1 > λ 0 > 1 ) として規制率を強化する（S 1 5 5 ) 。ここで、ス 1はセル発生源からのセル流量であり、その値は 1以上である。 λ 2の観測の時点（c) で輻輳が収まったときは（S 1 52、 S 1 5 6) 、規制率を順次緩和していく。このとき、再度輻輳が発生しない範囲で規制率を緩和することとし、規制率 R〃 =R/ λ 2 (A 2 < 1 ) とする（S 1 57) 。ここで、 λ 2はセル発生源からのセル流量であり、その値は 1以下である。 λ 3の観測の時点（d) でセル流量が規制率 Rの逆数（ 1ZR) よりも小さければ（S 1 5 8) 、規制を解除する（S 1 5 9)。このようにすることにより、規制中の間でも網の使用効率を向上することができる。

(第二十実施例）

本発明第二十実施例の動的レート制御装置を図 5 0および図 5 1を参照して説明する。図 5 0は本発明第二十実施例の動的レート制御装置の動作を示すフローチャートである。図 5 1は呼種管理テーブルを示す図である。本発明第二十実施例の動的レート制御装置は、本発明第一実施例の図 2で示したように交換機 20に設けられ、送信レート演算制御部 1 2を含む。本発明第二十実施例の送信レート演算制御部 1 2では、複数の接続要求についてピーク速度および平均速度にしたがってその複数の接続要求を i個のグループに分類し、図 50に示すように、その複数の接続要求の全てについて平均セル損失率を CLR AVE 平均速度の和を a_{el l}、 VP帯域を cとし、グループ iのピーク速度を r i、平均速度を ai とするとき、 i番目のグループのセル損失率 CLRi を

CLRi ≤ (a.,, /c) · (r i /a , ) · CLR_AVE … （式 2) として演算し、このセル損失率 CLRi を満たすグループの接続受付を許可する c すなわち、図 50に示すように、第一のステップとして接続要求のあったコネクシヨンを呼種管理テーブルに仮登録する（S 1 6 1) 。呼種管理テーブルは図 5 1にあるように呼種別にコネクション数およびピーク速度および平均速度の値を記録するフィールドを持つ、接続要求のあつたコネクションのピーク速度と平均速度をみて、既に呼種管理テーブルに該当の値を持つ呼種のェントリがあれば、該当のコネクション数を "+ 1 " とする。エントリがなければ、ピーク速度と平均速度のフィールドに値を登録し、コネクション数フィールドを 1とし、新たにテーブルに呼種ェントリを追加する。

次に、第二ステップとして平均のセル損失率を計算する。呼種管理テーブルを使って、呼種 iのセル速度確率密度関数 i i (X) を計算する。

(式 3) ここで、 Ni は呼種 iの VC数を、 Pi は呼種 iのピーク速度に対する平均セル速度の比を表す。全ての呼種 iについて f i (x) を畳み込み、全ての呼種のセル速度確率密度関数 F (X) を求める。 F (x) =f i *…氺 f _n (x) - (式 4) ここで、 nは呼種数であり、 *は畳み込み演算子を表す。 F (X) を用いて平均のセル損失率 CLR_AVE は、

CLR_AVE = S^∞ ₀ (x-c) F (x) dx .··· (式 5) で表される（S 1 62)。

次に、第三ステップとして呼種別のセル損失の計算を行う。式 2にあるように、呼種 iのセル損失率 CLRi は、

CLRi ≤ (a_ttlI /c) · (r -_t /a _s ) · CLR_AVE … （式 2) で求められる。ここで a_all /cは全ての呼種について共通となる第一の安全係数であり、 ri Zai は呼種 i特有の第二の安全係数である（S 1 63)。

次に、第四のステップとして呼種 iのセル損失率 CLRi がセル損失率規準値よりも小さいかどうか判定し、大きい場合は接続要求を拒絶と判定し、判定フロ —を終了する（S 1 64)。

zj、さい場合は、次のステップに進む。ここで、セル損失率の基準値は呼種別に変えることにより、複数の要求品質を持つ場合にも対応可能である。

次に、第五のステップとして全ての呼種についてセル損失率と基準値との比較を行つたかどうか判定し、全ての呼種にっレ、て基準値を満足していることが判定されたことが判明したら次のステップに進む。全ての呼種について判定が終了していなければ次の呼種について第三のステップ以降の処理を繰り返す（S 1 65、 S 1 67)。最後に、第六のステップとして、第五のステップにおいて全ての呼種についてセル損失率の基準値を満足していることが判明したら、第一のステツプで呼種管理テーブルに仮登録したコネクション接続要求を正式に登録し、判定フローを終了する（S 1 66)。

Claims

請求の範囲

1 . 多数の通信端末が収容されそのうちの一つの通信端末からの要求に基づいてその一つの通信端末にバーチャルパスを設定する手段を備えた動的レート制御装置において、

一^ ^の通信端末に対して送信レートを指定していつたん設定したパーチャルバスの空き帯域情報を含むルート情報を収集する手段と、前記一つの端末の要求送信レートを保持する手段と、前記ルート情報に基づきいつたん設定したバ一チヤルパスの送信レートを動的にその端末の要求送信レートまで可及的に大きくかつ接続要求のある複数の通信端末に対して公平に制御する制御手段とを備えたことを特徴とする動的レート制御装置。

2 . 前記制御手段は、前記通信端末に許容されるセルの送信レートを演算設定する手段を備えた請求項 1記載の動的レート制御装置。

3 . 前記空き帯域情報は数値情報であり、前記演算設定する手段は、空き帯域情報に定数 C ( 0 < C≤ 1 ) を乗じて前記許容されるセルの送信レートを演算する手段を含む請求項 1記載の動的レート制御装置。

4 . 前記通信端末からの送信開始要求に含まれるセルの最小送信レートが前記許容されるセルの送信レートよりも小さいとき、当該通信端末のセルの初期送信レ一トを前記許容されるセルの送信レートに設定する手段を備えた請求項 2または 3言己載の動的レート制御装置。

5 . 前記許容されるセルの送信レートの増減は単位増加量毎に段階的に実行される請求項 2または 3記載の動的レート制御装置。

6 . 前記ルート情報は、そのルートに含まれるバーチャルパスの空き帯域量を段階的に示す数量であり、前記演算設定する手段はこの数量にしたがつて許容されるセルの送信レートを一義的に設定する手段を含む請求項 1または 2記載の動的レート制御装置。

7 . 前記ルート情報は、そのルートに含まれるノードに設けられたセルバッファのキュ一長を段階的に示す数量であり、前記演算設定する手段はこの数量にした力つて許容されるセルの送信レートを一義的に設定する手段を含む請求項 1または 2記載の動的レート制御装置。

8 . 前記ルート情報を他の交換機に伝達するための RMセルを送信する交換機が混在する請求項 1ないし 7のいずれかに記載の動的レート制御装置において、前記演算設定する手段は受信される R Mセルを廃棄する手段を含むことを特徴とする動的レート制御装置。

9 . 前記制御手段は、自己の収容するコネクションの発側の通信端末に対して、受け入れ可能な送信レートに関する情報を通知する手段と、自己に収容され伝送路を共用する複数のコネクションについて、各コネクションに許容されている許容送信レートおよび実際の送信レート、共用する伝送路の全帯域幅および全入力帯域幅、ならびにその伝送路を共用するコネクション数の各情報を収集して保持する手段と、この収集して保持する手段に保持された情報に基づいて前記通知する手段が発側の通信端末に通知する受け入れ可能な送信レートを各コネクション毎に算出する手段とを含む請求項 1記載の動的レート制御装置。

1 0 . 前記制御手段は、自己の収容する通信端末が発端末となるとき、その通信端末に対して受け入れ可能な送信レートに関する情報を通知する手段と、自己の収容する通信端末が発端末となるコネクシヨンとルートを共用する複数のコネクシヨンについて、それぞれのコネクションに許容されている許容送信レートおよび実際の送信レート、共用されるルートの帯域幅および全入力帯域幅、ならびにそのルートを共用するコネクション数の各情報を収集して保持する手段と、この収集して保持する手段に保持された情報に基づいて前記通知する手段が通知する受け入れ可能な送信レートを各コネクション毎に算出する手段とを含む請求項 1 記載の動的レート制御装置。

1 1 . 前記通知する手段が通信端末に通知する情報は許容送信レートの上げ下げを指示する情報であり、前記複数の通信端末はそれぞれ、あらかじめ定められた算出式にしたがって自己の許容送信レートを増減する手段を含む請求項 9または 10記載の動的レート制御装置。

12. 前記算出する手段は、各コネクションの要求レートに対する許容送信レートの比の分散

V( {ccri, ccr₂.― , ccrj , {Ι ,Γ₂,··· ,r_n} )

= (1/η)∑』 (ccri/r』—（1/n)∑ i ccr i /r i ) ²

を評価関数として、

ERQj

一ひ』 - sign {n · cc / - w ·∑ iCc / }

により、コネクション j (j = l、 2、 ···、 n) についてその交換機での受け入れ可能な送信レート ERGj を求める演算手段を含む請求項 9ないし 1 1のいずれか記載の動的レート制御装置。

ただし、 ∑；、 ∑』はそれぞれ i、 j = 1〜！!の総和、 c c r』、 r』はそれぞれコネクション jの許容送信レートと要求レ一ト、 nはデータを送信しているコネクシヨンの数、ひ』、 wは重み関数、 s i gn {} は {} 内の値の符号を表す関数である。

13. ひ』は正の定数である請求項 12記載の動的レート制御装置。

1 . ひ』は

{n · ccrj/r j -w ·∑ iCc /rJ

の絶対値と等しい値である請求項 12記載の動的レート制御装置。

15. wはコネクションが共用する伝送路あるいはルートの全入力帯域幅の減少関数である請求項 12記載の動的レート制御装置。

1 6. wは、コネクションが共用する伝送路あるいはルートの全帯域幅 B_all と全入力帯域幅 B_use との関数

w= (Ban +P! ) / (B_USe +p₂ ) p₃

である請求項 12記載の動的レート制御装置。

ただし、 p₂ は分母が零となることを防止するための定数、 P: は p₂ に対する補正定数、 p₃ は振れ幅を設定するための定数である。

17. wはコネクションが共有する伝送路あるいはルートの全入力帯域幅 B_use の関数

W=~ P 4 · B_{U S} e + P 5

である請求項 12記載の動的レート制御装置。

ただし、 p₄ は振れ幅を設定するための正の定数、 p₅ は補正のための定数である。

1 8. 前記演算手段は、各コネクションの要求レートが明確でないとき、通信端末が現在の許容送信レートの一定の割合以上で送信を行つている場合にはそのコネクシヨンにおける許容送信レートのとりうる最大値を要求レートとみなし、それ以外の場合には許容送信レー卜のとりうる最小値を要求レートとみなす手段を含む請求項 12記載の動的レ一ト制御装置。

1 9. 前記制御手段は、セル流が到来する入力端子と、到着したセルを一時蓄積するセルバッファと、指示されるセル送出間隔にしたがつてこのセルバッファからセルを読み出すトラヒックシエイビング部と、コネクション識別子 (VP \/ VC I) をァドレスとし前記セル送出間隔の情報（ I n t) を含むコネクション情報を保持するコネクションテーブルとを備え、

前記セルバッファは、セルが一つずつ収容される複数のメモリ領域と、このメモリ領域と前記コネクションテーブルとを対応させるポインタ値（Pt r) を示すボイン夕領域とを含む請求項 1記載の動的レート制御装置。

20. 前記コネクション情報には、コネクション識別子対応に同一のコネクション識別子を有するセルの先頭および末尾が収容される前記メモリ領域のポインタ値を含む請求項 1 9記載の動的レ一ト制御装置。

21. 前記ポインタ値により前記セルバッファに蓄積された複数のセルがチエインを構成する請求項 20記載の動的レート制御装置。

22. 前記コネクション情報は、当該コネクションの末尾セルの到着後に送出スケジユーリングの実行の可否を表すトークン（Tk) を含む請求項 20記載の動的レート制御装置。

23. 前記セルバッファの空きメモリ領域の先頭ポインタ値および末尾ポインタ値を保持する手段を備えた請求項 1 9ないし 2 2のいずれかに記載の動的レート制御装置。

2 4 . 現在時刻を計時するタイマと、このタイマにしたがってセル送出予定をスケジユーリングする手段とを備えた請求項 1 9ないし 2 3のいずれかに記載の動的レート制御装置。

2 5 . 前記スケジューリングする手段は、複数のセルがほとんど同時に到着しその複数のセル送出予定時刻が重複するときには、その重複するセル送出予定時刻を順次ずらして送出させるようにスケジユーリングする手段を備えた請求項 2 4 記載の動的レート制御装置。

2 6 . 前記スケジユーリングする手段は、前記セル送出予定時刻が重複する複数のセルについて全部の送出が完了するまで計時を中止する仮想タイマを前記タイマとは別に備えた請求項 2 4または 2 5記載の動的レート制御装置。

2 7 . 前記セル送出予定時刻が重複する複数のコネクションについてそのコネクション識別子の情報が収容されるメモリ領域と、このメモリ領域に対応して設けられこのメモリ領域に付与されたポインタ値を示すボイン夕領域とを含む同時到着コネクションリストと、この同時到着コネクシヨンリストの空きメモリ領域の先頭ボイン夕値および末尾ボインタ値を保持する手段とを備えた請求項 2 4ないし 2 6のいずれかに記載の動的レート制御装置。

2 8 . 前記スケジューリングする手段には、あらかじめ複数のセル送出予定時刻を表示する手段を含む請求項 2 4ないし 2 6のいずれかに記載の動的レート制御

2 9 . 前記セルバッファのメモリ領域には、コネクション毎の蓄積セル数についてその上限値が設けられた請求項 1 9ないし 2 8のいずれかに記載の動的レート制御装置。

3 0 . 前記コネクション情報には、セル送出順位についての優先権情報を含む請求項 1 9ないし 2 7記載の動的レート制御装置。

3 1 . 前記制御手段は、セル流量を測定する手段と、この測定されたセル流量と閾値とを比較する手段と、この比較結果にしたがってセル流量の規制率を含む規制情報をセルの発端末に通知する手段と、一つの発端末に対して規制状態にあるときにその発端末からのセル流量測定値が前記閾値を下回り設定された流量になるまでその規制状態を継続する手段とを含む請求項 1記載の動的レート制御装置 _c 32. 規準化されたセル流量を； I、規準化された閾値を Λ= 1とするとき、前記規制率 Rを

R= \ /λ

とし、

λ < 1/R

となるとき規制率 Rを

R= 1

とする

請求項 3 1記載の動的レート制御装置。

3 3. 複数のセル発生源のセル送出速度を保持するテーブルと、前記規制率とこのセル送出速度とを乗算する乗算器とを備え、前記発端末に通知する手段は、規制情報として規制されたセル送出速度の値を通知する請求項 3 1または 3 2記載の動的レート制御装置。

34. セルを一時蓄積するセルバッファを備え、前記測定する手段は、このセルノくッファに蓄積されたセル数からセル流量を測定する請求項 3 1または 32記載の動的レート制御装置。

35. 前記比較する手段は、一定時間にわたり比較結果の変化を観測する手段を備えた請求項 3 1記載の動的レート制御装置。

3 6. 前記規制率を複数個（R、 R' 、 R〃 ) 設定し、前記観測する手段の観測結果にしたがつてこの複数個の規制率を段階的に適用する請求項 35記載の動的レート制御装置。

37. 前記複数個の規制率 R、 R' 、 R〃は、それぞれ

R= 1/λ 0 (Λ 0 > 1 ) R' = /X 1 (λ 1 > λ 0 > 1 )

R" =R/X 2 (R< λ 2 < 1 )

である請求項 36記載の動的レート制御装置。ただし、ス 0、 λ Κ ス 2はそれぞれ測定時刻の異なるセル流量であり、閾値 Λ= 1とする。

38. 前記制御手段は、通信端末からの接続要求についてセル損失率にしたがつて接続受付の可否を判定する手段を含み、この判定する手段は、 i番目のグループのセル損失率 CLRi を演算する手段と、このセル損失率 CLRi を満たすグループの接続受付を許可する手段とを備えた請求項 1記載の動的レート制御装置。

39. 前記セル損失率 CLRi を演算する手段は、複数の接続要求についてピーク速度および平均速度にしたがってその複数の接続要求を i個のグループに分類し、その複数の接続要求の全てについて平均セル損失率を CL RAVE 、平均速度の和を a_{el l} 、 VP帯域を cとし、グループ iのピーク速度を r i 、平均速度を a とするとき、 i番目のグループのセル損失率 CLRi を

CLRi ≤ (a_{al l} /c) · (r i /a _; ) - CLR_Av_E

として演算する手段を備えた請求項 38記載の動的レート制御装置。

40. 請求項 1ないし 39のいずれか記載の動的レート制御装置を備えた交換装置。

4 1. 請求項 1ないし 39のいずれかに記載の動的レート制御装置を備えた AT M通信網。