WO1999046901A1 - Procede et dispositif de controle de la conformite du debit des cellules de donnees - Google Patents

Procede et dispositif de controle de la conformite du debit des cellules de donnees Download PDF

Info

Publication number
WO1999046901A1
WO1999046901A1 PCT/FR1999/000495 FR9900495W WO9946901A1 WO 1999046901 A1 WO1999046901 A1 WO 1999046901A1 FR 9900495 W FR9900495 W FR 9900495W WO 9946901 A1 WO9946901 A1 WO 9946901A1
Authority
WO
WIPO (PCT)
Prior art keywords
programming
list
event
time
acr
Prior art date
Application number
PCT/FR1999/000495
Other languages
English (en)
Inventor
Francis Klay
Christophe Rabadan
Original Assignee
France Telecom S.A.
Priority date (The priority date is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the date listed.)
Filing date
Publication date
Application filed by France Telecom S.A. filed Critical France Telecom S.A.
Priority to DE69922889T priority Critical patent/DE69922889T2/de
Priority to CA002289483A priority patent/CA2289483C/fr
Priority to US09/423,729 priority patent/US6597659B1/en
Priority to JP54544799A priority patent/JP2001525156A/ja
Priority to EP99939243A priority patent/EP0981879B1/fr
Publication of WO1999046901A1 publication Critical patent/WO1999046901A1/fr

Links

Classifications

    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L12/00—Data switching networks
    • H04L12/54—Store-and-forward switching systems 
    • H04L12/56—Packet switching systems
    • H04L12/5601—Transfer mode dependent, e.g. ATM
    • H04L12/5602—Bandwidth control in ATM Networks, e.g. leaky bucket
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04Q—SELECTING
    • H04Q11/00—Selecting arrangements for multiplex systems
    • H04Q11/04—Selecting arrangements for multiplex systems for time-division multiplexing
    • H04Q11/0428—Integrated services digital network, i.e. systems for transmission of different types of digitised signals, e.g. speech, data, telecentral, television signals
    • H04Q11/0478—Provisions for broadband connections
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L12/00—Data switching networks
    • H04L12/54—Store-and-forward switching systems 
    • H04L12/56—Packet switching systems
    • H04L12/5601—Transfer mode dependent, e.g. ATM
    • H04L2012/5629—Admission control
    • H04L2012/5631—Resource management and allocation
    • H04L2012/5632—Bandwidth allocation
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L12/00—Data switching networks
    • H04L12/54—Store-and-forward switching systems 
    • H04L12/56—Packet switching systems
    • H04L12/5601—Transfer mode dependent, e.g. ATM
    • H04L2012/5629—Admission control
    • H04L2012/5631—Resource management and allocation
    • H04L2012/5636—Monitoring or policing, e.g. compliance with allocated rate, corrective actions
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L12/00—Data switching networks
    • H04L12/54—Store-and-forward switching systems 
    • H04L12/56—Packet switching systems
    • H04L12/5601—Transfer mode dependent, e.g. ATM
    • H04L2012/5638—Services, e.g. multimedia, GOS, QOS
    • H04L2012/5646—Cell characteristics, e.g. loss, delay, jitter, sequence integrity
    • H04L2012/5649—Cell delay or jitter

Definitions

  • the present invention relates to a method for checking the conformity of a flow of cells emitted by a source application of a broadband network, for example of a network using the transfer mode called ATM (Asynchronous Transfer Mode). More specifically, the invention is applied to sources whose transfer mode is a mode for sharing available resources, also called in the field of ABR (Available Bits Rate) technique.
  • ATM Asynchronous Transfer Mode
  • the ATM transfer mode consists in transporting fixed-size information packets called cells in a data network.
  • a source terminal thus sends data cells in the network which transports them to a destination terminal according to a pre-established communication protocol. These cells are thus directed and oriented through a pre-established channel between the two terminals.
  • This channel which is also called a connection, is notably characterized by its speed which must be sufficient to transport all the information transmitted by the source. To do this, for each element crossed by said channel, a flow is reserved for this channel.
  • the major advantage of broadband networks based on the asynchronous ATM transfer mode, in addition to access to transmission and switching capacities capable of supporting high speeds, is to be able to integrate applications on the same transmission medium, the needs in terms of quality of service and resources are different.
  • These ATM networks also allow the use of applications which emit cells with variable rates over time, such as video or Internet type applications, which results in a variation in the consumption of resources over time. of the network used by these applications.
  • the ATM technique must meet the following three criteria: i) offer the speed necessary for any connected application, ii) guarantee the level of quality of service required by any connected application, iii) optimize the use of resources available in the network.
  • the first two points make it possible to establish the needs of a given application, which after having been negotiated and accepted by the network during the call procedure, constitute what is called the traffic contract between the user, which is the user of the envisaged application, and the network.
  • This contract which is defined by the two interfaces called in the UNI (User Network Interface) technique, between the network and each of the two applications defines the traffic characteristics of the source application and the QoS quality of service required for its good functioning.
  • This contract guarantees the source application the QoS quality of service requested if it respects the traffic characteristics that it negotiated at the time of the call.
  • the present invention essentially applies to the transfer mode known as sharing of available resources or ABR (Available Bit Rate).
  • ABR Advanced Bit Rate
  • This ATM transfer mode is generally intended for applications capable of adapting their transmission rate of cells during connection.
  • data transfer applications we will for example find data transfer applications: interconnection or emulation of local networks of the type known as LAN (Local Area Network), or even access to remote data.
  • This transfer mode the control mechanisms of which are implemented at the ATM layer of the network, has in particular been developed with the aim of more efficiently using the bandwidth available in an ATM network while guaranteeing a speed and a level QoS quality of service sufficient for the proper functioning of connected applications.
  • This ABR mode is first of all a communication protocol which, for a connection established between a source terminal and a destination terminal, makes it possible to share with other connections the resources available in each of the elements of the network traversed by said connection. These available resources correspond to the sum of the bit rates which is not used by any of the connections on the element considered.
  • the bit rate of each of the sources which also operate in this ABR mode is regulated as a function, on the one hand, of the quantity of resources available in each network element and, on the other hand, of the sharing which is made between connections also operating in ABR mode
  • ABR mode therefore involves a speed control mechanism from only sources that operate in ABR mode depending on the speed allocated by the network elements for each connection operating in this mode.
  • This control mechanism makes it possible to dynamically adjust the bit rate of the sources according to the resources that are available in the network.
  • This mechanism is as follows.
  • Each source periodically sends a forward resource management cell also called in the field of the FW-RM technique as “Forward-Resource Management” and is returned by the recipient application in the form of a further back resource management cell. called BW-RM as "Backward-RM”.
  • BW-RM forward resource management cell
  • Each network element crossed by one or the other cell has the possibility of indicating it explicitly by loading an appropriate word in one of its fields, its state of congestion. This state is in the form of a flow rate subsequently noted ER, as Explicit Rate.
  • the B-RM cell carries congestion directives which allow the source to adapt the value of its flow rate, for example between a minimum MCR value and a maximum PCR value (respectively Minimum Cell Rate and Peak Cell Rate) which were negotiated in the traffic contract.
  • each source is monitored in order to verify that they do not exceed the rate reserved for it in the network. Indeed, if a malicious source transmits at a speed higher than that which has been allocated or authorized to it, it can come to saturate the capacities of the network elements. It thus jeopardizes the transfer of information and therefore the quality of service of all the other connections which cross the same network elements.
  • This control is called conformity control and is implemented at the interface between the network and a source, or at the UNI (User-Network Interface) at using an operator called UPC (Usage Parameter Control), or at the NNI (Network-Network Interface) using an operator called NPC (Network Parameter Network). It is implemented by means of a compliance control algorithm which is generally called GCRA as the Generic Cell Rate Algorithm. Applied to the ABR transfer mode for which, as we have just seen, the reserved speed changes throughout the connection according to the resources available in the network elements, it is called DGCRA algorithm as Dynamic Generic Cell Rate Algorithm.
  • a first terminal 10 called source terminal
  • a second terminal 30, called destination terminal is also connected to network 20.
  • terminals 10 and 30 are in communication with each other.
  • they are both of the type operating in ABR mode with resource sharing.
  • a virtual channel is therefore established between them to allow the transmission of data cells transmitted by the source terminal 10.
  • User-network interface units 21 (called UNI in the field of technology) are provided between the network 20 and the terminals 10, 30. It is in these units 21 that the functions of the UPC operators are implemented as well as the DGCRA algorithm which is now described in relation to FIG.
  • the network 20 can consist of several networks interconnected by means of network-network interface units (not shown) which are said to be, in the technical field, NNT which implement the functions of the operators. NPC and the DGCRA algorithm.
  • each user terminal can be both transmitter and receiver of data cells
  • a source terminal 10 will be considered, for simplification, which transmits data cells to a destination terminal 30.
  • the data cells, transmitted from the source terminal 10, being controlled at the user - network interface (UNI) 21 between the source 10 and the network 20 or even at the network - network interface (NNI) between two different domains, if this is the case.
  • the source terminal 10 periodically transmits an aisle resource management cell FW-RM to the terminal 30, which returns a return resource management cell BW-RM to the terminal 10 For example, it transmits a resource management cell every 32 data cells.
  • Congestion indications for elements crossed by the connection are brought up by the BW-RM cells which thus inform the unit 21 on the source terminal side of the new maximum bit rate allocated by the elements of the network.
  • the source terminal 10 is, on receipt of the resource management cell B-RM, informed of this new flow rate.
  • it applies the new flow rate only from the next generated cells which then reach the unit interface 21 only after a delay corresponding to the cell propagation time between the source terminal and the interface unit 21
  • the DGCRA algorithm A On arrival at the time noted t a (i) of a data cell of order i transmitted by the source terminal 10, the DGCRA algorithm A will determine, according to a first programming process represented by a box 21a at the Fig la, the flow of control which it will apply in a second control process represented by a box 21b in FIG.
  • the DGCRA A compliance algorithm for each data cell of order i arriving at the interface unit 21, at time t a (i), implements a flow search function maximum value in a list of debit requests Each debit request in this list corresponds to a request carried by a BW-RM return management cell previously arrived at the interface unit 21
  • This BW-RM cell is part of the interface unit 21 at a previous time which is in a time interval between the current time minus the maximum round trip delay ⁇ 2 and the current time minus the minimum round trip delay ⁇ ,
  • control process 21b it applies the control rate ACR (t a (i)) to the cell i arriving at the interface unit 21 at the time t a (i) which is defined by
  • ER (i max ) corresponds to the flow rate carried by the BW-RM cell of order i max part of the interface unit 21 at the time tb (i max ) preceding the time (t a (i) - ⁇ 2 ) and ER (j) represents the set of throughput values carried by the B-RM cells leaving the interface at times tb (j) such that t a (i) - ⁇ 2 ⁇ tb (j) ⁇ t a ( i) - ⁇ 3
  • the DGCRA algorithm described above recalculates at each arrival of a data cell the flow to be applied to the compliance control process
  • algorithm A recalculates a bit rate to be checked with each new arrival of a data cell to the interface unit at times t a (k)
  • a rate change is only conditioned by the departure of the interface unit from a B-RM return resource management cell, the frequency of which is much lower than that of the data cells (by default an RM cell for 32 data cells) Determining the value of the flow rate to be checked for each arrival of a data cell greatly complicates the implementation of such a process.
  • algorithm A uses an unbounded list of events which correspond to the indications of rate changes which have occurred during the maximum propagation delay RTT ⁇ 2.
  • RTT ⁇ 2 the maximum propagation delay
  • the major drawback of these algorithms relates to their weak capacity to record the requests for rate change occurring in a given time interval
  • the two memory algorithms make a selection of the flow rates to be programmed This selection produces an elimination of certain flow rates which causes an overvaluation of the controlled flow rate
  • This overvaluation can be frequent when the propagation delays between the source and the interface unit are large compared to the time between two management cells of RM resources This is the case when the control function is far from the source, which is the case of the NPC (Network Parameter Control) functions
  • the overvaluation can be significant when the resources available in the network vary a lot.
  • the object of the invention is to propose a method for checking the conformity of a flow of data cells emitted by a source operating in a mode of sharing of available ABR resources which is easier to implement than for the algorithm. A and whose behavior is closest to the reference behavior given by this algorithm A. The aim is therefore to provide such a method which makes it possible to control much more strictly and precisely the bit rate of the ABR sources than the algorithms of the prior art , including two memory algorithms. This is to ensure better protection of the network against malicious sources which seek to transmit at rates higher than that authorized.
  • a method of controlling the conformity of the throughput of the data cells transmitted by a source terminal in communication with a destination terminal is characterized in that said programming process consists, on arrival a resource management cell back to said interface unit, to determine the date, said programming date (t p (k)), of the taking into account by said control process of the debit request contained in the field of said cell, said programming date being equal to said arrival date (t b (k)) delayed by the minimum round trip delay ( ⁇ 3 ) between the interface and the terminal, called the most recent programming date near, when said taking into account on this nearest programming date results in an increase in programmed flow and being greater than the closest programming time and less than said arrival date (t b (k)) delayed d '' a maximum round trip delay ( ⁇ 2 ), (tb (k) + ⁇ 2 ) being called the most distant programming date, if its taking into account at the closest programming time (t b (k) + ⁇ 3 ) had resulted in a reduction in
  • each event being defined by a pair of values, the first of which represents an ACR rate value (t p (k)) and the second of which represents the programming date t p (k) of said ACR rate value (t p (k)), and said list being ordered according to said date of programming of events.
  • ACR (t p ) and, if there are several, it is equal to the programming rate of the last of these events, and if, still in this list, there are no scheduled events between the present time toet t, said value is equal to the value of the flow rate currently controlled in the control process.
  • a return resource management cell BW-RM of number of reference (k)
  • BW-RM return resource management cell
  • ACR programmed flow rate
  • BW-RM return resource management cell
  • elon another characteristic of the invention, it consists in limiting the number of events stored in said list / to a finite number N of events equal to or greater than two, and, before adding a new event to said list, to check whether the number of events contained in said list is not greater than said finite number and, in this case, then implement a function for reducing the number of events contained in the list.
  • the invention consists, when adding an event to the list /, to check whether the number of events contained in the list / does not exceed said finite number, and if this is the case , to search in the list / two successive events for which the product of the increase or decrease in flow by measuring the time interval between their two programming times is minimum and then to replace them with an event whose flow is the greater of the two flows and the programming time is the first of the two programming times.
  • the present invention also relates to a user-network interface unit which comprises means for implementing, in whole or in part, the method of the invention as just described.
  • FIG. 1 is a diagram of a network to which the present invention applies
  • FIG. la is an explanatory diagram of the processes implemented in a user-network interface unit according to the prior art
  • FIG. lb is an explanatory diagram of the processes implemented in a user-network interface unit according to the invention
  • FIG. 2 is a flowchart illustrating a first embodiment of a programming method according to the invention
  • FIG. 3 is a diagram illustrating the progress of a method according to the first embodiment of the invention for an example of six cells arriving at the user-network interface
  • FIG. 4 is a flowchart illustrating a second embodiment of a programming method according to the invention
  • FIG. 5 is a diagram illustrating the progress of a method according to the second embodiment of the invention for an example of eight cells arriving at the user-network interface
  • FIG. 6 is a flow diagram illustrating a third embodiment of a programming method according to the invention
  • FIG. 7 is a diagram illustrating the progress of a method according to the third embodiment of the invention for an example of eight cells arriving at the user-network interface.
  • the conformity control method according to the invention consists in implementing, in a user-network interface unit 21, known as UNI in the technical field (see Fig. 1) or, similarly in a network-network interface unit, called NNI in the technical field (not shown), two processes 21a and 21b which are executed independently of one another. These two processes 21a and 21b as arranged in the context of the present invention are now described in relation to FIG. lb.
  • the first process is a control process 21b proper which verifies that the data cell of order i is, on arrival at the interface unit 21 at time t a (i), in accordance with the traffic parameters that l 'we write (ACR (t a (i)), ⁇ ), where ACR (t a (i)) is the flow to be checked at the time of arrival t a (i) of the data cell 13
  • each BW-RM return management cell includes a specific field which carries a debit request which will be noted, in the following description, ER (k), k being the order of said cell.
  • a debit request which corresponds to an increase compared to the programmed debit at time t b (k) delayed by the minimum delay. Round trip ⁇ 3 , will be taken into account at departure time tb (k) delayed of the minimum round trip delay ⁇ 3 Conversely, a debit request which corresponds to a reduction compared to the programmed flow at time t b (k) delayed by the minimum round trip delay ⁇ 3 , will be taken into account at a time greater than the start time t b (k) delayed by the minimum round trip delay ⁇ 3 .
  • the programming process therefore programs the control flow changes on the basis of "worst case” situations favorable to the user, depending on the type of change.
  • the programming process 21a is implemented each time a BW-RM cell arrives at the interface unit 21.
  • the complexity is therefore reduced compared to the programming processes of the algorithm A reference of the prior art which carry out a programming for each data cell arriving at the interface unit, the data cells being in number greater than the number of resource management cells.
  • the flow ACR (t) will therefore be noted the flow controlled by the interface unit 21 at time t. If time t is in the future, we prefer to call this flow "flow programmed at time t".
  • ACR (t) for t> t p " (k) which is equal to ER (k).
  • step 220 If the requested bit rate ER (k) is equal to the programmed bit rate ACR (/, t p " (k)) at the nearest programming time, then in step 220, any programmed bit rate programming beyond the programming time t p " (k) ⁇ tb (k) + x 3 .
  • ACR (t) for t> t p + (k) which is equal to ER (k).
  • step 232 all of the programming provided for beyond the programming time t ' p of this change is deleted, that is to say for which t p >t' p , and we program, in step 233, for this time t ' p and any time beyond, a flow rate equal to the requested flow rate ER (k). So we have ACR (t) for t> t ' p which is equal to ER (k)
  • the graph in FIG. 3 has been constructed relating to an example of six arrivals of BW-RM resource management cells.
  • the minimum round trip delay x. is equal to 5 time units while the maximum delay ⁇ 2 is equal to 8 time units
  • the method it is planned to maintain a list / of programming events each defined for a BW-RM cell of order k, on the one hand, by the programming date t p (k) and , on the other hand, by the flow to be programmed on this date ACR (t p (k))
  • the index p indicates that it is a programming time and the reference k indicates that this date has been determined at the arrival of the cell of order k 17
  • a programming event is called a pair of values ⁇ ACR (t), t ⁇ where ACR (t) is the control flow which is to be programmed at a time t
  • ACR ACR (/, t) and is defined as follows: if, in the list /, there is at least one programming event (ACR (t p ), t p ⁇ scheduled at a time t p included between the present time to and the time t, it is equal to the programming bit rate of this ACR event (t p ) and, if there are several, it is equal to the programming bit rate of the last of these events, and if , still in this list, there are no programmed events, the value of the ACR function (/, t) is equal to the value of the current programming rate
  • the ACR function (/, 3) ti - refers to the value of the current programming bit rate which is for example 110
  • the flow carried by cell 0 is lower than the programmed flow at the nearest programming time. As there is no scheduled programming beyond the nearest programming time, we place in the list / event ⁇ 70, 11 ⁇ . 19
  • the ACR control flow (t) becomes equal to 70 and the corresponding event from the list / y is removed.
  • the list / becomes:
  • the ACR function is then equal to 80 Consequently, the flow rate carried by cell 4 is less than this value.
  • the list / becomes:
  • the ACR function is therefore equal to 80.
  • the flow rate carried by cell 5 is therefore equal to this value. As a result, everything is removed from the list 21
  • step 100 the requested bit rate ER (k) carried by the resource management cell BW-RM of order k which is compared is compared. arrives at the time tb (k) at the interface unit 21 at the value taken by the ACR function (/, tb (k) + x 3 ) This function is identical to that which was previously described
  • the programming time t p ⁇ (N) of the last event in the list / i.e. say of the event whose programming time, noted t p ⁇ (N), is the farthest
  • the programming time t p (k ) becomes equal to the programming time t p ⁇ (N) of the last element recorded in the list (step 312).
  • the notation followed here corresponds to the use of a list whose events are ordered according to the increasing order of the programming times which we denote t p ⁇ , with p signifying programming and 1 signifying present in the list.
  • the last event is that of order N.
  • the first event of list / is that of order 1 and corresponds to the event whose programming time t p ⁇ is the smallest from the list /.
  • the event of order X is noted ⁇ ACR (X)), t p , (X) ⁇ .
  • the requested bit rate ER (k) is less than the programmed bit rate ACR (t p " (k),
  • we search in the list /, at step 320 if it exists, the event ⁇ ACR (t ' p ), t ' p ⁇ programmed at a time t' p beyond the nearest programming time t p " (k) for an ACR rate (t ' p ) less than or equal to the requested rate ER (k). If there are several events ⁇ ACR (t ' p ), t' p ⁇ , we will only search for the one with the smallest of times t ' p .
  • step 324 It is checked, in step 324, if the number of programming elements present in the list / is less or if it is equal to N.
  • step 325) then if the requested bit rate ER (k) is greater than or equal to the programming bit rate ACR (N) of the last element recorded in the list /, the programming time t p is modified in step 326 (k) so that it becomes equal to the programming time t p ⁇ (N) of this element.
  • the penultimate element of the list is modified in step 327 so that its ACR rate (N-1) is the greater of the two values corresponding respectively to the programming rates of the last element and the penultimate element:
  • ACR (N-1) MAX (ACR (N), ACR (N-1)). Then we delete the last element
  • the shortest delay x 3 is equal to 10 while the longest delay x 2 is equal to 20.
  • the closest programming time is equal to 15 for which the programmed flow is 100. It will be understood that the programmed flow is actually the result of the ACR function (/, t b (k) + ⁇ 3 ) as described above. As before, the first element in the list will therefore be the following: ⁇ 110, 15 ⁇ corresponding to the speed carried ER (0) and the closest programming time tb (0) + x 3 . The corresponding resulting step was marked I.
  • the last element in the list is deleted, namely the element ⁇ 130, 17 ⁇
  • the list is full
  • the list / is then presented in the following form
  • the list is full.
  • the programming time is not modified since the requested bit rate ER (k) is less than the bit rate of the last item saved in the list /
  • ACR (t) ACR (l); delete the first element ⁇ ACR (l), t p (l) ⁇ from list 1.
  • step 400 the requested bit rate ER (k) is compared with the bit rate programmed at the closest programming time.
  • the value of this flow is determined by the ACR (/, t) function described above. If the requested bit rate ER (k) is greater than the bit rate programmed at the nearest programming time ACR (t b (k) + x 3 ), then, as before, step 410 deletes from the list /, all scheduled programming events at a time greater than or equal to the nearest scheduled time (tb (k) + x 3 ).
  • step 411 If the list is full (the number of events stored in the list / is equal to N) (step 411), a function F R is implemented, at step 412, the object of which is to reduce the number items in the list /. An example of implementation of this function is given below.
  • the requested bit rate ER (k) is less than the programmed bit rate ACR (/, t p " (k))
  • step 434 any programming provided for at a time greater than or equal to the programming time t p ' is deleted.
  • step 435 If the list / is full (N programming elements are in the list /) (step 435), the reduction function F R mentioned above is implemented in step 436, and then added to step 437, in the list /, the element ⁇ ACR (t p (k)), t p (k) ⁇ whose ACR bit rate (t p (k)) corresponds to the requested bit rate ER (k) and whose the programming time t p (k) becomes equal to the programming time t p 'of the desired programming element.
  • the function F R will first determine two consecutive programming events from the list / and will finally give a single event which will be such that it will result in an overestimation of the bit rate to be checked.
  • the choice of the two events considered is advantageously made so as to limit the overvaluation of control flow which results from the application of the function F R.
  • this consists in first searching in the list /, which is ordered according to the increasing order of the programming times t pi , the two successive elements for which the product of increase or decrease in flow rate by measuring the interval 29
  • the two elements are sought ⁇ ACR (X), t p ⁇ (X) ⁇ and ⁇ ACR (Xl), t p) (Xl) ⁇ such that the value of the expression
  • (T p ⁇ (X) -t p ⁇ (Xl) is minimal, X being the order in the list / of the second of these two successive elements. If the programming bit rate ACR (X) of the second element is greater than the ACR programming bit rate (Xl) of the first element, the second element is eliminated and the second bit rate is assigned to the first.
  • the second element is eliminated.
  • ACR (X-1) ACR (X). Delete the element of order X.
  • the closest programming time is equal to 15 for which the programmed flow is 100.
  • the second element in the list will therefore be as follows: ⁇ 110, 15 ⁇ corresponding to the flow carried ER (0) and the closest programming time t b (0) + x 3 .
  • the corresponding flow step has been marked I.
  • the search step does not succeed.
  • the research is unsuccessful.
  • the list / is full.
  • . (T p ⁇ (X) -t p ⁇ (Xl)
  • the seventh cell arrives. It carries the requested flow
  • the eighth cell arrives which carries the requested bit rate 60.
  • the search results in the element ⁇ 50, 41 ⁇ which is deleted from the list /.
  • the list is not full and the element ⁇ 60,41 ⁇ is added to the list / which becomes:
  • the controls corresponding to the elements ⁇ 130,31 ⁇ and ⁇ 120,34 ⁇ are implemented and these elements are removed from the list /.
  • the ninth cell arrives which carries the requested flow 90 greater than the flow programmed for the closest programming time.
  • the list / is not full and the programming element ⁇ 90,45 ⁇ is thus added to the list which becomes:

Landscapes

  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
  • Signal Processing (AREA)
  • Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)

Abstract

La présente invention concerne un procédé de contrôle de la conformité du débit des cellules de données émises par un terminal source en communication avec un terminal destinataire. Il consiste essentiellement, à l'arrivée d'une cellule de gestion de ressources retour (BW-RM) d'ordre k à ladite unité d'interface (21), à déterminer la date de programmation (t>p<(k)) de la prise en compte par ledit processus de contrôle (21b) de la demande de débit (ER(k)) contenue dans le champ de ladite cellule (BW-RM). Elle concerne également une unité d'interface utilisateur-réseau qui comporte des moyens pour pouvoir mettre en oeuvre les étapes desdits procédés.

Description

PROCEDE ET D ISPOSITIF DE CONTROLE DE LA CONFORMITE DU DEBIT DES CELLULES DE DONNEES
La présente invention concerne un procédé de contrôle de la conformité d'un flux de cellules émis par une application source d'un réseau à haut débit, par exemple d'un réseau utilisant le mode de transfert dit ATM (Asynchronous Transfer Mode). Plus précisément, l'invention est appliquée aux sources dont le mode de transfert est 5 un mode à partage de ressources disponibles, encore appelé dans le domaine de la technique mode ABR (Available Bits Rate).
On rappelle à toutes fins utiles que le mode de transfert ATM consiste à transporter dans un réseau de données des paquets d'informations de taille fixe appelés cellules. Un terminal source envoie ainsi des cellules de données dans le réseau qui les transporte jusqu'à un terminal destinataire suivant un protocole de communication préétabli. Ces cellules sont ainsi dirigées et orientées au travers d'un canal préétabli entre les deux terminaux. Ce canal, qui est aussi appelé une connexion, est notamment caractérisé par son débit qui doit être suffisant pour transporter toute l'information émise par la source. Pour ce faire, à chaque élément traversé par ledit canal, un débit est réservé à ce canal. L'intérêt majeur des réseaux à haut débit basés sur le mode de transfert asynchrone ATM, outre l'accès à des capacités de transmission et de commutation pouvant supporter des hauts débits, est de pouvoir intégrer sur un même support de transmission des applications dont les besoins en terme de qualité de service et de ressources sont différents. Ces réseaux ATM permettent, de plus, l'utilisation d'applications qui émettent des cellules avec des débits variables dans le temps, comme des applications de type vidéo ou de type Internet, ce qui entraîne une variation dans le temps de la consommation des ressources du réseau utilisées par ces applications. Pour intégrer toutes ces applications, la technique ATM doit satisfaire aux trois critères suivants : i) offrir le débit nécessaire à toute application connectée, ii) garantir le niveau de qualité de service requis par toute application connectée, iii) optimiser l'utilisation des ressources disponibles dans le réseau.
Les deux premiers points permettent d'établir les besoins d'une application donnée, qui après avoir été négociés et acceptés par le réseau lors de la procédure d'appel, constituent ce qui est appelé le contrat de trafic entre l'usager, qui est l'utilisateur de l'application envisagée, et le réseau. Ce contrat qui est défini par les deux interfaces appelées dans le domaine de la technique UNI (User Network Interface), entre le réseau et chacune des deux applications définit les caractéristiques de trafic de l'application source et la qualité de service QoS requise pour son bon fonctionnement. Ce contrat garantit à l'application source la qualité de service QoS demandée si celle-ci respecte les caractéristiques de trafic qu'elle a négociées au moment de l'appel.
La présente invention s'applique pour l'essentiel au mode de transfert dit à partage des ressources disponibles ou ABR (Available Bit Rate). Ce mode de transfert ATM est généralement destiné aux applications capables d'adapter leur débit d'émission de cellules en cours de connexion. Parmi ces applications, on va par exemple trouver des applications de transfert de données : interconnexion ou émulation de réseaux locaux du type dit LAN (Local Area Network), ou encore l'accès à des données distantes. Ce mode de transfert dont les mécanismes de contrôle sont mis en oeuvre au niveau de la couche ATM du réseau a notamment été développé dans l'objectif d'utiliser plus efficacement la bande passante disponible dans un réseau ATM tout en garantissant un débit et un niveau de qualité de service QoS suffisants au bon fonctionnement des applications connectées. Ce mode ABR est d'abord un protocole de communication qui, pour une connexion établie entre un terminal source et un terminal destinataire, permet de partager avec d'autres connexions les ressources disponibles dans chacun des éléments du réseau traversé par ladite connexion. Ces ressources disponibles correspondent à la somme des débits qui n'est utilisée par aucune des connexions sur l'élément considéré. Pour effectuer ce partage, le débit de chacune des sources qui fonctionnent également dans ce mode ABR est régulé en fonction, d'une part, de la quantité de ressources disponibles dans chaque élément de réseau et, d'autre part, du partage qui en est fait entre les connexions fonctionnant également selon le mode ABR Le mode ABR fait donc intervenir un mécanisme de contrôle du débit des seules sources qui fonctionnent en mode ABR en fonction du débit alloué par les éléments de réseau pour chaque connexion fonctionnant dans ce mode. Ce mécanisme de contrôle permet d'ajuster dynamiquement le débit des sources en fonction des ressources qui sont disponibles dans le réseau. Ce mécanisme est le suivant. Chaque source émet périodiquement une cellule de gestion de ressources aller encore appelée dans le domaine de la technique FW- RM comme "Forward-Ressource Management" et est retournée par l'application destinataire sous la forme d'une cellule de gestion de ressources retour encore appelée BW-RM comme "Backward-RM". Chaque élément de réseau traversé par l'une ou l'autre cellule a la possibilité de lui indiquer explicitement en chargeant un mot approprié dans un de ses champs, son état de congestion. Cette état se présente sous la forme d'un débit noté par la suite ER, comme Explicit Rate. Après cet aller et retour, la cellule B-RM porte des directives de congestion qui permettent à la source d'adapter la valeur de son débit, par exemple entre une valeur minimum MCR et une valeur maximum PCR (respectivement Minimum Cell Rate et Peak Cell Rate) qui ont été négociées dans le contrat de trafic.
Ainsi, le débit réel d'émission de chaque source est contrôlé afin de vérifier qu'elles ne dépassent pas le débit qui lui a été réservé dans le réseau. En effet, si une source malveillante émet à un débit supérieur à celui qui lui a été alloué ou autorisé, elle peut venir saturer les capacités des éléments de réseau. Elle met ainsi en péril le transfert d'informations et donc la qualité de service de toutes les autres connexions qui traversent les mêmes éléments de réseau
Ce contrôle est appelé contrôle de conformité et est mis en oeuvre à l'interface entre le réseau et une source, soit à l'interface UNI (User-Network Interface) au moyen d'un opérateur dit UPC (Usage Parameter Control), soit à l'interface NNI (Network-Network Interface) au moyen d'un opérateur dit NPC (Network Parameter Network). Il est mis en œuvre au moyen d'un algorithme de contrôle de conformité qui est appelé, de manière générale GCRA comme Generic Cell Rate Algorithm. Appliqué au mode de transfert ABR pour lequel, comme on vient de le voir, le débit réservé change tout au long de la connexion en fonction des ressources disponibles dans les éléments de réseau, il est appelé algorithme DGCRA comme Dynamic Generic Cell Rate Algorithm.
A la Fig. 1, on peut voir un premier terminal 10, dit terminal source, connecté à un réseau 20. Un second terminal 30, dit terminal destinataire est connecté également au réseau 20. Dans la suite de cette description, on supposera que les terminaux 10 et 30 sont en communication l'un avec l'autre. De plus, ils sont l'un et l'autre du type fonctionnant en mode ABR à partage de ressources. Un canal virtuel est donc établi entre eux pour permettre la transmission de cellules de données émises par le terminal source 10. Des unités d'interface usager-réseau 21 (dit UNI dans le domaine de la technique) sont prévues entre le réseau 20 et les terminaux 10, 30. C'est dans ces unités 21 que sont mises en œuvre les fonctions des opérateurs UPC ainsi que l'algorithme DGCRA qui est maintenant décrit en relation avec la Fig l. On notera que le réseau 20 peut être constitué de plusieurs réseaux interconnectés par l'intermédiaire d'unités d'interface réseau-réseau (non représentées) qui sont dits, dans le domaine de la technique, NNT qui mettent en œuvre les fonctions des opérateurs NPC ainsi que l'algorithme DGCRA.
Bien que chaque terminal usager peut être à la fois émetteur et récepteur de cellules de données, on considérera, par simplification un terminal source 10 qui émet des cellules de données vers un terminal destination 30. Les cellules de données, émises du terminal source 10, étant contrôlées à l'interface usager - réseau (UNI) 21 entre la source 10 et le réseau 20 ou encore à l'interface réseau - réseau (NNI) entre deux domaines différents, si c'est le cas. Ainsi, pour la mise en œuvre de cet algorithme, le terminal source 10 émet périodiquement une cellule de gestion de ressources allée FW-RM à destination du terminal 30, lequel renvoie une cellule de gestion de ressources retour BW-RM à destination du terminal 10. Il émet par exemple une cellule de gestion de ressources toutes les 32 cellules de données. Les indications de congestion concernant les éléments traversés par la connexion sont remontées par les cellules BW-RM qui informent ainsi l'unité 21 côté terminal source du nouveau débit maximum alloué par les éléments du réseau. Le terminal source 10 est, à la réception de la cellule de gestion de ressources B-RM, informé de ce nouveau débit Généralement, il n'applique le nouveau débit qu'à partir des prochaines cellules générées qui n'atteignent alors l'unité d'interface 21 qu'après un délai correspondant au temps de propagation des cellules entre le terminal source et l'unité d'interface 21
On comprendra qu'il n'est pas possible d'appliquer, dans la fonction de contrôle du flux de cellules de données émis par le terminal 10, un changement de débit dès la réémission de la cellule de gestion de ressources retour BW-RM par l'unité d'interface 21 II faut, en effet, attendre, d'une part, le temps pour que le terminal source 10 prenne connaissance du nouveau débit, temps correspondant au temps de propagation entre l'unité d'interface 21 et le terminal source 10 et, d'autre part, le temps pour que les cellules de données émises par le terminal 10 en respectant ce nouveau débit arrivent à l'unité d'interface 21, temps qui correspond alors au temps ti de propagation entre le terminal source 10 et l'unité d'interface 21 Le temps total d'attente correspond donc à un temps d'aller et retour t2, dit également Round Trip Time (RTT), de propagation entre l'unité d'interface et le terminal source 10
Ces temps de propagation dans le réseau en amont de l'interface varient en fonction de la charge du terminal source 10 et du réseau d'accès Néanmoins, la vaπation du délai de propagation ti entre le terminal source 10 et l'unité d'interface 21 peut être borné supérieurement par la variation du délai de cellule CDV (Cell Delay Variation) (notée également τi) tolérée à l'unité d'interface 21 qui est fixe pour la plage de débits compris entre le débit minimum MCR et le débit maximum PCR Quant au temps de propagation aller et retour t2, il est compris entre les délais aller et retour maximum τ2 et minimum τ_ Ainsi, un changement de débit va être effectif à l'unité d'interface 21 dans un intervalle de temps compris entre [τ3,τ2] après le départ de la cellule de gestion de ressources BW-RM correspondante de l'unité d'interface 21 Différents algorithmes de conformité DGCRA ont été proposés Le premier fut l'algorithme DGCRA dit A décrit au forum ATM par Berger & al
A l'arrivée au temps noté ta(i) d'une cellule de données d'ordre i émise par le terminal source 10, l'algorithme DGCRA A va déterminer, selon un premier processus de programmation représenté par une boîte 21a à la Fig la, le débit de contrôle qu'il va appliquer dans un second processus de contrôle représenté par une boîte 21b à la Fig la
Pour ce processus de programmation, l'algorithme de conformité DGCRA A, pour chaque cellule de données d'ordre i arrivant à l'unité d'interface 21, au temps ta(i), met en œuvre une fonction de recherche du débit de valeur maximum dans une liste de demandes de débit Chaque demande de débit de cette liste correspond à une demande portée par une cellule de gestion retour BW-RM arrivée précédemment à l'unité d'interface 21 Cette cellule BW-RM est partie de l'unité d'interface 21 à un temps précédent qui se trouve dans un intervalle de temps compris entre le temps actuel diminué du délai maximum aller-retour τ2 et le temps actuel diminué du délai minimum .aller-retour τ ,
Quant au processus de contrôle 21b, il applique le débit de contrôle ACR(ta(i)) à la cellule i arrivée à l'unité d'interface 21 au temps ta(i) qui est défini par
ACR(ta(i)) ≈ MAX(ER(imax), ERG))
où ER(imax) correspond au débit porté par la cellule BW-RM d'ordre imax partie de l'unité d'interface 21 au temps tb(imax) précédent le temps (ta(i)-τ2) et ER(j) représente l'ensemble des valeurs de débit portées par les cellules B-RM parties de l'interface aux temps tb(j) tel que ta(i) - τ2 < tb(j) < ta(i)- τ3
Alors qu'il peut n'y avoir qu'un seul changement de débit pour chaque cellule BW-RM et qu'une cellule de gestion de ressources RM n'est émise qu'une toutes les 32 cellules de données, l'algorithme DGCRA décrit ci-dessus recalcule à chaque arrivée d'une cellule de données le débit à appliquer au processus de contrôle de conformité
Il détermine le débit à contrôler à un instant donné en recherchant dans une liste les demandes de changements de débit survenues dans le passé Comme il ne programme pas dans le futur les dates de changements de débit, il ne sait pas a priori quand commencera et finira l'application d'un débit particulier au contrôle de conformité du flux de cellules De ce fait, l'algorithme A recalcule un débit à contrôler à chaque nouvelle arrivée d'une cellule de données à l'unité d'interface aux instants ta(k) Cependant, un changement de débit est conditionné uniquement par le départ de l'unité d'interface d'une cellule de gestion de ressources retour B-RM, dont la fréquence est beaucoup plus faible que celle des cellules de données (par défaut une cellule RM pour 32 cellules de données) La détermination de la valeur du débit à contrôler pour chaque arrivée d'une cellule de données complexifie fortement la réalisation d'un tel processus.
De plus, l'algorithme A utilise une liste non bornée d'événements qui correspondent aux indications de changements de débit survenues pendant le délai maximum de propagation RTT τ2 Lors d'une implémentation de cet algorithme, il sera nécessaire de limiter physiquement la taille de la mémoire nécessaire au stockage des informations de demande de débit (ER(j),tb(j)) Comme cet algorithme ne définit pas de règles de réduction du nombre d'informations pertinentes stockées, il n'est pas robuste contre d'éventuels débordements de ladite mémoire Lorsque le nombre de changements de débit survenus sur une durée τ2, dépasse la capacité de stockage de la mémoire, certains changements de débit peuvent être perdus et provoquer ainsi un contrôle de conformité défaillant Par exemple, si l'on perd une demande de débit correspondant à une augmentation de débit, le contrôle de conformité peut alors s'effectuer à un niveau bas de débit provoquant inopportunément la destruction des cellules de données transmises à débit supérieur à ce niveau mais conformes à l'indication d'augmentation de débit
Pour résoudre ce problème, on a prévu des algorithmes à deux mémoires Ces algorithmes gèrent une liste des débits à programmer dans le futur Cette liste est limitée à deux demandes de changement de débit
L'inconvénient majeur de ces algorithmes concerne leur faible capacité à enregistrer les demandes de changement de débit survenues dans un intervalle de temps donné Lorsque plus de deux demandes de changements interviennent dans un intervalle de temps τ2, les algorithmes à deux mémoires effectuent une sélection des débits à programmer Cette sélection produit une élimination de certains débits qui provoque une surévaluation du débit contrôlé Cette surévaluation peut être fréquente lorsque les délais de propagation entre la source et l'unité d'interface sont grands par rapport au temps entre deux cellules de gestion de ressources RM Ceci est le cas lorsque la fonction de contrôle est loin de la source, ce qui est le cas des fonctions NPC (Network Parameter Control) De plus, la surévaluation peut être importante lorsque les ressources disponibles dans le réseau varient beaucoup d'une cellule de gestion de ressources RM à la suivante En conséquence, le contrôle de conformité peut être réalisé à un niveau de débit supérieur à celui réellement autorisé par le réseau Le but de l'invention est de proposer un procédé de contrôle de la conformité d'un flux de cellules de données émis par une source fonctionnant dans un mode à partage de ressources disponibles ABR qui soit implémentable de manière plus simple que pour l'algorithme A et dont le comportement soit le plus proche du comportement de référence donné par cet algorithme A. Le but est donc de prévoir un tel procédé qui permette de contrôler beaucoup plus strictement et précisément le débit des sources ABR que les algorithmes de l'art antérieur, notamment des algorithmes à deux mémoires. Il est ainsi d'assurer une meilleure protection du réseau contre des sources malveillantes qui chercheraient à émettre à des débits supérieurs à celui autorisé.
Afin d'atteindre ces buts, un procédé de contrôle de la conformité du débit des cellules de données émises par un terminal source en communication avec un terminal destinataire selon l'invention est caractérisé en ce que ledit processus de programmation consiste, à l'arrivée d'une cellule de gestion de ressources retour à ladite unité d'interface, à déterminer la date, dite date de programmation (tp(k)), de la prise en compte par ledit processus de contrôle de la demande de débit contenue dans le champ de ladite cellule, ladite date de programmation étant égale à ladite date d'arrivée (tb(k)) retardée du délai minimum aller-retour (τ3) entre l'interface et le terminal, dite date de programmation la plus proche, lorsque ladite prise en compte à cette date de programmation la plus proche aboutit à une augmentation de débit programmé et étant supérieur au temps de programmation le plus proche et inférieur à ladite date d'arrivée (tb(k)) retardée d'un délai maximum aller-retour (τ2), (tb(k) + τ2) étant dite date de programmation la plus éloignée, si sa prise en compte audit temps de programmation le plus proche (tb(k) + τ3) avait abouti à une diminution de débit et, à transmettre, à l'échéance du temps de programmation (tp(k)), ladite valeur de débit à contrôler (ACR(tp(k))) audit processus de contrôle pour contrôle du flux émis par ledit terminal source.
Selon une autre caractéristique de l'invention, il consiste à tenir une liste d'événements de programmation, chaque événement étant défini par un couple de valeur dont la première représente une valeur de débit ACR(tp(k)) et dont la seconde représente la date de programmation tp(k) de ladite valeur de débit ACR(tp(k)), et ladite liste étant ordonnée suivant ladite date de programmation des événements.
Selon une autre caractéristique de l'invention, il consiste pour connaître le débit programmé (ACR(tp '(k))) à la date d'arrivée tb(k) retardée de la durée minimale d'aller retour τ3 (tp "(k) = tb(k) + τ3), à définir une fonction ACR(/,t) qui, à partir des événements présents dans la liste /, détermine la valeur du débit programmé à un temps quelconque t de la manière suivante : si, dans ladite liste /, il existe au moins un événement de programmation (ACR(tp), tp} prévu à un temps de programmation tp compris entre le temps présent to et le temps t, ladite valeur est égale au débit de programmation de cet événement
ACR(tp) et, s'il y en a plusieurs, elle est égale au débit de programmation du dernier de ces événements, et si, toujours dans cette liste, il n'existe pas d'événements programmés entre le temps présent toet t, ladite valeur est égale à la valeur du débit contrôlé actuellement dans le processus de contrôle.
Selon une autre caractéristique de l'invention, il consiste à : à l'arrivée à l'unité d'interface (21) auquel est connecté ledit terminal source, d'une cellule de gestion de ressources retour (BW-RM) de numéro de référence (k), à comparer le débit (ER(k)) que porte ladite cellule avec le débit programmé (ACR(/,tp "(k))) à l'instant de programmation le plus proche, puis si ladite comparaison effectuée à chaque arrivée d'une cellule de gestion de ressources (BW-RM) montre que le débit demandé ER(k) est supérieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche (ACR(/,tp "(k))), supprimer, de ladite liste /, tout événement de programmation de débit prévu à un temps supérieur ou égal au temps de programmation le plus proche (tp "(k)) et rajouter, dans ladite liste /, un événement dont le débit contrôlé est égal à la valeur du débit ER(k) portée par ladite cellule et dont le temps de programmation est le temps de programmation le plus proche (tp '(k) = tb(k) + τ3), si ladite comparaison montre que le débit demandé ER(k) est égal au débit programmé ACR(/,tp "(k)) au temps programmation le plus proche, supprimer, de la liste /, tout événement de programmation de débit dont le temps de programmation est supérieur au temps de programmation le plus proche (tp "(k) = tb(k) + τ3), si ladite comparaison montre que le débit demandé ER(k) est inférieur au débit programmé ACR(/,tp "(k)), rechercher, dans ladite liste /, s'il existe un événement dont le temps de programmation (t'p) est le plus petit temps de programmation dans la liste supérieur au temps le plus proche et dont le débit est inférieur ou égal au débit demandé ER(k), 10
si cette recherche montre que cet événement n'existe pas, rajouter, dans la liste /, un événement dont le débit est égal à la valeur du débit demandé ER(k) et dont le temps de programmation est le temps de programmation le plus éloigné (tp +(k) = tb(k) + x2) et, si cette recherche montre que cet événement existe, supprimer, de la liste /, tout événement de programmation dont le temps de programmation est supérieur ou égal au temps de programmation (t'p) dudit événement ainsi trouvé et rajouter, dans la liste /, un événement dont le débit est égal à la valeur du débit demandé ER(k) et dont le temps de programmation est égal au temps de programmation dudit événement trouvé (t'p), et, à changer le débit de contrôle du processus de contrôle (21b) avec le débit du premier événement (ACR(l), tp(l)} programmé dans la liste d'événements de programmation lorsque le temps de programmation tp(l) dudit premier événement arrive à échéance. Selon une autre caractéristique de l'invention, il consiste à limiter le nombre d'événements stockés dans ladite liste / à un nombre fini N d'événements égal ou supérieur à deux, et, avant de rajouter un nouvel événement dans ladite liste, à vérifier si le nombre d'événements contenus dans ladite liste n'est pas supérieur audit nombre fini et, dans ce cas, à mettre alors en œuvre une fonction de réduction du nombre d'événements contenus dans la liste.
Selon une autre caractéristique de l'invention, ladite fonction de réduction consiste, lorsque le débit demandé (ER(k)) que porte la cellule de gestion de ressources retour (BW-RM) d'ordre k arrivée à l'instant (tb(k)) est égal au débit programmé (ACR(/,tp "(k))) à l'instant de programmation le plus proche (tp " (k)=tb(k)+τ3), à supprimer, de la liste 1, tout événement de programmation de débit dont le temps de programmation est supérieur ou égal au temps de programmation le plus proche (tp "(k)=tb(k)+τ3) et à rajouter dans la liste 1 un événement dont le débit est égal à la valeur du débit (ER(k)) porté par ladite cellule de gestion de ressources retour (BW-RM) et dont le temps de programmation est le temps de programmation le plus proche (tp "(k)=tb(k)+τ3).
Selon une autre caractéristique de l'invention, il consiste, lors du rajout dans la liste d'un événement pour un temps correspondant au temps le plus proche (tp "(k)=tb(k)+τ3), à vérifier, avant de rajouter ledit événement, si le nombre d'événements dans la liste 1 est égal audit nombre fini N et si le temps de 1 1
programmation du dernier événement dans la liste (tp(N)) est inférieur ou égal au temps de programmation le plus proche (tp '(k)=tb(k)+τ3), à définir le temps de programmation de l'événement à rajouter (tp(k)) comme étant égal audit temps de programmation du dernier événement de la liste, à supprimer le dernier événement de la liste, et à rajouter ledit événement à rajouter à la place du dernier événement dans la liste 1, sinon, si le nombre d'événements dans la liste est inférieur audit nombre fini N, à définir le temps de programmation de l'événement à rajouter comme étant égal au temps de programmation le plus proche (tp "(k)=tb(k)+τ3), et à rajouter ledit événement dans la liste. Selon une autre caractéristique de l'invention, il consiste, lors d'un rajout d'un événement dans la liste pour un temps correspondant au temps le plus éloigné, à vérifier, avant de rajouter ledit événement, si le nombre d'événements dans la liste 1 est égal audit nombre fini N, si c'est le cas il consiste, à remplacer le temps de programmation (tp(k)) de l'événement à rajouter par le temps de programmation du dernier événement de la liste (tpι(N) si le débit dudit événement à rajouter (ER(k)) est supérieur ou égal au dernier débit programmé dans la liste ER(N), à programmer à la place de l'avant-dernier événement de la liste (d'ordre N-l), un événement dont le temps de programmation est celui de l'avant-dernier événement de la liste 1 (ACR(N- l),(tpι(N-l)), et le débit est le plus grand débit des débits des deux derniers événements de la liste 1 (ACR(N - 1) = Max(ACR(N - 1), ACR(N)), puis à rajouter l'événement à rajouter à la place du dernier événement dans la liste 1.
Selon une autre caractéristique de l'invention, il consiste, lors du rajout d'un événement dans la liste /, à vérifier si le nombre d'événements contenus dans la liste / ne dépasse pas ledit nombre fini, et si tel est le cas, à rechercher dans la liste / deux événements successifs pour lesquels le produit de l'augmentation ou de la diminution de débit par la mesure de l'intervalle de temps compris entre leurs deux temps de programmation soit minimum puis à leur substituer un événement dont le débit est le plus grand des deux débits et le temps de programmation est le premier des deux temps de programmation. La présente invention concerne également une unité d'interface utilisateur- réseau qui comporte des moyens pour mettre en œuvre, tout ou en partie, le procédé de l'invention tel qu'il vient d'être décrit.
Les caractéristiques et avantages de l'invention mentionnés ci-dessus ainsi que d'autres apparaîtront plus clairement à la lecture de la description suivante 12
d'exemples de réalisation, ladite description étant faite en relation avec les dessins joints parmi lesquels : la Fig. 1 est un schéma d'un réseau auquel s'applique la présente invention, la Fig. la est un schéma explicatif des processus mis en œuvre dans une unité d'interface utilisateur-réseau selon l'art antérieur, la Fig. lb est un schéma explicatif des processus mis en œuvre dans une unité d'interface utilisateur-réseau selon l'invention, la Fig. 2 est un organigramme illustrant un premier mode de réalisation d'un procédé de programmation selon l'invention, la Fig. 3 est un diagramme illustrant le déroulement d'un procédé selon le premier mode de réalisation de l'invention pour un exemple de six cellules arrivant à l'interface utilisateur-réseau, la Fig. 4 est un organigramme illustrant un second mode de réalisation d'un procédé de programmation selon l'invention, la Fig. 5 est un diagramme illustrant le déroulement d'un procédé selon le second mode de réalisation de l'invention pour un exemple de huit cellules arrivant à l'interface utilisateur-réseau, la Fig. 6 est un organigramme illustrant un troisième mode de réalisation d'un procédé de programmation selon l'invention, et la Fig. 7 est un diagramme illustrant le déroulement d'un procédé selon le troisième mode de réalisation de l'invention pour un exemple de huit cellules arrivant à l'interface utilisateur-réseau.
A l'instar des procédés selon l'état de la technique, le procédé de contrôle de la conformité selon l'invention consiste à mettre en œuvre, dans une unité 21 d'interface utilisateur-réseau, dite UNI dans le domaine de la technique (voir Fig. 1) ou, de même dans une unité d'interface réseau-réseau, dite NNI dans le domaine de la technique (non représentée), deux processus 21a et 21b qui sont exécutés indépendamment l'un de l'autre. Ces deux processus 21a et 21b tels qu'ils sont arrangés dans le cadre de la présente invention sont maintenant décrits en relation avec la Fig. lb.
Le premier processus est un processus de contrôle 21b proprement dit qui vérifie que la cellule de donnée d'ordre i est, à son arrivée à l'unité d'interface 21 au temps ta(i), conforme aux paramètres de trafic que l'on écrit (ACR(ta(i)),τι), où ACR(ta(i)) est le débit à contrôler à l'instant de l'arrivée ta(i) de la cellule de donnée 13
d'ordre i et Xi la variation du délai cellule tolérée CDV associée. Ce premier processus ne fait pas à proprement partie de la présente invention et ne sera donc pas décrit plus en détail.
Le second processus est un processus de programmation représenté par une boîte 21a à la Fig. lb qui, à l'arrivée au temps tb(k) d'une cellule de gestion de ressources retour BW-RM d'ordre k, détermine, à partir d'une demande de débit ER(k) qu'un champ de ladite cellule BW-RM contient, la valeur du débit à contrôler ACR(tp(k)) à un instant futur tp(k) que l'on nommera, dans la suite de la description, temps de programmation. Au temps t = tp(k), le processus de programmation transmet cette valeur ACR(tp(k)) au processus de contrôle 21b.
On rappelle que chaque cellule de gestion retour BW-RM comprend un champ spécifique qui porte une demande de débit que l'on notera, dans la suite de la description, ER(k), k étant l'ordre de ladite cellule.
Selon l'invention, une demande de débit qui correspond à une augmentation par rapport au débit programmé au temps tb(k) retardé du délai minimum .aller-retour τ3, sera prise en compte au temps de départ tb(k) retardé du délai minimum aller- retour τ3 A l'inverse, une demande de débit qui correspond à une diminution par rapport au débit programmé au temps tb(k) retardé du délai minimum .aller-retour τ3, sera prise en compte à un temps supérieur au temps de départ tb(k) retardé du délai minimum aller-retour τ3. Si en plus la demande de débit est inférieure à tous les débits programmés au delà du temps de départ tb(k) retardé du délai minimum aller-retour τ3, elle sera programmée au temps de départ tb(k) retardé du délai maximum aller- retour τ2.
Dans le premier cas, le changement effectué au contrôle du flux de données émis par le terminal source 10 (dans le sens aller) sera donc appliqué le plus tôt possible, c'est-à-dire à l'instant de programmation tp "(k) = tb(k) + τ3. Ce temps de programmation sera appelé dans la suite de la description, temps de programmation le plus proche et on le notera tp "(k).
Par contre, dans le dernier cas, ce changement sera appliqué le plus tard possible à l'instant de programmation tp T(k) = tb(k) + τ . Dans la suite de la description, on appellera temps de programmation le plus éloigné ce temps de programmation et on le notera tp +(k). 14
Ainsi, le processus de programmation programme donc les changements de débit de contrôle sur la base de situations "pire cas" favorable à l'usager, en fonction du type de changement.
On notera que le processus de programmation 21a selon l'invention est mis en œuvre à chaque arrivée d'une cellule BW-RM à l'unité d'interface 21. La complexité est donc diminuée par rapport aux processus de programmation de l'algorithme A de référence de l'art antérieur qui effectuent une programmation pour chaque cellule de données arrivant à l'unité d'interface, les cellules de données étant en nombre supérieur au nombre de cellules de gestion de ressources. Dans la suite de la description, on notera donc le débit ACR(t) le débit contrôlé par l'unité d'interface 21 à l'instant t. Si le temps t est dans le futur, on préférera appeler ce débit "débit programmé à l'instant t".
Le procédé de l'invention est maintenant décrit en relation avec la Fig. 2. A l'arrivée à l'unité d'interface d'une cellule de gestion de ressources retour BW-RM de numéro de référence k, on compare, à une étape 100, le débit demandé ER(k) qu'elle porte avec le débit programmé ACR(/,tp "(k)) à l'instant de programmation le plus proche correspondant donc au temps éloigné du temps de cette arrivée tb(k) de la durée minimale d'aller retour τ3 (tp '(k) = tb(k) + τ3).
Si le débit demandé ER(k) est supérieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche ACR(/,tp "(k)), alors, à l'étape 210, on supprime toute programmation de débit prévue au delà de ce temps de programmation tp "(k) et, à l'étape 211, on programme le débit contrôlé à ce temps tp "(k) = tb(k) + t.. et au delà de ce temps à la valeur du débit demandé ER(k). On a donc ACR(t) pour t> tp "(k) qui est égal à ER(k). Si le débit demandé ER(k) est égal au débit programmé ACR(/,tp "(k)) au temps de programmation le plus proche, alors on supprime, à l'étape 220, toute programmation de débit prévue au delà du temps de programmation tp "(k) ≈ tb(k) + x3.
Si le débit demandé ER(k) est inférieur au débit programmé ACR(/,tp "(k)), on recherche, à l'étape 230, s'il existe un changement de débit de programmation ER' pour un temps de programmation t'p qui soit, d'une part, à la fois supérieur et le plus proche du temps de programmation le plus proche tp '(k) = tb(k) + τ3 et qui, d'autre part, corresponde à un changement vers un débit inférieur au débit demandé ER(k) (ER < ER(k)). 15
Si ce changement n'existe pas, on programme, à l'étape 231, le débit contrôlé au temps tp +(k) = (tb(k) + τ2) et au delà de ce temps à la valeur du débit demandé ER(k). On a donc ACR(t) pour t> tp +(k) qui est égal à ER(k).
Par contre, s'il existe, on supprime, à l'étape 232, toutes programmations prévues au delà du temps t'p de programmation de ce changement, c'est-à-dire pour lesquelles tp > t'p, et on programme, à l'étape 233, pour ce temps t'p et tout temps au delà, un débit égal au débit demandé ER(k). On a donc ACR(t) pour t> t'p qui est égal à ER(k)
Pour illustrer ce procédé, on a construit le graphe de la Fig 3 relative à un exemple de six arrivées de cellules de gestion de ressources BW-RM Le délai minimum aller-retour x . est égal à 5 unités de temps alors que le délai maximum τ2 est égal à 8 unités de temps
La première arrive au temps tb(0) = 3 et porte le débit ER(0) = 70 Au temps t = 3, le temps de programmation le plus proche est le temps tb(0) + , = 8 A ce temps, le débit programmé est 100. En conséquence, le débit porté par la cellule 0 est inférieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche Par ailleurs, il n'y a pas de programmation à un débit inférieur à ER(0) qui soit prévue au delà du temps de programmation le plus proche II est résulte que l'on prévoit une programmation au débit de 70 pour le temps de programmation le plus éloigné soit tb(0) + x2 = 1 1 On a marqué I l'échelon résultant
Au temps, tb(l) = 5, la seconde cellule arrive en portant le débit ER(1) = 50 Au temps t = 5, le temps de programmation le plus proche est le temps tb(l) + x. = 10 A ce temps, le débit programmé est de 100 En conséquence, le débit porté par la cellule 1 est inférieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche Par ailleurs, il n'y a pas de programmation à un débit inférieur au débit ER(1) qui soit prévue au delà du temps de programmation le plus proche tb(l) + x3 = 10 II en résulte que l'on prévoit une programmation au débit de 50 pour le temps de programmation le plus éloigné soit tb(l) + x = 13 On a marqué II l'échelon résultant Au temps, tb(2) = 7, la troisième cellule arrive en portant le débit ER(2) = 60
Au temps t = 7, le temps de programmation le plus proche est le temps tb(2) + x , = 12 A ce temps, le débit programmé est de 70 En conséquence, le débit porté par la cellule 2 est inférieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche Par ailleurs, on constate que la première programmation au delà du temps de programmation le plus proche et pour laquelle le débit est inférieur au débit demandé se trouve au temps tp' = 13 II en résulte que l'on prévoit une programmation au débit de 60 pour le temps de programmation t'p = 13 On a marqué III l'échelon résultant Au temps, tb(3) = 9, la quatrième cellule arrive en portant le débit ER(3) = 80 Au temps t = 9, le temps de programmation le plus proche est le temps tb(3) + x3 = 14 A ce temps, le débit programmé est de 60 En conséquence, le débit porté par la cellule 3 est supérieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche II en résulte que l'on prévoit une programmation au débit de 80 pour le temps de programmation t = 14 On a marqué IV l'échelon résultant Au temps, tb(4) = 11, la cinquième cellule arrive en portant le débit ER(4) =
60 Au temps t = 11, le temps de programmation le plus proche est le temps tb(4) + x, = 16 A ce temps, le débit programmé est de 80 En conséquence, le débit porté par la cellule 4 est inférieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche Par ailleurs, il n'y a pas de programmation prévue au delà du temps de programmation le plus proche II est résulte que l'on prévoit une programmation au débit de 60 pour le temps de programmation le plus éloigné soit tb(4) + x = 19 On a marqué V l'échelon résultant
On notera qu'à ce temps d'arrivée de cellule égal à 11, le débit de contrôle est passé de 100 à 70 comme cela avait été précédemment programmé Au temps, tb(5) = 13, la sixième cellule arrive en portant le débit ER(5) = 80
Au temps t = 13, le temps de programmation le plus proche est le temps tb(3) + x, = 18 A ce temps, le débit programmé est déjà de 80 En conséquence, le débit porté par la cellule 5 est égal au débit programmé au temps de programmation le plus proche II en résulte que l'on supprime toute programmation au delà du temps de programmation le plus proche soit t = 18 et, en particulier, la programmation, marquée V, qui était prévue au temps t — 19
On notera encore qu'à ce temps d'arrivée de cellule égal à 13, le débit de contrôle est passé de 70 à 60 comme cela avait été précédemment programme
Pour la mise en œuvre du procédé, on a prévu de tenir une liste / d'événements de programmation chacun défini pour une cellule BW-RM d'ordre k, d'une part, par la date de programmation tp(k) et, d'autre part, par le débit à programmer à cette date ACR(tp(k)) L'indice p indique qu'il s'agit d'un temps de programmation et la référence k indique que cette date a été déterminée à l'arrivée de la cellule d'ordre k 17
,Ainsi, on appelle un événement de programmation un couple de valeurs {ACR(t), t} où ACR(t) est le débit de contrôle qui est à programmer à un temps t
Par ailleurs, on définit une fonction qui donne à un temps t quelconque, la valeur du débit de contrôle. Cette fonction est notée ACR(/, t) et est définie de la manière suivante : si, dans la liste /, il existe au moins un événement de programmation (ACR(tp), tp} prévu à un temps tp compris entre le temps présent to et le temps t, elle est égale au débit de programmation de cet événement ACR(tp) et, s'il y en a plusieurs, elle est égale au débit de programmation du dernier de ces événements, et si, toujours dans cette liste, il n'existe pas d'événements de programmés, la valeur de la fonction ACR(/, t) est égale à la valeur du débit de programmation actuel
Par exemple, si l'on considère à un temps t0 = 0, la liste suivante
100 5
70 10
Figure imgf000019_0001
50 15
la fonction ACR(/, 3) ti — renvoie à la valeur du débit de programmation actuel qui est par exemple de 110 La fonction ACR(/, ti = 7) est égale au débit de programmation de l'événement qui se trouve entre le temps to = 0 et le temps ti = 7, soit le temps tp(k) = 5. Cette valeur est donc 100. La fonction ACR(/, t2 = 17) est égale au débit de programmation de l'événement qui se trouve entre le temps to = 0 et le temps t2 = 17 et qui est le plus proche du temps t2 = 17. Il s'agit donc du temps tp(k) ≈ 15 pour lequel le débit est 50 On a donc ACR(/, t2 = 17) = 50
Dans la suite de la description, on appellera la valeur de cette fonction ACR(/, t), "débit programmé au temps t"
Le procédé de l'invention peut alors s'écrire, sous la forme de pseudo-code, de la façon suivante
Pour tout instant tb(k) correspond à l'arrivée d'une cellule B-RM portant le débit ER(k)
si ER(k) > ACR(/, tp "(k) = tb(k) + x3) alors supprimer dans la liste ordonnée / tous les événements de programmation (ACR(i), tf(i)} tels que tp(i) 18
> tp "(k) et rajouter l'événement {ACR(tp(k)), tp(k} avec ACR(tp(k)) = ER(k) et tp(k) = tb(k) + x3.
si ER(k) = ACR(/, tp "(k)) dors supprimer dans la liste ordonnée / tous les événements de programmation {ACR(tp(i)), tp(i)} tels que tp(ï) > tp "(k).
si ER(k) < ACR(/, tp "(k)) alors rechercher dans la liste l'événement {ACR, t'p} de plus petit t', tel que t'p > tp "(k) et ACR < ER (k), puis
- si l'élément {ACR', t'p} existe alors supprimer dans la liste ordonnée
/ tous les événements de programmation { ACR(tp(i)), tp(i)} tels que tp(ï) >t'p et rajouter l'événement (ER(k), t'p).
- si l'élément {ACR1, t',,} n'existe pas alors rajouter l'élément (ER(k), tp +(k)}.
A l'expiration de la date de programmation (t = tp(k)), on procède aux opérations suivantes :
- égaliser le débit de contrôle ACR(t) au débit programmé ACR(tp(k) pour cette date,
- supprimer de la liste / l'événement correspondant {ACR(tp(k)), tp(k)}.
On va reprendre l'exemple ci-dessus pour expliciter ce premier mode de réalisation avec une liste / d'événements.
La première cellule BW-RM arrive au temps tb(0) = 3 et porte le débit ER(0) = 70. On détermine la valeur de la fonction ACR(/, tp(k) + χ3) qui, puisqu'il n'y a pas d'événements de prévus dans la liste /, est égale à la valeur de débit de contrôle actuelle, soit, dans l'exemple donné 100. Au temps t = 3, le débit porté par la cellule 0 est inférieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche. Comme il n'y a pas de programmation prévue au delà du temps de programmation le plus proche, on place dans la liste / l'événement {70, 11 } . 19
Au temps, tb(l) = 5, la seconde cellule arrive en portant le débit ER(1) = 50 Le temps de programmation le plus proche est égal à 10 II n'y a donc pas de programmations de prévues entre le temps actuel égal à 5 et ce temps de programmation le plus proche égal à 10 En conséquence, la valeur de la fonction ACR(/, tp "(k)) est de nouveau égale à 100
Ainsi, le débit porté par la cellule est encore inférieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche Comme il n'y a pas de programmation à un débit inférieur à ER(1) qui soit prévue au delà du temps de programmation le plus proche, on ajoute dans la liste l'événement {50, 13} La liste / est maintenant la suivante
70 11
Figure imgf000021_0001
50 13
Au temps, tb(2) = 7, la troisième cellule arrive en portant le débit ER(2) = 60 Le temps de programmation le plus proche est égale à tb(2) + x3 = 12 L'événement de programmation {70, 11 } est prévu entre le temps actuel et le temps de programmation le plus proche Donc la fonction ACR(/, tp(k) + χ3) est égal à 70 II en résulte que le débit porté par la cellule BW-RM est inférieur à la valeur de cette fonction Par ailleurs, le premier événement prévu au delà du temps de programmation le plus proche et pour lequel le débit est inférieur au débit demandé se trouve au temps tp' = 13 On supprime donc de la liste / l'événement {50, 13 } et on y ajoute l'événement {60, 13} La liste est maintenant la suivante
70 11
Figure imgf000021_0002
60 13
Au temps, t (3) = 9, la quatrième cellule arrive en portant le débit ER(3) = 80 Au temps t = 9, le temps de programmation le plus proche est le temps tb(3) + x3 = 14 On comprendra que la fonction ACR est égale à 60 En conséquence, le débit porté par la cellule est supérieur à cette valeur On ajoute donc à la liste / l'événement {80, 14}
La liste / devient la suivante 20
70 11
60 13
Figure imgf000022_0001
80 14
Au temps t = 11, le débit de contrôle ACR(t) devient égal à 70 et l'événement correspondant de la liste / y est retiré. La liste / devient :
60 13
Figure imgf000022_0002
80 14
Par ailleurs, à ce temps, la cinquième cellule arrive en portant le débit ER(4) = 60. Le temps de programmation le plus proche est le temps tb(3) + x3 = 16. La fonction ACR est alors égale à 80. En conséquence, le débit porté par la cellule 4 est inférieur à cette valeur. Par ailleurs, il n'y a pas, dans la liste /, d'événement prévu pour un temps au delà du temps de programmation le plus proche. Il est résulte que l'on ajoute à la liste / l'événement {60, 19}. La liste / devient :
60 13
80 14
Figure imgf000022_0003
60 19
Au temps t = 13, le débit de contrôle ACR(t) devient égal à 60 et le premier événement de la liste / y est retiré. La liste / devient donc:
80 14
Figure imgf000022_0004
60 19
A ce temps, la quatrième cellule arrive en portant le débit ER(5) = 80. Le temps de programmation le plus proche est le temps tb(3) + x3 = 18. Il existe un événement entre le temps présent et le temps de programmation le plus proche qui est l'événement {80, 14} . La fonction ACR est donc égale à 80. Le débit porté par la cellule 5 est donc égal à cette valeur. Il en résulte que l'on supprime de la liste tout 21
événement prévu à des temps au delà du temps de programmation le plus proche soit t = 18 et, en particulier, l'événement {60, 19} La liste devient donc •
Figure imgf000023_0001
80 14
On peut montrer mathématiquement que le procédé qui vient d'être décrit donne le même comportement que l'algorithme A de l'art antérieur
Pour éviter des débordements des files de mémoire dans lesquelles la liste d'événements est enregistrée, on a cherché à améliorer le procédé ci-dessus décrit de manière à limiter le nombre d'éléments qu'elle contient On a donc cherché à limiter ce nombre d'éléments à N événements de programmation {ER(i), tp(i)} et pour ce faire, on va définir une règle de réduction qui sera mise en oeuvre par défaut lorsque N + 1 éléments se trouveront dans la liste / et qui aura pour objet d'éliminer un événement de la liste /
La contrainte à respecter pour les règles de réduction à N programmations pour l'algorithme générique consiste à fournir une trace de débit à contrôler supérieure à celle qui serait fournie par l'algorithme de référence A ou l'algorithme générique sans limitation de mémoire Ainsi, il est possible d'envisager tout type de règle de réduction à N programmations à condition que cette contrainte soit respectée On décrit ci-après, en relation avec la Fig 4, un premier mode de réalisation d'un procédé selon l'invention dont la liste est limitée à N éléments Selon ce mode, comme dans le mode de réalisation précédent, on compare, à l'étape 100, le débit demandé ER(k) porté par la cellule de gestion de ressources BW-RM d'ordre k qui arrive à l'instant tb(k) à l'unité d'interface 21 à la valeur prise par la fonction ACR(/, tb(k) + x3) Cette fonction est identique à celle qui a été précédemment décrite
Suite à cette comparaison, si le débit demandé ER(k) est supérieur ou égal au débit programmé au temps de programmation le plus proche ACR(/, tb(k) + x^), alors, comme précédemment on supprime, à l'étape 310, de la liste /, tous les éléments de programmation prévus à un temps égal ou supérieur au temps de programmation le plus proche (tb(k) + x3)
Si la liste / n'est pas pleine, c'est-à-dire si le nombre d'éléments de programmation Ni contenus dans la liste / est inférieur au nombre limite N, le temps 22
de programmation tp(k) est, comme précédemment, égal au temps de programmation le plus proche tp(k) = tb(k) + x3 (voir étape 311).
Par contre, si la liste est pleine (le nombre d'éléments N dans la liste est égal à N), alors si le temps de programmation tpι(N) du dernier événement de la liste / (c'est-à-dire de l'événement dont le temps de programmation, noté tpι(N), est le plus éloigné) est inférieur ou égal au temps de programmation le plus proche tp "(k), le temps de programmation tp(k) devient égal au temps de programmation tpι(N) du dernier élément enregistré dans la liste (étape 312). De plus, on supprime de la liste, le dernier élément enregistré dans la liste {ACR(N),tpι(N)} (étape 313). Si le temps de programmation tpι(N) du dernier élément de la liste est supérieur au temps de programmation le plus proche tp ~(k), le temps de programmation tp(k) devient égal au temps de programmation le plus proche tp(k) = tp "(k)(voir étape 311).
A la suite de ces opérations, l'élément {ACR(tp(k)),tp(k)} avec ACR(tp(k)) = ER(k) est enregistré, à l'étape 314, dans la liste /. La notation suivie ici correspond à l'utilisation d'une liste dont les événements sont ordonnés selon l'ordre croissant des temps de programmation que l'on note tpι, avec p signifiant programmation et 1 signifiant présent dans la liste. Ainsi, pour une liste / de dimension N, le dernier événement est celui d'ordre N. Le premier événement de liste / est celui d'ordre 1 et correspond à l'événement dont le temps de programmation tpι est le plus petit de la liste /. De manière générale, l'événement d'ordre X est noté {ACR(X)),tp,(X)} .
Si le débit demandé ER(k) est inférieur au débit programmé ACR(tp "(k), ), on recherche dans la liste /, à l'étape 320, s'il existe, l'événement {ACR(t'p), t'p} programmé à un temps t'p au delà du temps de programmation le plus proche tp "(k) pour un débit ACR(t'p) inférieur ou égal au débit demandé ER(k). Au cas où il existerait plusieurs événements {ACR(t'p), t'p}, on recherchera seulement celui qui a le plus petit des temps t'p.
Si cet événement n'existe pas, le temps de programmation tp(k) devient égal au temps de programmation le plus éloigné tp "(k) = tb(k) + x2 (étape 321). Par contre, si cet élément {ACR(t'p), t'p) existe, on supprime de la liste /, à l'étape 322, tout événement programmé à un temps égal et au delà du temps de programmation tp' de cet événement. De plus, on égalise, à l'étape 323, le temps de programmation tp(k) au temps de programmation tp' de cet élément. 23
On vérifie, à l'étape 324, si le nombre d'éléments de programmation présents dans la liste / est inférieur ou s'il est égal à N.
Si la liste / est pleine (N éléments de programmation se trouvent dans la liste /)
(étape 325), alors si le débit demandé ER(k) est supérieur ou égal au débit de programmation ACR(N) du dernier élément enregistré dans la liste /, on modifie, à l'étape 326, le temps de programmation tp(k) pour qu'il devienne égal au temps de programmation tpι(N) de cet élément.
L'avant-dernier élément de la liste est modifié à l'étape 327 de manière que son débit ACR(N-1) soit la plus grande des deux valeurs correspondant respectivement aux débits de programmation du dernier élément et de l'avant-dernier élément :
ACR(N-1) = MAX(ACR(N), ACR(N-1)). Puis on supprime le dernier élément
{ACR(N),tpl(N)} .
Dans tous les cas, on rajoute ensuite dans la liste / l'élément {ACR(tp(k)),tp(k)} avec ACR(tp(k)) = ER(k) correspondant au débit demandé ER(k) pour le temps de programmation tp(k) déterminé.
Pour illustrer ce mode de réalisation, on a construit le graphe de la Fig. 5 pour l'arrivée de 8 cellules au temps tb = 5, 7, 9, 11, 16, 21, 25 et 35. Ces cellules portent respectivement les débits ER = 110, 130, 150, 100, 70, 50 et 60. Le délai le plus court x3 est égal à 10 alors que le délai le plus long x2 est égal à 20. Le nombre d'événements supporté dans la liste / est N = 2.
La première cellule arrive donc au temps tb(0) = 5 et porte le débit ER(0) = 110. Le temps de programmation le plus proche est égal à 15 pour lequel le débit programmé est 100. On comprendra que le débit programmé est en réalité le résultat de la fonction ACR(/, tb(k) + χ3) telle qu'elle est décrite ci-dessus. Comme précédemment, le premier élément dans la liste sera donc le suivant : { 110, 15} correspondant au débit porté ER(0) et au temps de programmation le plus proche tb(0) + x3. On a marqué I l'échelon résultant correspondant.
Le processus sera semblable pour la seconde cellule 1 arrivée au temps tb( 1 ) et aboutit à l'enregistrement dans la liste / du second élément { 130, 17}. On a marqué II l'échelon correspondant.
La liste / se présente alors sous la forme suivante :
1 10 15__
130 17 24
La troisième cellule arrive au temps tb(2) ≈ 9 et le débit porté est ER(2) = 150 Ce débit est supérieur à celui qui est prévu au temps de programmation le plus proche, à savoir tb(2) + x3 = 19 qui est 130 Cependant la liste / est pleine (le nombre d'éléments dans la liste / est égal à N = 2) Le dernier élément enregistré dans la liste a pour temps de programmation tpι(N) le temps 17 qui est inférieur au temps de programmation le plus proche II est résulte que le temps de programmation devient égal à ce temps de programmation tp(k) = tpι(N) On supprime le dernier élément de la liste, à savoir l'élément {130, 17} Puis on rajoute dans la liste l'élément {ER(k), tp(k)} soit l'élément { 150, 17} On a marqué III l'échelon correspondant
La liste / se présente alors sous la forme suivante
110 15
150 17
La quatrième cellule arrive au temps tb(3) = 11 Le débit porté est ER(3) = 100 qui est inférieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche qui est maintenant 150 On peut constater que le temps de programmation est maintenant égal à tp(3) = tb(3) + x2, soit le temps tp(3) = 31 Cependant la liste est pleine Le temps de programmation n'est pas modifié puisque le débit demandé ER(3) = 100 est inférieur au débit du dernier élément enregistré dans la liste /, soit 150
Le débit de l'avant-dernier élément ACR(N-1) est égalé au débit du dernier élément ACR(N) = 150 On a donc maintenant l'événement { 150, 15} Le dernier élément {AC(N), tpι(N)} = { 150, 17} est dors supprimé de la liste / La liste / se présente alors sous la forme suivante
150 15
Enfin, l'élément {ACR(k), tp(k)} est ajouté à la liste / qui est maintenant la suivante 25
150 15
100 31
On a marqué IV l'échelon correspondant à cette suite d'opérations.
Au temps t = 15, le débit contrôlé passe de 100 à 150 et l'événement correspondant {150, 15} est supprimé de la liste / qui ne comporte plus que l'élément { 100, 31 } . Elle se présente donc sous la forme
100 31
La cinquième cellule arrive au temps tb(4) = 16 avec un débit porté qui est égal à ER(4) = 70 inférieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche. On peut alors constater que le temps de programmation est maintenant égal à tp(4) = tb(4) + x2, soit le temps tp(4) = 36.
L'élément {ER(k), tp(k)} est ajouté à la liste / qui est maintenant la suivante .
100 31
70 36
On a marqué V l'échelon correspondant.
La sixième cellule arrive au temps tb(5) = 21. Le débit porté est ER(5) = 50 qui est inférieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche On peut constater que le temps de programmation est maintenant égal à tp(5) = tb(5) + x2, soit le temps tp(5) = 41 Cependant la liste est pleine. Le temps de programmation n'est pas modifié puisque le débit demandé ER(k) est inférieur au débit du dernier élément enregistré dans la liste /
Le débit de l'avant-dernier élément ACR(N-1) n'est pas modifié et le dernier élément {ACR(N), tpi(N)} = {70, 36} est supprimé
Enfin, l'élément {ER(k), tp(k)} est ajouté à la liste / qui est maintenant la suivante 26
100 31
50 41
On a marqué VI l'échelon correspondant.
L'algorithme selon ce second mode de mise en œuvre peut s'écrire sous la forme dite de pseudo-code de la manière suivante :
A) Pour chaque instant tb(k) correspondant à l'arrivée d'une cellule portant le débit demandé ER(k) :
1 ) si ER (k) > ACR(/, tp "(k)) alors supprimer dans la liste ordonnée / tous les éléments de programmation {ACR(i), tpι(i)) tels que tp,(i) > tpχk), si la liste est pleine (N éléments dans la liste) alors si (tpι(N) < tp "(k) alors tp(k) = tpι(N) supprimer le dernier élément (ACR(N), tpl(N)) sinon tp(k) = tp "(k)
2) si ER(k) < ACR(/, V(k)) alors rechercher dans la liste / l'élément {ACR',tp'} de plus petit t'p tel que ACR* < ACR(k) et t'p > tp "(k) si l'élément {ACR',tp'} existe alors supprimer dans la liste ordonnée / tous les éléments de programmation {ACR(i),tpι(i)} tels que tpι(i) > t'p et faire tp(k) = t'p, si l'élément (ER',tp') n'existe pas alors tp(k) = tp +(k). Si la liste est pleine (N éléments dans la liste) alors si ER (k) > ACR(N) alors tp(k) = tpl(N) ACR(N-1) = Max(ACR(N-l), ACR(N)) supprimer le dernier élément {ACR(N), tpι(N)} 27
3) rajouter dans la liste après la dernière programmation l'élément {ACR(t), t)} avec ACR(t) = ER(k) et t = tp(k).
B) à l'expiration de la première date de programmation (t = tp(l)) :
ACR(t) = ACR(l); supprimer le premier élément {ACR(l), tp(l)} de la liste 1.
On propose ci-après un autre mode de mise en oeuvre selon l'invention qui est décrit en relation avec la Fig. 6.
Comme dans les modes de réalisation précédemment décrits, on compare, à l'étape 400, le débit demandé ER(k) avec le débit programmé au temps de programmation le plus proche. On rappelle que la valeur de ce débit est déterminée par la fonction ACR(/, t) décrite ci-dessus. Si le débit demandé ER(k) est supérieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche ACR(tb(k) + x3), alors, comme précédemment on supprime, à l'étape 410, de la liste /, tous les événements de programmation prévus à un temps supérieur ou égal au temps de programmation le plus proche (tb(k) + x3). Si la liste est pleine (le nombre d'événements stockés dans la liste / est égal à N) (étape 411), on met en œuvre, à l'étape 412, une fonction FR dont l'objet est de réduire le nombre d'éléments dans la liste /. Un exemple de mise en oeuvre de cette fonction est donné ci-dessous. Par contre, si la liste n'est pas pleine, on passe directement à l'étape suivante. Celle-ci, étape 413, consiste à programmer l'événement {ACR(tp(k)), tp(k)} avec ACR(tp(k)) = ER(k) et tp(k) = tp "(k). Si le débit demandé ER(k) est égal au débit programmé au temps de programmation le plus proche ACR(/, tp "(k)), alors on supprime, à l'étape 420, dans la liste /, tous les éléments de programmation prévus au delà de ce temps de programmation le plus proche tp "(k) = (tb(k) + x3).
Si le débit demandé ER(k) est inférieur au débit programmé ACR(/, tp "(k)), on recherche dans la liste /, à l'étape 430, s'il existe, l'événement {ACR(t'p(k), t'p(k)} programmé à un temps t'p(k) au delà du temps de programmation le plus proche tel que le débit ACR(t'p(k)) est inférieur au débit demandé ER(k). Si plusieurs 28
événements {ACR(t'p(k), t'p(k)} existent, on ne recherchera que le premier de ces événements pour lequel le temps t'p(k) est le plus petit.
Si cet événement n'existe pas et que la liste / est pleine (étape 431), on met en œuvre, à l'étape 432, la fonction de réduction FR mentionnée ci-dessus. Puis à l'étape 433, on rajoute, dans la liste /, l'élément de programmation {ACR(tp(k)), tp(k)} dont le débit ACR(tp(k)) correspond au débit demandé ER(k) et dont le temps de programmation est le temps de programmation le plus éloigné tp(k) = tb(k) + χ2.
Si l'événement recherché à l'étape 430 n'existe pas et qu'en plus la liste / n'est pas pleine (étape 431), on ajoute directement l'élément de programmation {ACR(tp(k)), tp(k)} dont le débit ACR(tp(k)) correspond au débit demandé ER(k) et dont le temps de programmation est le temps de programmation le plus éloigné tp +(k) = tb(k) + x2 (étape 433).
Par contre, si l'élément recherché (ACR, tp') existe, on supprime, à l'étape 434, toute programmation prévue à un temps supérieur ou égal au temps de programmation tp' .
Si la liste / est pleine (N éléments de programmation se trouvent dans la liste /) (étape 435), on met en œuvre, à l'étape 436, la fonction de réduction FR mentionnée ci-dessus, puis on ajoute, à l'étape 437, à la liste /, l'élément {ACR(tp(k)), tp(k)} dont le débit ACR(tp(k)) correspond au débit demandé ER(k) et dont le temps de programmation tp(k) devient égal au temps de programmation tp' de l'élément de programmation recherché.
Par contre, si la liste / n'est pas pleine, on ajoute directement, également à l'étape 437, l'élément {ACR(tp(k)), tp(k)} dont le débit ACR(tp(k)) correspond au débit demandé ER(k) et dont le temps de programmation tp(k) devient égal au temps de programmation tP' de l'élément de programmation recherché.
La fonction FR va d'abord déterminer deux événements de programmation consécutifs de la liste / et va donner finalement un seul événement qui sera tel qu'il en résultera une surévaluation du débit à contrôler. Le choix des deux événements considérés est avantageusement fait de manière à limiter la surévaluation de débit de contrôle qui résulte de l'application de la fonction FR.
Selon un mode avantageux de réalisation de la fonction de réduction FR, celle- ci consiste à rechercher d'abord dans la liste /, qui est ordonnée selon l'ordre croissant des temps de programmation tpi, les deux éléments successifs pour lesquels le produit de l'augmentation ou de la diminution de débit par la mesure de l'intervalle 29
de temps compris entre leurs deux temps de programmation soit minimum. Ainsi, sont recherchés les deux éléments {ACR(X),tpι(X)} et {ACR(X-l),tp)(X-l)} tels que la valeur de l'expression |(ACR(X)-ACR(X-l)|.(tpι(X)-tpι(X-l) soit minimale, X étant l'ordre dans la liste / du deuxième de ces deux éléments successifs. Si le débit de programmation ACR(X) du second élément est supérieur au débit de programmation ACR(X-l) du premier élément, on élimine le second élément et on affecte au premier le débit du second. Ainsi, des deux éléments {ACR(X),tpι(X)} et {ACR(X-l),tpι(X-l)}, il ne restera qu'un élément {ACR(X), tpι(X-l)} dont le débit correspond au débit de programmation du second élément et dont le temps de programmation est celui de premier.
Par contre, si le débit de programmation ACR(X) du second élément n'est pas supérieur au débit de programmation ACR(X-l) du premier élément, on élimine le second élément.
L'ordre des éléments d'ordre supérieur ou égal à X est modifié de manière que l'ordre de la case libre de la liste / soit celle d'ordre N. Ceci se traduit par la mise en oeuvre de l'instruction suivante :
Pour i = X à N-l, ACR(i) = ACR(i+l) et tp!(i) = tpI(i+l).
L'ensemble de ces opérations peut s'exprimer par le pseudo-code suivant :
Si ACR(X) > ACR(X - 1) alors on programme le plus grand des deux derniers débits.
ACR(X-1) = ACR(X). Supprimer l'élément d'ordre X.
Pour i = X jusqu'à N-l alors on décale les programmations d'une case mémoire.
ACR(i) = ACR(i + 1) et tp,(i) = tp,(i + 1) Fin du pour. Insérer à l'ordre N le nouvel événement {ACR(N), tp(N)} = {ER(k), tp(k)} .
On va donner ci-dessous, en relation avec la Fig. 7, un exemple de mise en œuvre du procédé selon ce mode de réalisation pour l'arrivée de 9 cellules aux temps tb = 5, 7, 9, 11, 14, 16, 21, 25 et 35. Ces cellules portent respectivement les débits ER = 1 10, 150, 160, 130, 120, 70, 50, 60 et 90. Le délai le plus court x3 est égal à 30
10 alors que le délai le plus long x2 est égal à 20. Le nombre d'éléments supporté dans la liste / est N = 4.
La première cellule arrive donc au temps tb(0) = 5 et porte le débit ER(0) = 110. Le temps de programmation le plus proche est égal à 15 pour lequel le débit programmé est 100. Comme précédemment, le second élément dans la liste sera donc le suivant : {110, 15} correspondant au débit porté ER(0) et au temps de programmation le plus proche tb(0) + x3. On a marqué I l'échelon de débit correspondant.
Le processus sera semblable pour les seconde et troisième cellules et aboutit à l'enregistrement dans la liste / du second élément { 150, 17} et du troisième élément { 160, 19} . On a marqué II et III les échelons respectifs correspondants.
La quatrième cellule arrive au temps tb(3) = 11 et le débit porté est ER(3) = 130. Ce débit est inférieur à celui qui est prévu au temps de programmation le plus proche, à savoir tb(3) + x3 = 21 qui est 160. L'étape de recherche n'aboutit pas. La liste / n'est pas pleine et l'élément {130,31} dont le débit est égal au débit demandé ER(3) et dont le temps de programmation est le temps de programmation le plus éloigné tp(3) = tb(3) + x2 est ajouté à la liste /.
La liste / se présente donc sous la forme suivante :
110 15
150 17
160 19
Figure imgf000032_0001
130 31
On a marqué IV l'échelon correspondant à cette dernière opération.
La cinquième cellule arrive au temps tb(4) =14 et le débit porté est ER(4) = 120 qui est inférieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche. La recherche n'aboutit pas. Cependant la liste / est pleine. On met donc en œuvre la fonction de réduction qui, comme on peut aisément le vérifier conduit à la suppression de l'élément de programmation { 150, 17} et à l'ajout de l'événement { 160, 17}. En effet, le produit |(ACR(X)-ACR(X-l)|.(tpι(X)-tpι(X-l) = |160- 150|.(19-17) est minimum. Puis, on ajoute, dans la liste /, l'élément dont le débit est égal au débit demandé ER(4) et donc le temps de programmation est le temps de programmation le plus éloigné tp(4) = tb(4) + χ2 est ajouté à la liste /. 31
La liste / devient donc la suivante
110 15
160 17
130 31
Figure imgf000033_0001
120 34
On a marqué V l'échelon correspondant résultant de ces opérations.
Le contrôle correspondant à l'élément {110, 15} est mis en œuvre et cet élément est supprimé de la liste
La sixième cellule arrive au temps tb(5) = 16 avec un débit demandé égal à 70. Ce débit est inférieur à toute programmation et l'élément {70, 36} est ajouté à la liste / qui devient :
160 19
130 31
120 34
Figure imgf000033_0002
70 36
On a marqué VI l'échelon correspondant résultant de ces opérations
Le contrôle correspondant à l'élément {160, 19} est mis en œuvre et cet élément est supprimé de la liste
Au temps tb(6) égal à 21 arrive la septième cellule. Elle porte le débit demandé
ER(6) = 50 qui est inférieur à toute programmation. Il en résulte que l'élément
{50,41 } est ajouté à la liste qui devient •
130 31
120 34
70 36
Figure imgf000033_0003
50 41
On a marqué VTI l'échelon correspondant résultant de ces opérations 32
Au temps tb(7) égal à 25 arrive la huitième cellule laquelle porte le débit demandé 60. La recherche aboutit à l'élément {50, 41 } qui est supprimé de la liste /. La liste n'est pas pleine et l'élément {60,41 } est ajouté à la liste / qui devient :
130 31
120 34
70 36
Figure imgf000034_0001
60 41
On a marqué VIII l'échelon correspondant résultant de ces opérations.
Les contrôles correspondant aux éléments {130,31 } et {120,34} sont mis en œuvre et ces éléments sont supprimés de la liste /.
Au temps tb(8) égal à 35 arrive la neuvième cellule laquelle porte le débit demandé 90 supérieur au débit programmé pour le temps de programmation le plus proche. La liste / n'est pas pleine et l'élément de programmation {90,45} est ainsi ajouté à la liste qui devient :
70 36
60 41
90 45
Figure imgf000034_0002
On a marqué IX l'échelon correspondant résultant de ces opérations.
Dans la présente description, on a essentiellement décrit des procédés. Cependant, on comprendra que la présente invention concerne également des unités d'interface utilisateur-réseau qui comportent des moyens pour mettre en œuvre les étapes des procédés décrits.

Claims

33
REVENDICATIONS 1) Procédé de contrôle de la conformité du débit des cellules de données émises par un terminal source en communication avec un terminal destinataire, via un réseau à haut débit, par exemple un réseau utilisant le mode de transfert dit ATM, ledit réseau comportant des unités d'interface utilisateur-réseau auxquels sont connectés lesdits terminaux, et, éventuellement, des unités d'interface réseau-réseau, ledit terminal source émettant périodiquement une cellule dite de gestion de ressources qui est retournée par le terminal destinataire audit terminal source sous la forme d'une cellule dite de gestion de ressources retour, ladite cellule de gestion de ressources comprenant un champ dans lequel est stockée la valeur d'un débit demandé, ledit procédé comprenant un processus de contrôle (21b) consistant à vérifier la conformité du débit des cellules émises par ledit terminal source avec un débit programmé par un processus dit processus de programmation, caractérisé en ce que ledit processus de programmation consiste, à l'arrivée d'une cellule de gestion de ressources retour (BW-RM) d'ordre k à ladite unité d'interface (21), à déterminer la date, dite date de programmation (tp(k)), de la prise en compte par ledit processus de contrôle (21b) de la demande de débit (ER(k)) contenue dans le champ de ladite cellule (BW-RM), ladite date de programmation étant égale à ladite date d'arrivée (tb(k)) retardée du délai minimum aller-retour (x3) entre l'interface et le terminal, dite date de programmation la plus proche, lorsque ladite prise en compte à cette date de programmation la plus proche aboutit à une augmentation de débit programmé et étant supérieur au temps de programmation le plus proche et inférieur à ladite date d'arrivée (tb(k)) retardée d'un délai maximum aller-retour (x2), (tb(k) + χ2) étant dite date de programmation la plus éloignée, si sa prise en compte audit temps de programmation le plus proche (tb(k) + x3) avait abouti à une diminution de débit et, à transmettre, à l'échéance du temps de programmation (tp(k)), ladite valeur de débit à contrôler (ACR(tp(k))) audit processus de contrôle (21b) pour contrôle du flux émis par ledit terminal source.
2) Procédé selon la revendication 1, caractérisé en ce qu'il consiste à tenir une liste (1) d'événements de programmation, chaque événement étant défini par un couple de valeurs dont la première représente une valeur de débit ACR(tp(k)) et dont la seconde représente la date de programmation tp(k) de ladite valeur de débit ACR(tp(k)), et ladite liste étant ordonnée suivant ladite date de programmation des événements. 34
3) Procédé selon la revendication 2, caractérisé en ce qu'il consiste pour connaître le débit programmé (ACR(tp "(k))) à la date d'arrivée tb(k) retardée de la durée minimale d'aller retour x3 (tp "(k) = tb(k) + x3), à définir une fonction ACR(/,t) qui, à partir des événements présents dans la liste /, détermine la valeur du débit programmé à un temps quelconque t de la manière suivante : si, dans ladite liste /, il existe au moins un événement de programmation
{ACR(tp), tp} prévu à un temps de programmation tp compris entre le temps présent to et le temps t, ladite valeur est égale au débit de programmation de cet événement
ACR(tp) et, s'il y en a plusieurs, elle est égale au débit de programmation du dernier de ces événements, et si, toujours dans cette liste, il n'existe pas d'événements programmés entre le temps présent to et t, ladite valeur est égale à la valeur du débit actuellement contrôlé dans le processus de contrôle.
4) Procédé selon la revendication 2 ou 3, caractérisé en ce qu'il consiste à : à l'arrivée à l'unité d'interface (21) auquel est connecté ledit terminal source, d'une cellule de gestion de ressources retour (BW-RM) de numéro de référence (k), à comparer le débit (ER(k)) que porte ladite cellule avec le débit programmé (ACR(/,tp '(k))) à l'instant de programmation le plus proche, puis si ladite comparaison effectuée à chaque arrivée d'une cellule de gestion de ressources (BW-RM) montre que le débit demandé ER(k) est supérieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche (ACR(/,tp "(k))), supprimer, de ladite liste /, tout événement de programmation de débit prévu à un temps supérieur ou égal au temps de programmation le plus proche (tp "(k)) et rajouter, dans ladite liste /, un événement dont le débit contrôlé est égal à la valeur du débit ER(k) porté par ladite cellule et dont le temps de programmation est le temps de programmation le plus proche (tp '(k) = tb(k) + x3), si ladite comparaison montre que le débit demandé ER(k) est égal au débit programmé ACR(/,tp "(k)) au temps programmation le plus proche, supprimer, de la liste /, tout événement de programmation de débit dont le temps de programmation est supérieur au temps de programmation le plus proche (tp "(k) = tb(k) + x3), si ladite comparaison montre que le débit demandé ER(k) est inférieur au débit programmé ACR(/,tp "(k)), rechercher, dans ladite liste /, s'il existe un événement dont le temps de programmation (t'p) est le plus petit temps de programmation dans la 35
liste supérieur au temps le plus proche et dont le débit est inférieur ou égal au débit demandé ER(k), si cette recherche montre que cet événement n'existe pas, rajouter, dans la liste /, un événement dont le débit est égal à la valeur du débit demandé ER(k) et dont le temps de programmation est le temps de programmation le plus éloigné (tp +(k) = tb(k) + x2) et, si cette recherche montre que cet événement existe, supprimer, de la liste /, tout événement de programmation dont le temps de programmation est supérieur ou égal au temps de programmation (t'p) dudit événement ainsi trouvé et rajouter, dans la liste /, un événement dont le débit est égal à la valeur du débit demandé ER(k) et dont le temps de programmation est égal au temps de programmation dudit événement trouvé (t'p), et, à changer le débit de contrôle du processus de contrôle (21b) avec le débit du premier événement {ACR(l), tp(l)} programmé dans la liste d'événements de programmation lorsque le temps de programmation tp(l) dudit premier événement .arrive à échéance.
5) Procédé selon une des revendications 2 à 4, caractérisé en ce qu'il consiste à limiter le nombre d'événements stockés dans ladite liste / à un nombre fini N d'événements égal ou supérieur à deux, et, avant de rajouter un nouvel événement dans ladite liste, à vérifier si le nombre d'événements contenus dans ladite liste n'est pas supérieur audit nombre fini et, dans ce cas, à mettre alors en œuvre une fonction de réduction du nombre d'événements contenus dans la liste.
6) Procédé selon la revendication 4 ou 5, caractérisé en ce que ladite fonction de réduction consiste, lorsque le débit demandé (ER(k)) que porte la cellule de gestion de ressources retour (BW-RM) d'ordre k arrivée à l'instant (tb(k)) est égal au débit programmé (ACR(/,tp "(k))) à l'instant de programmation le plus proche (tp " (k)=tb(k)+x3), à supprimer, de la liste 1, tout événement de programmation de débit dont le temps de programmation est supérieur ou égal au temps de programmation le plus proche (tp "(k)=tb(k)+x3) et à rajouter dans la liste 1 un événement dont le débit est égal à la valeur du débit (ER(k)) porté par ladite cellule de gestion de ressources retour (BW-RM) et dont le temps de programmation est le temps de programmation le plus proche (tp "(k)=tb(k)+x3).
7) Procédé selon l'une des revendications 4 à 6, caractérisé en ce qu'il consiste, lors du rajout dans la liste d'un événement pour un temps correspondant au temps le 36
plus proche (tp "(k)=tb(k)+x3), à vérifier, avant de rajouter ledit événement, si le nombre d'événements dans la liste 1 est égal audit nombre fini N et si le temps de programmation du dernier événement dans la liste 1 (tp(N)) est inférieur ou égal au temps de programmation le plus proche (tp "(k)=tb(k)+x3), à définir le temps de programmation de l'événement à rajouter (tp(k)) comme étant égal audit temps de programmation du dernier événement de la liste, à supprimer le dernier événement de la liste, et à rajouter ledit événement à rajouter à la place du dernier événement dans la liste 1, sinon, si le nombre d'événements dans la liste est inférieur audit nombre fini N, à définir le temps de programmation de l'événement à rajouter comme étant égal au temps de programmation le plus proche (tp '(k)=tb(k)+x3), et à rajouter ledit événement dans la liste.
8) Procédé selon une des revendications 4 à 7, caractérisé en ce qu'il consiste, lors d'un rajout d'un événement dans la liste pour un temps correspondant au temps le plus éloigné, à vérifier, avant de rajouter ledit événement, si le nombre d'événements dans la liste 1 est égal audit nombre fini N, et, si c'est le cas, à remplacer le temps de programmation (tp(k)) de l'événement à rajouter par le temps de programmation du dernier événement de la liste (tpι(N) si le débit dudit événement à rajouter (ER(k)) est supérieur ou égal au dernier débit programmé dans la liste ER(N), puis à programmer à la place de l'avant-dernier événement de la liste (d'ordre N-l), un événement dont le temps de programmation est celui de l'avant-dernier événement de la liste 1 (ACR(N-l),(tpι(N-l)), et le débit est le plus grand débit entre les débits des deux derniers événements de la liste 1 (ACR(N - 1 ) = Max( ACR(N -
1), ACR(N))), puis à rajouter l'événement à rajouter à la place du dernier événement dans la liste 1. 9) Procédé selon la revendication 5 à 8 , caractérisé en ce qu'il consiste, lors du rajout d'un événement dans la liste /, à vérifier si le nombre d'événements contenus dans la liste / ne dépasse pas ledit nombre fini, et si tel est le cas, à rechercher dans la liste / deux événements successifs pour lesquels le produit de l'augmentation ou de la diminution de débit par la mesure de l'intervalle de temps compris entre leurs deux temps de programmation soit minimum puis à leur substituer un événement dont le débit est le plus grand des deux débits et le temps de programmation est le premier des deux temps de programmation
10) Unité d'interface utilisateur-réseau à laquelle peuvent être connectés, d'une part, un terminal source et, d'autre part, un réseau à haut débit, par exemple 37
un réseau utilisant le mode de transfert dit ATM, un terminal source connecté à ladite unité émettant périodiquement une cellule dite de gestion de ressources qui est retournée sous la forme d'une cellule dite de gestion de ressources retour par un terminal destinataire avec lequel le terminal source est en communication, ladite cellule de gestion de ressources comprenant un champ dans lequel est stockée la valeur d'un débit demandé, ladite unité d'interface comprenant des moyens pour mettre en œuvre un processus de contrôle (21b) consistant à vérifier la conformité du débit des cellules émises par ledit terminal source avec un débit programmé par des moyens mettant en œuvre un processus de programmation, caractérisée en ce que lesdits moyens pour mettre en œuvre ledit processus de programmation sont prévus pour, d'une part, déterminer, à l'arrivée d'une cellule de gestion de ressources retour (BW-RM) d'ordre k à ladite unité d'interface (21), la date, dite date de programmation (tp(k)), de la prise en compte par ledit processus de contrôle (21b) de la demande de débit (ER(k)) contenue dans le champ de ladite cellule (BW-RM), ladite date de programmation étant égale à ladite date d'arrivée (t (k)) retardée du délai minimum aller-retour (x3) entre ladite interface et ledit terminal, dite date de programmation la plus proche, lorsque ladite prise en compte à cette date de programmation la plus proche aboutit à une augmentation de débit programmé et étant supérieur au temps de programmation le plus proche et inférieur à ladite date d'arrivée (tb(k)) retardée d'un délai maximum aller-retour (x2), (tb(k) + x2) étant dite date de programmation la plus éloignée, si sa prise en compte audit temps de programmation le plus proche (tb(k) + x3) avait abouti à une diminution de débit et pour, d'autre part, transmettre, à l'échéance du temps de programmation (tp(k)), ladite valeur de débit à contrôler (ACR(tp(k))) auxdits moyens pour mettre en œuvre ledit processus de contrôle (21b) pour contrôle du flux émis par ledit terminal source.
11) Unité d'interface utilisateur-réseau selon la revendication 10, caractérisée en ce qu'elle comprend des moyens pour tenir une liste (1) d'événements de programmation, chaque événement étant défini par un couple de valeurs dont la première représente une valeur de débit ACR(tp(k)) et dont la seconde représente la date de programmation tp(k) de ladite valeur de débit ACR(tp(k)), et ladite liste étant ordonnée suivant ladite date de programmation des événements.
12) Unité d'interface utilisateur-réseau selon la revendication 11, caractérisée en ce qu'elle comprend des moyens pour connaître le débit programmé (ACR(tp "(k))) 38
à la date d'arrivée tb(k) retardée de la durée minimale d'aller retour x3 (tp "(k) - tb(k) + x3) et qui définissent une fonction ACR(/,t) permettant de déterminer, à partir des événements présents dans la liste /, la valeur du débit programmé à un temps quelconque tde et ce, de la manière suivante : si, dans ladite liste /, il existe au moins un événement de programmation
{ACR(tp), tp} prévu à un temps de programmation tp compris entre le temps présent to et le temps t, ladite valeur est égale au débit de programmation de cet événement ACR(tp) et, s'il y en a plusieurs, elle est égale au débit de programmation du dernier de ces événements, et si, toujours dans cette liste, il n'existe pas d'événements programmés entre le temps présent toet t, ladite valeur est égale à la valeur du débit actuellement contrôlé dans le processus de contrôle.
13) Unité d'interface utilisateur-réseau selon la revendication 11 ou 12, caractérisée en ce qu'elle comporte des moyens qui : à l'arrivée à l'unité d'interface (21) auquel est connecté ledit terminal source, d'une cellule de gestion de ressources retour (BW-RM) de numéro de référence (k), comparent le débit (ER(k)) que porte ladite cellule avec le débit programmé (ACR(/,tp "(k))) à l'instant de programmation le plus proche, qui si ladite comparaison effectuée à chaque arrivée d'une cellule de gestion de ressources (BW-RM) montre que le débit demandé ER(k) est supérieur au débit programmé au temps de programmation le plus proche (ACR(/,tp "(k))), suppriment, de ladite liste /, tout événement de programmation de débit prévu à un temps supérieur ou égal au temps de programmation le plus proche (tp '(k)) et rajoutent, dans ladite liste /, un événement dont le débit contrôlé est égal à la valeur du débit ER(k) porté par ladite cellule et dont le temps de programmation est le temps de programmation le plus proche (tp '(k) = tb(k) + x3), qui, si ladite comparaison montre que le débit demandé ER(k) est égal au débit programmé ACR(/,tp "(k)) au temps programmation le plus proche, suppriment, de la liste /, tout événement de programmation de débit dont le temps de programmation est supérieur au temps de programmation le plus proche (tp '(k) = tb(k) + x3), qui, si ladite comparaison montre que le débit demandé ER(k) est inférieur au débit programmé ACR(/,tp "(k)), recherchent, dans ladite liste /, s'il existe un événement dont le temps de programmation (t'p) est le plus petit temps de programmation dans la liste supérieur au temps le plus proche et dont le débit est 39
inférieur ou égal au débit demandé ER(k), et, si cette recherche montre que cet événement n'existe pas, rajoutent, dans la liste /, un événement dont le débit est égal à la valeur du débit demandé ER(k) et dont le temps de programmation est le temps de programmation le plus éloigné (tp +(k) = tb(k) + x2) alors que si cette recherche montre que cet événement existe, ils suppriment, de la liste /, tout événement de programmation dont le temps de programmation est supérieur ou égal au temps de programmation (t'p) dudit événement ainsi trouvé et ils rajoutent, dans la liste /, un événement dont le débit est égal à la valeur du débit demandé ER(k) et dont le temps de programmation est égal au temps de programmation dudit événement trouvé (t'p), et qui changent le débit de contrôle du processus de contrôle (21b) avec le débit du premier événement {ACR(l), tp(l)} programmé dans la liste d'événements de programmation lorsque le temps de programmation tp(l) dudit premier événement arrive à échéance.
14) Unité d'interface utilisateur-réseau selon une des revendications 11 à 13, caractérisée en ce qu'elle comprend des moyens pour limiter le nombre d'événements stockés dans ladite liste / à un nombre fini N d'événements égal ou supérieur à deux, et qui, avant de rajouter un nouvel événement dans ladite liste, vérifient si le nombre d'événements contenus dans ladite liste n'est pas supérieur audit nombre fini et, dans ce cas, mettent en œuvre une fonction de réduction du nombre d'événements contenus dans la liste.
15) Unité d'interface utilisateur-réseau selon la revendication 13 ou 14, caractérisée en ce que ladite fonction de réduction consiste, lorsque le débit demandé (ER(k)) que porte la cellule de gestion de ressources retour (BW-RM) d'ordre k arrivée à l'instant (tb(k)) est égal au débit programmé (ACR(/,tp "(k))) à l'instant de programmation le plus proche (tp "(k)=tb(k)+x ), à supprimer, de la liste 1, tout événement de programmation de débit dont le temps de programmation est supérieur ou égal au temps de programmation le plus proche (tp "(k)=tb(k)+χ3) et à rajouter dans la liste 1 un événement dont le débit est égal à la valeur du débit (ER(k)) porté par ladite cellule de gestion de ressources retour (BW-RM) et dont le temps de programmation est le temps de programmation le plus proche (tp "(k)=tb(k)+x3).
16) Unité d'interface utilisateur-réseau selon l'une des revendications 13 à 15, caractérisée en ce qu'elle comporte des moyens pour vérifier, lors du rajout dans la liste d'un événement pour un temps correspondant au temps le plus proche (tp ~ (k)=tb(k)+x3), et avant de rajouter ledit événement, si le nombre d'événements dans la 40
liste 1 est égal audit nombre fini N et si le temps de programmation du dernier événement dans la liste 1 (tp(N)) est inférieur ou égal au temps de programmation le plus proche (tp '(k)=tb(k)+x3), et qui définissent alors le temps de programmation de l'événement à rajouter (tp(k)) comme étant égal audit temps de programmation du dernier événement de la liste, suppriment le dernier événement de la liste, et rajoutent ledit événement à rajouter à la place du dernier événement dans la liste 1, sinon, si le nombre d'événements dans la liste est inférieur audit nombre fini N, lesdits moyens sont prévus pour définir le temps de programmation de l'événement à rajouter comme étant égal au temps de programmation le plus proche (tp '(k)=tb(k)+τ3), et ils rajoutent ledit événement dans la liste.
17) Unité d'interface utilisateur-réseau selon une des revendications 13 à 16, caractérisée en ce qu'elle comporte des moyens pour vérifier, lors d'un rajout d'un événement dans la liste pour un temps correspondant au temps le plus éloigné et avant de rajouter ledit événement, si le nombre d'événements dans la liste 1 est égal audit nombre fini N, et, si c'est le cas, pour remplacer le temps de programmation (tp(k)) de l'événement à rajouter par le temps de programmation du dernier événement de la liste (tpι(N) si le débit dudit événement à rajouter (ER(k)) est supérieur ou égal au dernier débit programmé dans la liste ER(N), pour programmer à la place de l'avant-dernier événement de la liste (d'ordre N-l), un événement dont le temps de programmation est celui de l'avant-dernier événement de la liste 1 (ACR(N-l),(tpι(N-l)), et le débit est le plus grand débit entre les débits des deux derniers événements de la liste 1 (ACR(N - 1) = Max(ACR(N - 1),ACR(N))), pour rajouter l'événement à rajouter à la place du dernier événement dans la liste 1
18) Unité d'interface utilisateur-réseau selon la revendication 14 à 17, caractérisée en ce qu'elle comporte des moyens pour vérifier, lors du rajout d'un événement dans la liste /, si le nombre d'événements contenus dans la liste / ne dépasse pas ledit nombre fini, et si tel est le cas, pour rechercher dans la liste / deux événements successifs pour lesquels le produit de l'augmentation ou de la diminution de débit par la mesure de l'intervalle de temps compris entre leurs deux temps de programmation soit minimum puis pour leur substituer un événement dont le débit est le plus grand des deux débits et le temps de programmation est le premier des deux temps de programmation.
PCT/FR1999/000495 1998-03-12 1999-03-04 Procede et dispositif de controle de la conformite du debit des cellules de donnees WO1999046901A1 (fr)

Priority Applications (5)

Application Number Priority Date Filing Date Title
DE69922889T DE69922889T2 (de) 1998-03-12 1999-03-04 Verfahren und vorrichtung zur kontrolle der bitratenkonformität von datumzellen
CA002289483A CA2289483C (fr) 1998-03-12 1999-03-04 Procede et dispositif de controle de la conformite du debit des cellules de donnees
US09/423,729 US6597659B1 (en) 1998-03-12 1999-03-04 Method of and apparatus for conforming data cell transmission rate between source and destination terminals
JP54544799A JP2001525156A (ja) 1998-03-12 1999-03-04 宛先端末と通信を行なうソース端末により送信されたデータセルの伝送レート一致制御方法および前記方法を実行するのに提供されたユーザ−ネットワークインターフェースユニット
EP99939243A EP0981879B1 (fr) 1998-03-12 1999-03-04 Procede et dispositif de controle de la conformite du debit des cellules de donnees

Applications Claiming Priority (2)

Application Number Priority Date Filing Date Title
FR9803274A FR2776155B1 (fr) 1998-03-12 1998-03-12 Procede de controle de la conformite de debit des cellules de donnees emises par un terminal source en communication avec un terminal destinataire
FR98/03274 1998-03-12

Publications (1)

Publication Number Publication Date
WO1999046901A1 true WO1999046901A1 (fr) 1999-09-16

Family

ID=9524156

Family Applications (1)

Application Number Title Priority Date Filing Date
PCT/FR1999/000495 WO1999046901A1 (fr) 1998-03-12 1999-03-04 Procede et dispositif de controle de la conformite du debit des cellules de donnees

Country Status (7)

Country Link
US (1) US6597659B1 (fr)
EP (1) EP0981879B1 (fr)
JP (1) JP2001525156A (fr)
CA (1) CA2289483C (fr)
DE (1) DE69922889T2 (fr)
FR (1) FR2776155B1 (fr)
WO (1) WO1999046901A1 (fr)

Families Citing this family (2)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
EP1021059A1 (fr) * 1999-01-18 2000-07-19 Siemens Aktiengesellschaft Procédé de réservation dans des réseaux numériques et commutateur numérique
KR100296042B1 (ko) * 1999-06-16 2001-07-12 윤종용 비동기 전송 모드 스위치내 큐의 상태를 감시하는 장치 및 방법

Citations (1)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
GB2301977A (en) * 1995-06-05 1996-12-18 Fujitsu Ltd ABR traffic management in ATM networks

Family Cites Families (4)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
SE508284C2 (sv) * 1996-03-15 1998-09-21 Ericsson Telefon Ab L M Metod och anordning för flödesstyrning i paketförmedlande nät
JP2897730B2 (ja) * 1996-09-06 1999-05-31 日本電気株式会社 ダイナミックシェーピング装置
US6192033B1 (en) * 1997-11-14 2001-02-20 Fore Systems, Inc. Method and system for using resource management cells in an ATM network
US6359862B1 (en) * 1997-11-25 2002-03-19 International Business Machines Corporation ATM network available bit rate (ABR) explicit rate flow control system

Patent Citations (1)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
GB2301977A (en) * 1995-06-05 1996-12-18 Fujitsu Ltd ABR traffic management in ATM networks

Non-Patent Citations (1)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Title
LIU K ET AL: "DESIGN AND ANALYSIS OF A BANDWIDTH MANAGEMENT FRAMEWORK FOR ATM-BASED BROADBAND ISDN", IEEE COMMUNICATIONS MAGAZINE, vol. 35, no. 5, May 1997 (1997-05-01), pages 138 - 145, XP000657119 *

Also Published As

Publication number Publication date
EP0981879A1 (fr) 2000-03-01
JP2001525156A (ja) 2001-12-04
FR2776155A1 (fr) 1999-09-17
FR2776155B1 (fr) 2000-06-23
DE69922889D1 (de) 2005-02-03
CA2289483C (fr) 2007-12-04
EP0981879B1 (fr) 2004-12-29
DE69922889T2 (de) 2005-12-29
CA2289483A1 (fr) 1999-09-16
US6597659B1 (en) 2003-07-22

Similar Documents

Publication Publication Date Title
EP1096827B1 (fr) Procédé de mise en conformité à un contrat de trafic d&#39;un flux de paquets d&#39;un réseau de transport de paquets à longueur variable
US5949758A (en) Bandwidth reservation for multiple file transfer in a high speed communication network
EP1803258B8 (fr) Procede et dispositif de creation d&#39;un tunnel dans un reseau de telecommunication a permutation d etiquettes
EP0835010B1 (fr) Système de gestion de trafic et de contrôle d&#39;encombrement pour réseaux à base de paquets
EP1013049A1 (fr) Reseau de commutation par paquets
FR2805112A1 (fr) Procede et unite de controle de flux d&#39;une connexion tcp sur un reseau a debit controle
FR2801455A1 (fr) Procede de transmission de flux de donnees sur un reseau atm, et dispositif pour la mise en oeuvre du procede
WO1993007694A1 (fr) Procede d&#39;allocation de ressources par reservation anticipee dans un reseau satellite a integration de services
EP2436155A1 (fr) Procédé de gestion de chemins entre un noeud source et un noeud destinataire au niveau de la couche de liaison, noeud source et table correspondants
FR2804812A1 (fr) Procede et dispositif de communication entre un premier et un deuxieme reseau
EP0438009A1 (fr) Méthode et système de lissage et de contrôle de débits de communications temporelles asynchrones
EP0693841B1 (fr) Réservation de débit dans des noeuds de commutation d&#39;un réseau asynchrone
EP0874533B1 (fr) Procédé d&#39;ordonnancement de paquets à pertes équitables
EP0981879B1 (fr) Procede et dispositif de controle de la conformite du debit des cellules de donnees
EP0961446B1 (fr) Contrôle de congestion dans un noeud ATM
EP0827660B1 (fr) Procede de renegociation en cours de communication des parametres d&#39;un contrat de trafic d&#39;un reseau atm
JP2950309B2 (ja) 複数の情報を考慮したａｔｍ交換機におけるｐｎｎｉ経路計算システム
EP0612173B1 (fr) Réservation de débit dans un réseau à transfert temporel asynchrone
FR2831368A1 (fr) Procede et dispositif de commande des temps de service de cellules multidestination copiees dans le reseau de commutation d&#39;un noeud de commutation asynchrone
EP1103158B1 (fr) Procede d&#39;allocation dynamique de debits pour un reseau de communication notamment un reseau du type a hauts debits
FR2762947A1 (fr) Procede d&#39;allocation dynamique de debits pour un reseau de communication, notamment un reseau du type a hauts debits
FR2776875A1 (fr) Procede et dispositif pour optimiser un controle de debit maxi-mini equitable au cours de sessions de communication utilisant un debit binaire disponible
FR2755334A1 (fr) Procede d&#39;emission de donnees sur un reseau atm
FR2784255A1 (fr) Dispositif et procede de communication et systemes les utilisant

Legal Events

Date Code Title Description
AK Designated states

Kind code of ref document: A1

Designated state(s): CA JP US

AL Designated countries for regional patents

Kind code of ref document: A1

Designated state(s): AT BE CH CY DE DK ES FI FR GB GR IE IT LU MC NL PT SE

WWE Wipo information: entry into national phase

Ref document number: 1999939243

Country of ref document: EP

ENP Entry into the national phase

Ref document number: 2289483

Country of ref document: CA

Ref country code: CA

Ref document number: 2289483

Kind code of ref document: A

Format of ref document f/p: F

ENP Entry into the national phase

Ref country code: JP

Ref document number: 1999 545447

Kind code of ref document: A

Format of ref document f/p: F

121 Ep: the epo has been informed by wipo that ep was designated in this application
WWE Wipo information: entry into national phase

Ref document number: 09423729

Country of ref document: US

WWP Wipo information: published in national office

Ref document number: 1999939243

Country of ref document: EP

WWG Wipo information: grant in national office

Ref document number: 1999939243

Country of ref document: EP