JPH0746256A - Ａｔｍネットワークの制御方法およびチャネル制御回路 - Google Patents
Ａｔｍネットワークの制御方法およびチャネル制御回路Info
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- JPH0746256A JPH0746256A JP32066293A JP32066293A JPH0746256A JP H0746256 A JPH0746256 A JP H0746256A JP 32066293 A JP32066293 A JP 32066293A JP 32066293 A JP32066293 A JP 32066293A JP H0746256 A JPH0746256 A JP H0746256A
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- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 コネクションレス・データ・トラヒックを搬
送するＡＴＭネットワークに関して、制御の方法と回路
を提供する。 【構成】 この方法は、コネクション指向型のならびに
コネクションレス・のトラヒックを統合することができ
る。この方法は、漏れバケット整形アルゴリズムによっ
て整形されるソースから発するトラヒックの疑似決定的
な性質を利用するものである。このような整形アルゴリ
ズムをＣＰＥによって実現することができない場合に
は、代替的な方法が実現できる。この方法もなお、ＦＤ
ＤＩのような共用メディア・ネットワークと等しいかそ
れを超える性能を保証するものである。この方法のハー
ドウェアおよびソフトウェアによる実施例を開示する。
本発明は、特にＬＡＮおよびハブに適用できるものであ
る。
送するＡＴＭネットワークに関して、制御の方法と回路
を提供する。 【構成】 この方法は、コネクション指向型のならびに
コネクションレス・のトラヒックを統合することができ
る。この方法は、漏れバケット整形アルゴリズムによっ
て整形されるソースから発するトラヒックの疑似決定的
な性質を利用するものである。このような整形アルゴリ
ズムをＣＰＥによって実現することができない場合に
は、代替的な方法が実現できる。この方法もなお、ＦＤ
ＤＩのような共用メディア・ネットワークと等しいかそ
れを超える性能を保証するものである。この方法のハー
ドウェアおよびソフトウェアによる実施例を開示する。
本発明は、特にＬＡＮおよびハブに適用できるものであ
る。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、非同期転送モード（Ａ
ＴＭ）ネットワークの制御構造に関し、また特にＡＴＭ
ネットワークにおける制御アクセスのためのバースト・
レベルの制御に関するものである。
ＴＭ）ネットワークの制御構造に関し、また特にＡＴＭ
ネットワークにおける制御アクセスのためのバースト・
レベルの制御に関するものである。
【０００２】以下の記述は、ＬＡＮ（local area netwo
rk）との関連においてこの発明を説明したものである
が、この発明はＬＡＮに限定されるものではなく、いか
なるＡＴＭネットワークに関しても適用できるものであ
る。
rk）との関連においてこの発明を説明したものである
が、この発明はＬＡＮに限定されるものではなく、いか
なるＡＴＭネットワークに関しても適用できるものであ
る。
【０００３】
【従来の技術および解決すべき課題】ローカル・ワーク
ステーションとサーバの間の接続性を確立するとともに
ハブとしての使用にも適したＡＴＭに基づくＬＡＮの開
発には、大きな利益が存在する。
ステーションとサーバの間の接続性を確立するとともに
ハブとしての使用にも適したＡＴＭに基づくＬＡＮの開
発には、大きな利益が存在する。
【０００４】現行のＬＡＮ技術は、あるステーションが
媒体にアクセスするとフレーム損失（ランダム・ノイズ
を除く）が生じないようにする媒体アクセス制御を伴う
ものである。一方、多くのＡＴＭを基礎とする交換アー
キテクチャは、このような制御を伴っていない。また、
交換機に設定されている高速メモリの量に限度があるた
め、この交換アーキテクチャにおいては著しいセル損失
が生じる可能性があり、特にいくつかのバースト源から
のホットスポット・トラヒック（ｈｏｔ ｓｐｏｔ ｔ
ｒａｆｆｉｃ）が存在する場合にはその可能性が強い。
たとえば、クライアント・サーバ・モデルにおいては、
このような条件が生じる。その結果生じるセル損失は、
媒体アクセス制御を伴うシステムと比較して大きなフレ
ーム損失をもたらすことになる。したがって、過負荷時
にはホットスポット（ｈｏｔ ｓｐｏｔ）出力ポートの
帯域幅を、共用メディア・ネットワークの場合と同様な
方法で共用することが不可欠である。
媒体にアクセスするとフレーム損失（ランダム・ノイズ
を除く）が生じないようにする媒体アクセス制御を伴う
ものである。一方、多くのＡＴＭを基礎とする交換アー
キテクチャは、このような制御を伴っていない。また、
交換機に設定されている高速メモリの量に限度があるた
め、この交換アーキテクチャにおいては著しいセル損失
が生じる可能性があり、特にいくつかのバースト源から
のホットスポット・トラヒック（ｈｏｔ ｓｐｏｔ ｔ
ｒａｆｆｉｃ）が存在する場合にはその可能性が強い。
たとえば、クライアント・サーバ・モデルにおいては、
このような条件が生じる。その結果生じるセル損失は、
媒体アクセス制御を伴うシステムと比較して大きなフレ
ーム損失をもたらすことになる。したがって、過負荷時
にはホットスポット（ｈｏｔ ｓｐｏｔ）出力ポートの
帯域幅を、共用メディア・ネットワークの場合と同様な
方法で共用することが不可欠である。
【０００５】ホットスポット出力ポートにおいて媒体ア
クセス制御と共用帯域幅を導入する解決策は、ＡＴＭ
ＬＡＮに媒体アクセスを管理するバースト・レベル制御
を導入することである。バースト・レベル制御はＡＴＭ
ＬＡＮにおいては、以下の条件に適合する場合に望ま
しい。すなわち、いかなる制御も行われていない場合に
バッファのオーバーフローをもたらす大きな（交換機の
バッファ・メモリ量に比して）バーストをソースが生成
する場合、ならびにセル損失によるすでに進行中のバー
ストの再伝送がシステムの有効負荷を増加させて、共用
メディア・ネットワークの場合よりも数倍遅いエンド・
ツー・エンドのスループットを実現するためにバースト
初期にバーストをブロックすることが望ましい場合であ
る。
クセス制御と共用帯域幅を導入する解決策は、ＡＴＭ
ＬＡＮに媒体アクセスを管理するバースト・レベル制御
を導入することである。バースト・レベル制御はＡＴＭ
ＬＡＮにおいては、以下の条件に適合する場合に望ま
しい。すなわち、いかなる制御も行われていない場合に
バッファのオーバーフローをもたらす大きな（交換機の
バッファ・メモリ量に比して）バーストをソースが生成
する場合、ならびにセル損失によるすでに進行中のバー
ストの再伝送がシステムの有効負荷を増加させて、共用
メディア・ネットワークの場合よりも数倍遅いエンド・
ツー・エンドのスループットを実現するためにバースト
初期にバーストをブロックすることが望ましい場合であ
る。
【０００６】しかし重要なことは、バースト・レベル制
御をリアルタイムで行い、新たなバーストを許すレータ
ンシ（待ち時間）が重大なボトルネックにならないよう
にすることである。
御をリアルタイムで行い、新たなバーストを許すレータ
ンシ（待ち時間）が重大なボトルネックにならないよう
にすることである。
【０００７】したがって、本発明の主な目的は、ＡＴＭ
ネットワークにおけるバースト・レベルの制御を提供す
ることにある。
ネットワークにおけるバースト・レベルの制御を提供す
ることにある。
【０００８】本発明のさらに他の目的は、バースト補正
のための受理／拒否方法を提供することにある。
のための受理／拒否方法を提供することにある。
【０００９】本発明のさらに他の目的は、新たなバース
トの存在を検出する回路を提供することにある。
トの存在を検出する回路を提供することにある。
【００１０】
【課題を解決するための手段】本発明は、ＡＴＭ ＬＡ
Ｎにおいて使用するバースト・レベル制御の方法および
装置を説明するものである。このバースト・レベルは、
媒体アクセス制御とともに高速、効率的な呼許可制御を
可能にするものである。
Ｎにおいて使用するバースト・レベル制御の方法および
装置を説明するものである。このバースト・レベルは、
媒体アクセス制御とともに高速、効率的な呼許可制御を
可能にするものである。
【００１１】このようなバースト・レベル制御を使用す
ることにより、ＡＴＭ ＬＡＮの性能は、ホットスポッ
ト・トラヒックに関して媒体アクセスに基づく技術、た
とえば光ファイバ配信インターフェース（ＦＤＤＩ）と
の性能に匹敵するようにできるばかりでなく、ＡＴＭ
ＬＡＮが共用メディア・システムの帯域幅のＮ倍の総帯
域幅を設定できるようになる（ここでＮはポート数）。
またこのバースト・レベル制御は、過密制御の一次的な
方法として反応メカニズムに依拠しておらず、また一般
電話網にも有効な小規模な付加機能であるため、広域ネ
ットワークにも規模を拡大することができる。
ることにより、ＡＴＭ ＬＡＮの性能は、ホットスポッ
ト・トラヒックに関して媒体アクセスに基づく技術、た
とえば光ファイバ配信インターフェース（ＦＤＤＩ）と
の性能に匹敵するようにできるばかりでなく、ＡＴＭ
ＬＡＮが共用メディア・システムの帯域幅のＮ倍の総帯
域幅を設定できるようになる（ここでＮはポート数）。
またこのバースト・レベル制御は、過密制御の一次的な
方法として反応メカニズムに依拠しておらず、また一般
電話網にも有効な小規模な付加機能であるため、広域ネ
ットワークにも規模を拡大することができる。
【００１２】本発明の理論に従えば、ソースとネットワ
ークは使用パラメータ制御（ＵＰＣ）によるパラメータ
・ネゴシエーションを行うものと仮定される。本発明
は、ＵＰＣパラメータに基づくバースト・レベル制御方
式を提供する。特に、個々のバーストを補正するため
に、新たなセルの伝送受理／拒否方法を採用したもので
ある。新方式の回路は、新たなバーストの存在を検出す
る。
ークは使用パラメータ制御（ＵＰＣ）によるパラメータ
・ネゴシエーションを行うものと仮定される。本発明
は、ＵＰＣパラメータに基づくバースト・レベル制御方
式を提供する。特に、個々のバーストを補正するため
に、新たなセルの伝送受理／拒否方法を採用したもので
ある。新方式の回路は、新たなバーストの存在を検出す
る。
【００１３】
【実施例】各図、特に図１を参照すれば、先行技術の漏
れバケット整形回路が概略的に示される。漏れバケット
のアルゴリズムとそのＡＴＭネットワークへの適用は、
J.Monteriroその他の「ＡＴＭネットワークにおける漏
れバケット分析」（LeakyBucket Analysis for ATM Net
work ）、IEICE Trans. Commun.（「電子情報通信学会
通信情報」）第７５巻第２号、１９９２年２月２日発行
のN. Yamanaka 他の使用パラメータ制御における漏れバ
ケット・アルゴリズムの限界と帯域幅割方法」（Perfor
mance Limitation of Leaky Bucket Algorithm for Usa
ge ParameterControl and Bandwidth Allocation Metho
ds ）などの論文に記述されている。
れバケット整形回路が概略的に示される。漏れバケット
のアルゴリズムとそのＡＴＭネットワークへの適用は、
J.Monteriroその他の「ＡＴＭネットワークにおける漏
れバケット分析」（LeakyBucket Analysis for ATM Net
work ）、IEICE Trans. Commun.（「電子情報通信学会
通信情報」）第７５巻第２号、１９９２年２月２日発行
のN. Yamanaka 他の使用パラメータ制御における漏れバ
ケット・アルゴリズムの限界と帯域幅割方法」（Perfor
mance Limitation of Leaky Bucket Algorithm for Usa
ge ParameterControl and Bandwidth Allocation Metho
ds ）などの論文に記述されている。
【００１４】宅内機器（ＣＰＥ）は、各VC仮想チャネ
ル）ベースの整形メカニズムに基づく図１に示すような
二重漏れバケットを導入するものと仮定する。整形と
は、情報またはデータのバーストまたはパケットを構成
するセルの整形を意味する。適正な動作を仮定するため
に、交換機（図示されていない）は、監視メカニズムと
してＣＰＥと同じ基準を実現しなければならない。この
交換機とＣＰＥが同じ基準を実現していれば、両者は、
一連の整合したフィルタとして機能し、そのことによっ
て潜在的に信号帯域幅とレータンシ時間を節約すること
になる。上述の配置には、初期展開のリミットがあり、
したがって信号が交換機からＣＰＥに伝送されると仮定
される。
ル）ベースの整形メカニズムに基づく図１に示すような
二重漏れバケットを導入するものと仮定する。整形と
は、情報またはデータのバーストまたはパケットを構成
するセルの整形を意味する。適正な動作を仮定するため
に、交換機（図示されていない）は、監視メカニズムと
してＣＰＥと同じ基準を実現しなければならない。この
交換機とＣＰＥが同じ基準を実現していれば、両者は、
一連の整合したフィルタとして機能し、そのことによっ
て潜在的に信号帯域幅とレータンシ時間を節約すること
になる。上述の配置には、初期展開のリミットがあり、
したがって信号が交換機からＣＰＥに伝送されると仮定
される。
【００１５】二重漏れバケット整形回路１０は、１組の
カウンタ１２および１４を構成する。カウンタ１２は、
ピーク・レートλp を制御する。このピーク・レートに
おいてソースは、バーストを送ることができる。カウン
タ１２のサイズは、Ｃ1 である。単純化のために、カウ
ンタ１２は、１ビット・カウンタと仮定する。カウンタ
１４は、後述のように持続レートλD と呼ばれるパラメ
ータを制御する。カウンタ１４のサイズは、Ｃ2 であ
る。
カウンタ１２および１４を構成する。カウンタ１２は、
ピーク・レートλp を制御する。このピーク・レートに
おいてソースは、バーストを送ることができる。カウン
タ１２のサイズは、Ｃ1 である。単純化のために、カウ
ンタ１２は、１ビット・カウンタと仮定する。カウンタ
１４は、後述のように持続レートλD と呼ばれるパラメ
ータを制御する。カウンタ１４のサイズは、Ｃ2 であ
る。
【００１６】二重漏れバケット整形回路１０の動作は、
ルール・ベースであり、次のように説明されるユーザー
・トラヒックを整形する。カウンタ１２の電流の値がＣ
1 より小さく、カウンタ１４の電流がＣ2 より小さい場
合には、１つのセルが導体１６を通って伝送される。そ
の他の場合には、そのセルは、この条件が満足されるま
での間、トラヒック・ソースの一部を構成するインター
フェース・カードあるいはＣＰＵのいずれかに保持され
る。この条件が双方とも満足されると、そのセルは伝送
され、両方のカウンタ数が１だけインクリメントする。
カウンタ１２の数は、入力信号Ｔp により、λp まで連
続的にデクリメントする。同様に、カウンタ１４は、入
力信号Ｔd により、λD まで連続的にデクリメントす
る。このカウンタの最小値はゼロである。したがって、
セルが着信したときにカウンタ１２だけがいっぱい（Ｃ
1 ）であれば、そのセルは、最大λp -1またはＴp の時
間だけ遅れて伝送されることになる。
ルール・ベースであり、次のように説明されるユーザー
・トラヒックを整形する。カウンタ１２の電流の値がＣ
1 より小さく、カウンタ１４の電流がＣ2 より小さい場
合には、１つのセルが導体１６を通って伝送される。そ
の他の場合には、そのセルは、この条件が満足されるま
での間、トラヒック・ソースの一部を構成するインター
フェース・カードあるいはＣＰＵのいずれかに保持され
る。この条件が双方とも満足されると、そのセルは伝送
され、両方のカウンタ数が１だけインクリメントする。
カウンタ１２の数は、入力信号Ｔp により、λp まで連
続的にデクリメントする。同様に、カウンタ１４は、入
力信号Ｔd により、λD まで連続的にデクリメントす
る。このカウンタの最小値はゼロである。したがって、
セルが着信したときにカウンタ１２だけがいっぱい（Ｃ
1 ）であれば、そのセルは、最大λp -1またはＴp の時
間だけ遅れて伝送されることになる。
【００１７】カウンタ１２の出力は、比較器１８への第
１の入力として与えられる。カウンタ１２のサイズは、
比較器１８への第２の入力として与えられる。上述のよ
うに、カウンタ１２の出力がカウンタ１２のサイズより
も小さい場合には、比較器１８からの信号がＡＮＤゲー
ト２０への第１の入力として明示される。
１の入力として与えられる。カウンタ１２のサイズは、
比較器１８への第２の入力として与えられる。上述のよ
うに、カウンタ１２の出力がカウンタ１２のサイズより
も小さい場合には、比較器１８からの信号がＡＮＤゲー
ト２０への第１の入力として明示される。
【００１８】カウンタ１４の出力は、比較器２２への第
１の入力としてに送られる。カウンタ１４のサイズは、
比較器２２への第２の入力として与えられる。上述のよ
うに、カウンタ１４の出力がカウンタ１４のサイズより
も小さい場合には、比較器２２からの信号がＡＮＤゲー
ト２０への第２の入力として明示される。
１の入力としてに送られる。カウンタ１４のサイズは、
比較器２２への第２の入力として与えられる。上述のよ
うに、カウンタ１４の出力がカウンタ１４のサイズより
も小さい場合には、比較器２２からの信号がＡＮＤゲー
ト２０への第２の入力として明示される。
【００１９】新たなセルは、ＡＮＤゲート２０への第３
の入力として与えられる。ＡＮＤゲート２０へのすべて
の入力が存在するとき、そのセルはコンダクタ１６にお
いて伝送を明示される。ＡＮＤ回路２０の出力もまた、
カウンタ１２および１４への各入力として与えられる。
の入力として与えられる。ＡＮＤゲート２０へのすべて
の入力が存在するとき、そのセルはコンダクタ１６にお
いて伝送を明示される。ＡＮＤ回路２０の出力もまた、
カウンタ１２および１４への各入力として与えられる。
【００２０】所定の一連の漏れバケット・パラメータ
（λp ，λD ，Ｃ1 ＝１，Ｃ2 ）に関して、１つの最大
コンプライアント・バースト・サイズＢMax が存在し、
これは次の式で与えられる。
（λp ，λD ，Ｃ1 ＝１，Ｃ2 ）に関して、１つの最大
コンプライアント・バースト・サイズＢMax が存在し、
これは次の式で与えられる。
【００２１】
【数１】
【００２２】ここで、図２（ａ）に示すように、ソース
はＢMax よりも大きなＢセルのバーストをピーク・レー
トλp で送る。漏れバケット整形回路の出力のトラヒッ
ク・パターンは、図２（ｂ）に示すようになる。図２
（ｂ）には、３つの動作モデルが示してある。
はＢMax よりも大きなＢセルのバーストをピーク・レー
トλp で送る。漏れバケット整形回路の出力のトラヒッ
ク・パターンは、図２（ｂ）に示すようになる。図２
（ｂ）には、３つの動作モデルが示してある。
【００２３】コンプライアント・モードにおいては、漏
れバケット整形回路の出力は、ピーク・レートλp にお
いて最大ＢMax のセルを構成する。持続モードにおいて
は、漏れバケット整形回路の出力は、持続レートλD に
おいて残りのＢ−ＢMax のセルを構成する。持続モード
の後、ＶＣはアイドルとなり、アイドル・モードにはい
る。
れバケット整形回路の出力は、ピーク・レートλp にお
いて最大ＢMax のセルを構成する。持続モードにおいて
は、漏れバケット整形回路の出力は、持続レートλD に
おいて残りのＢ−ＢMax のセルを構成する。持続モード
の後、ＶＣはアイドルとなり、アイドル・モードにはい
る。
【００２４】各モードの開始と終了を検出する方法なら
びに検出した情報を利用する方法は、本発明を構成する
制御の基礎をなすものである。
びに検出した情報を利用する方法は、本発明を構成する
制御の基礎をなすものである。
【００２５】この発明を理解するために、Ｎ個のＶＣが
所定の出力ポートに接続されており各バーストの開始と
終了が検出できるものと仮定する。また、ＶＣのＬが特
定の時間に活動状態になると仮定する。残りの（Ｎ−
Ｌ）個のＶＣは、不活動状態と宣言され、その資源は割
当てを解除されるものと仮定する。新たなＶＣL+1 がパ
ラメータλP L+1 、λP L+1 、ＢMax L+1 において活動
状態になるとすれば、そのバーストが受理されるか拒否
されるかは、どれほど控えめあるいは楽観的な受理／拒
否決定基準が設定されているかにかかっている。
所定の出力ポートに接続されており各バーストの開始と
終了が検出できるものと仮定する。また、ＶＣのＬが特
定の時間に活動状態になると仮定する。残りの（Ｎ−
Ｌ）個のＶＣは、不活動状態と宣言され、その資源は割
当てを解除されるものと仮定する。新たなＶＣL+1 がパ
ラメータλP L+1 、λP L+1 、ＢMax L+1 において活動
状態になるとすれば、そのバーストが受理されるか拒否
されるかは、どれほど控えめあるいは楽観的な受理／拒
否決定基準が設定されているかにかかっている。
【００２６】控えめのアプローチにおいては、すべての
Ｌ活動ＶＣはコンプライアントＭモードにあると仮定さ
れている。すなわち、各活動状態のＶＣは、個々のピー
ク・レートにおいてそれぞれの最大バーストを生成する
過程にある。新たなバーストは、ＢQ のバッファが存在
し、出力ポート速度がλC であるとの前提において受理
され、したがって新たなバーストは、セル損失が生じな
い場合にのみ受理されることになる。このアプローチ
は、実際の状況においてはすべてのＶＣがコンプライア
ント・モードに入ることは起こりそうもないため、控え
めのものである。
Ｌ活動ＶＣはコンプライアントＭモードにあると仮定さ
れている。すなわち、各活動状態のＶＣは、個々のピー
ク・レートにおいてそれぞれの最大バーストを生成する
過程にある。新たなバーストは、ＢQ のバッファが存在
し、出力ポート速度がλC であるとの前提において受理
され、したがって新たなバーストは、セル損失が生じな
い場合にのみ受理されることになる。このアプローチ
は、実際の状況においてはすべてのＶＣがコンプライア
ント・モードに入ることは起こりそうもないため、控え
めのものである。
【００２７】楽観的なアプローチにおいては、すべての
Ｌ活動ＶＣが持続モードにあると仮定される。この場
合、新たなバーストは以下の場合に受け付けられる。
Ｌ活動ＶＣが持続モードにあると仮定される。この場
合、新たなバーストは以下の場合に受け付けられる。
【００２８】
【数２】
【００２９】このアプローチは、実際の状況においては
少なくともいくつかのＶＣがコンプライアント・モード
にあるため、楽観的にすぎる。したがって、楽観的なア
プローチに基づいて新たなバーストを受け付けると、セ
ル損失を招くおそれがある。
少なくともいくつかのＶＣがコンプライアント・モード
にあるため、楽観的にすぎる。したがって、楽観的なア
プローチに基づいて新たなバーストを受け付けると、セ
ル損失を招くおそれがある。
【００３０】もっと実際的なアプローチにおいては、コ
ンプライアント・モードにある活動状態のＶＣならびに
持続モードにあるかあるいは待機しているＶＣの数量に
関する知識を利用する。このアプローチの実現につい
て、以下に説明する。
ンプライアント・モードにある活動状態のＶＣならびに
持続モードにあるかあるいは待機しているＶＣの数量に
関する知識を利用する。このアプローチの実現につい
て、以下に説明する。
【００３１】本発明の基本原則は、二重漏れバケット整
形回路によって実行されるトラヒック整形の利用を可能
にするものである。
形回路によって実行されるトラヒック整形の利用を可能
にするものである。
【００３２】コネクションレス・サービスを説明するた
めに、ローカルＡＴＭ ＬＡＮは、２つのドメイン、す
なわちＣＰＥドメインと交換ドメインに分割することが
できるものと仮定する。ＣＰＥは、ワークステーショ
ン、交換機によって行われるトランスポートを必要とす
るワークステーションのアプリケーション、トランスポ
ート・プロトコル、および交換機へのインターフェース
から成る。ＣＰＥはまた、ルータまたはアクセス・ノー
ドとなることもできる。この場合には、ＡＴＭＬＡＮは
ハブとみなすことができる。現在のデータ・アプリケー
ションは情報のトランスポートのためのコネクションレ
ス・モードを用いる。本質的にコネクション指向（conn
ection oriented ）トランスポートを基礎とするＡＴＭ
ＬＡＮは、以下のことを可能にする信号体系が存在す
ることを条件として、高速ＶＣ設定に基づくコネクショ
ンレス・サービスを実現する。すなわち、新たなＶＣの
設定と現行のＶＣの切断を要求すること、所定のＶＣの
活動レベルを検出すること、現行のＶＣの非活動化また
は活動化のいずれかを要求すること、特定のＶＣを所定
のアプリケーションと連関させること、である。このア
プリケーションは、通信用ＵＮＩＸ ＯＳのソケット機
能を使用するものと仮定する。この場合、高速ＶＣの設
定時に、ＣＰＥは、新たなＦＣをそのアプリケーション
が使用するソケット・ポート番号に連関させなければな
らない。このことは、トランスポート・プロトコルの新
たな導入あるいはプロトコル層化機能の阻害のいずれか
を必要とする場合がある。そのサービス・アクセス・ポ
イント（ＳＡＰ）は、この結果を実現するための１つの
方法となりうる。
めに、ローカルＡＴＭ ＬＡＮは、２つのドメイン、す
なわちＣＰＥドメインと交換ドメインに分割することが
できるものと仮定する。ＣＰＥは、ワークステーショ
ン、交換機によって行われるトランスポートを必要とす
るワークステーションのアプリケーション、トランスポ
ート・プロトコル、および交換機へのインターフェース
から成る。ＣＰＥはまた、ルータまたはアクセス・ノー
ドとなることもできる。この場合には、ＡＴＭＬＡＮは
ハブとみなすことができる。現在のデータ・アプリケー
ションは情報のトランスポートのためのコネクションレ
ス・モードを用いる。本質的にコネクション指向（conn
ection oriented ）トランスポートを基礎とするＡＴＭ
ＬＡＮは、以下のことを可能にする信号体系が存在す
ることを条件として、高速ＶＣ設定に基づくコネクショ
ンレス・サービスを実現する。すなわち、新たなＶＣの
設定と現行のＶＣの切断を要求すること、所定のＶＣの
活動レベルを検出すること、現行のＶＣの非活動化また
は活動化のいずれかを要求すること、特定のＶＣを所定
のアプリケーションと連関させること、である。このア
プリケーションは、通信用ＵＮＩＸ ＯＳのソケット機
能を使用するものと仮定する。この場合、高速ＶＣの設
定時に、ＣＰＥは、新たなＦＣをそのアプリケーション
が使用するソケット・ポート番号に連関させなければな
らない。このことは、トランスポート・プロトコルの新
たな導入あるいはプロトコル層化機能の阻害のいずれか
を必要とする場合がある。そのサービス・アクセス・ポ
イント（ＳＡＰ）は、この結果を実現するための１つの
方法となりうる。
【００３３】各ＡＴＭ ＬＡＮ交換機が１段交換を使用
して切り換えられる最大数のＮ＝１６ポートを取る場合
には、何らかの所定の入出力ポートの間には１つだけの
パスが存在することとなる。大形の交換機が必要とされ
る場合には、多くの１６ポート交換機が相互接続され
る。後者の場合には、１つの交換機の入力ポートから他
の１つの交換機の出力ポートまでのパスが１つ以上存在
することがある。まず、交換機が１つだけの場合を検討
しよう。ＣＰＥインターフェースと交換インターフェー
スの双方が、それぞれ整形と監視のために二重漏れバケ
ット整形回路を備えているものと仮定しよう。
して切り換えられる最大数のＮ＝１６ポートを取る場合
には、何らかの所定の入出力ポートの間には１つだけの
パスが存在することとなる。大形の交換機が必要とされ
る場合には、多くの１６ポート交換機が相互接続され
る。後者の場合には、１つの交換機の入力ポートから他
の１つの交換機の出力ポートまでのパスが１つ以上存在
することがある。まず、交換機が１つだけの場合を検討
しよう。ＣＰＥインターフェースと交換インターフェー
スの双方が、それぞれ整形と監視のために二重漏れバケ
ット整形回路を備えているものと仮定しよう。
【００３４】１段交換とＮポートを使用して、何らかの
所定の入力ポートと所定の出力ポートの間には可能なパ
スが１つだけしか存在しない。各ポート（入力または出
力）に連関して、１組のＫ ＶＣが存在する。たとえ
ば、入力ポートｉ（ｉ＝１，・・・Ｎ）には、Ｖ
ik IN（ｋ＝１，２・・・Ｋ）という番号の１組のＫ Ｖ
Ｃが存在する。同様に、Ｖjk OUT （Ｋ＝１，・・・Ｋ）
という番号の１組のＫ ＶＣが存在する。交換機の入力
ポートｉと物理的に連関したソースＳi と、交換機の出
力ポートｊと物理的に連関した宛先Ｄj の間の高速呼設
定は、ここで、入力ポートｉにおいて対応するフリー
（ｆｒｅｅ）ＶＣ Ｖik IN（ｋ＝１，２・・・Ｋ）と、
出力ポートｊにおいて対応するフリーＶＣ Ｖ
jk OUT （ｋ＝１，２・・・Ｋ）を識別することになる。
このパスに関して必要な資源が利用できれば、その接続
設定はさらに進行する。次に、交換機入力ポートｉにお
いて選択された入側のＶＣＶik INと出力ポートｊの出側
のＶＣ Ｖjk OUT の間に連関が確立されなければならな
い。このような設定が行われると、このパスに必要とさ
れる資源はこの接続に関して留保され、ＣＰＥの整形装
置と交換機のモニタ装置はその通知を受ける。
所定の入力ポートと所定の出力ポートの間には可能なパ
スが１つだけしか存在しない。各ポート（入力または出
力）に連関して、１組のＫ ＶＣが存在する。たとえ
ば、入力ポートｉ（ｉ＝１，・・・Ｎ）には、Ｖ
ik IN（ｋ＝１，２・・・Ｋ）という番号の１組のＫ Ｖ
Ｃが存在する。同様に、Ｖjk OUT （Ｋ＝１，・・・Ｋ）
という番号の１組のＫ ＶＣが存在する。交換機の入力
ポートｉと物理的に連関したソースＳi と、交換機の出
力ポートｊと物理的に連関した宛先Ｄj の間の高速呼設
定は、ここで、入力ポートｉにおいて対応するフリー
（ｆｒｅｅ）ＶＣ Ｖik IN（ｋ＝１，２・・・Ｋ）と、
出力ポートｊにおいて対応するフリーＶＣ Ｖ
jk OUT （ｋ＝１，２・・・Ｋ）を識別することになる。
このパスに関して必要な資源が利用できれば、その接続
設定はさらに進行する。次に、交換機入力ポートｉにお
いて選択された入側のＶＣＶik INと出力ポートｊの出側
のＶＣ Ｖjk OUT の間に連関が確立されなければならな
い。このような設定が行われると、このパスに必要とさ
れる資源はこの接続に関して留保され、ＣＰＥの整形装
置と交換機のモニタ装置はその通知を受ける。
【００３５】接続の切断は、入側と出側のＶＣの間の連
関の設定と解除に関連する。このような切断が生じた場
合には、その接続に割り当てられた資源もその割当てを
解除される。問題となる資源は、出力ポート伝送帯域幅
と出力ポート・バッファである。ここで、このＶＣは開
放される。
関の設定と解除に関連する。このような切断が生じた場
合には、その接続に割り当てられた資源もその割当てを
解除される。問題となる資源は、出力ポート伝送帯域幅
と出力ポート・バッファである。ここで、このＶＣは開
放される。
【００３６】接続（あるいはＶＣ）の高速設定と切断の
ほかに、交換機とＣＰＥも、ＶＣの活動レベルをモニタ
し、ＡＣＴＩＶＥ（活動状態）ＶＣをＩＤＬＥ（アイド
ル状態）と宣言しなければならない。この場合には、各
バーストの終了時に接続を切断する代わりに、対応する
ＶＣがＩＤＬＥと宣言され、その資源は割当てを解除さ
れるが、そのＶＣはＢＵＳＹとしてマークされる。この
接続において再度活動が検出されれば、その資源はその
接続に回復され、その接続はＡＣＴＩＶＥと宣言され
る。このことは、新たなバーストの開始と現在のバース
トの終了を検出する能力を必要とする。本発明によれ
ば、実際にはハードウェアによるタイムアウトが、ＶＣ
のＩＤＬＥを宣言するために使用される。ＡＣＴＩＶＥ
−ＩＤＬＥの状態の検出は、資源利用を拡大（ならびに
そのことによるブロッキングの減少）させ、また呼プロ
セッサの負荷を減少させる。つまり、呼の設定（ならび
に切断）は、各バーストの開始時（および終了時）に行
われないのである。
ほかに、交換機とＣＰＥも、ＶＣの活動レベルをモニタ
し、ＡＣＴＩＶＥ（活動状態）ＶＣをＩＤＬＥ（アイド
ル状態）と宣言しなければならない。この場合には、各
バーストの終了時に接続を切断する代わりに、対応する
ＶＣがＩＤＬＥと宣言され、その資源は割当てを解除さ
れるが、そのＶＣはＢＵＳＹとしてマークされる。この
接続において再度活動が検出されれば、その資源はその
接続に回復され、その接続はＡＣＴＩＶＥと宣言され
る。このことは、新たなバーストの開始と現在のバース
トの終了を検出する能力を必要とする。本発明によれ
ば、実際にはハードウェアによるタイムアウトが、ＶＣ
のＩＤＬＥを宣言するために使用される。ＡＣＴＩＶＥ
−ＩＤＬＥの状態の検出は、資源利用を拡大（ならびに
そのことによるブロッキングの減少）させ、また呼プロ
セッサの負荷を減少させる。つまり、呼の設定（ならび
に切断）は、各バーストの開始時（および終了時）に行
われないのである。
【００３７】新たな接続がアプリケーションによって開
放されるごとに、高速呼設定が実現され、対応するＶＣ
が設定される。必要な資源が割り当てられ、漏れバケッ
ト・パラメータが更新される。各ＶＣごとに状態マシン
が維持され、各ＶＣはＡＣＴＩＶＥまたはＩＤＬＥの状
態を取ることができる。接続がＩＤＬＥとなる（バース
ト終了後のアイドル時間のタイムアウトによって検出さ
れる）と、資源の割当ては解除され、そのＶＣはＩＤＬ
Ｅとマークされる。接続が再度ＡＣＴＩＶＥとなる（ア
イドル状態にあるときのバーストの開始によって検出さ
れる）と、必要な資源が再度割り当てられる。
放されるごとに、高速呼設定が実現され、対応するＶＣ
が設定される。必要な資源が割り当てられ、漏れバケッ
ト・パラメータが更新される。各ＶＣごとに状態マシン
が維持され、各ＶＣはＡＣＴＩＶＥまたはＩＤＬＥの状
態を取ることができる。接続がＩＤＬＥとなる（バース
ト終了後のアイドル時間のタイムアウトによって検出さ
れる）と、資源の割当ては解除され、そのＶＣはＩＤＬ
Ｅとマークされる。接続が再度ＡＣＴＩＶＥとなる（ア
イドル状態にあるときのバーストの開始によって検出さ
れる）と、必要な資源が再度割り当てられる。
【００３８】この高速ＶＣ設定とバースト・レベル制御
の方法に関しては、対処しなければならない問題がいく
つかある。新たな接続設定の要求が行われても、そのパ
スにおいて資源が利用できない場合には、代替手段を利
用することができる。たとえば、要求に対する応答とし
て、ＮＡＣＫ信号（ＶＣが利用できないことを示す）を
送り、ＣＰＥに対してバックオフ時間の経過後に再試行
するよう要請することが可能である。その代わりに、そ
の要求を、同じ出力ポートを持つ共通の待ち行列に渡す
こともできる。この待ち行列は、資源要求待ち行列（Ｒ
ＲＱ）と呼ばれる。待ち行列中の待ち時間があらかじめ
選定した時間ＴW を超えると、その要求は待ち行列から
排除されてＮＡＣＫがＣＰＥに送られ、ＣＰＥはバック
オフ時間の経過後に再試行しなければならなくなる。資
源割当て体系は、この例におけるＮＡＣＫ送信の確率と
最大待ち時間ＴW をともに小さくするように分散化され
ている。この方法の利点は、信号トラヒックを減少させ
ることにある。
の方法に関しては、対処しなければならない問題がいく
つかある。新たな接続設定の要求が行われても、そのパ
スにおいて資源が利用できない場合には、代替手段を利
用することができる。たとえば、要求に対する応答とし
て、ＮＡＣＫ信号（ＶＣが利用できないことを示す）を
送り、ＣＰＥに対してバックオフ時間の経過後に再試行
するよう要請することが可能である。その代わりに、そ
の要求を、同じ出力ポートを持つ共通の待ち行列に渡す
こともできる。この待ち行列は、資源要求待ち行列（Ｒ
ＲＱ）と呼ばれる。待ち行列中の待ち時間があらかじめ
選定した時間ＴW を超えると、その要求は待ち行列から
排除されてＮＡＣＫがＣＰＥに送られ、ＣＰＥはバック
オフ時間の経過後に再試行しなければならなくなる。資
源割当て体系は、この例におけるＮＡＣＫ送信の確率と
最大待ち時間ＴW をともに小さくするように分散化され
ている。この方法の利点は、信号トラヒックを減少させ
ることにある。
【００３９】さらに代替手段として、要求された帯域幅
よりも狭い帯域幅を提供して（利用できる場合）、ＣＰ
Ｅに対してトラヒック・パラメータを変更するよう通知
することも可能である。資源がまったく利用できない場
合には、要求はＲＲＱで待つことになる。重大な問題
は、これらの決定を行ってそれを通信するための遅れで
ある。
よりも狭い帯域幅を提供して（利用できる場合）、ＣＰ
Ｅに対してトラヒック・パラメータを変更するよう通知
することも可能である。資源がまったく利用できない場
合には、要求はＲＲＱで待つことになる。重大な問題
は、これらの決定を行ってそれを通信するための遅れで
ある。
【００４０】上述のバースト・レベル制御は、利用でき
る帯域幅の利用度を向上させる。セルまたはフレームの
損失をバースト・レベルのブロッキングと交換すること
によって、その高度利用が実現される。たとえば、１０
-3のバースト・レベルのブロッキングは、１０-6のセル
損失の可能性との交換によって実現される。
る帯域幅の利用度を向上させる。セルまたはフレームの
損失をバースト・レベルのブロッキングと交換すること
によって、その高度利用が実現される。たとえば、１０
-3のバースト・レベルのブロッキングは、１０-6のセル
損失の可能性との交換によって実現される。
【００４１】このバースト・レベル制御は、ＶＣの活動
状態を検出し、そのＶＣをＡＣＴＩＶＥ（資源がこの状
態に使用される）またはＩＤＬＥ（資源の割当てが解除
される）のいずれかとして宣言することを必要とする。
状態を検出し、そのＶＣをＡＣＴＩＶＥ（資源がこの状
態に使用される）またはＩＤＬＥ（資源の割当てが解除
される）のいずれかとして宣言することを必要とする。
【００４２】ＶＣは、コンプライアントの活動状態、持
続的活動状態、アイドルの３つの状態のいずれかを取る
ことができる。あるＶＣがどの状態にあるかを検出する
ために、接続をモニタしている二重漏れバケット整形回
路に第３のカウンタが付け加Ｆられている。図３に示す
実施例においては、カウンタ３０が、C idleの最大カウ
ントを示している。カウンタ３０は、Ｒ0 の一定レート
でインクリメントする。セルが着信するとつねに、カウ
ンタはクリアされる。しかし、Ｔ0 ＝Ｃ0 ／Ｒ0 のタイ
ムアウト・インターバルの間活動が存在しない場合に
は、カウンタはＣ0 の値に達する。カウンタがＣ0 の値
に達すると、接続が不活動状態になったことを示す信号
が生成される。パラメータＲ0 とＣ0 は、接続によって
宣言されるパラメータの関数である。タイムアウト・イ
ンターバルＴ0 の値は、必要に応じて動的に変化させる
ことができる。時間Ｔ0 は、持続レートλd の逆数より
も大きいが、ＩＤＬＥ状態の推定時間よりも小さい値と
して選択される。アイドル状態検出器を備えた二重漏れ
バケット整形回路のカウンタ利用実施例を、図３に示
す。図３に示す実施例においては、アイドル・カウンタ
は、ピーク・レート・カウンタ１２がゼロであるかぎ
り、ドレーン・レート時間定数Ｔd によってインクリメ
ントする。ピーク・レート・カウンタがゼロ以外の場合
にはつねに、アイドル・カウンタ３０はクリアされてい
る。カウンタ１２からのカウントは、ＡＮＤゲート３２
とフリップフロップ３４への第１の入力として与えられ
る。ドレーン・レート時間比較パルス Td は、ＡＮＤゲ
ート３２への第２の入力として与えられる。クロック信
号が、フリップフロップ３４への第２の入力として与え
られる。ＡＮＤゲート３２の出力はアイドル・カウンタ
３０への入力として与えられる。フリップフロップ３４
の出力は、アイドル・カウンタ３０をクリアするために
使用される。ラッチ３６は、第１の入力としてアイドル
・カウンタ３０からのキャリー出力を受け取り、第２の
入力としてクロック・パルスを受け取る。ラッチ３６か
らの出力信号は、対応する連関ＶＣがＡＣＴＩＶＥの状
態にあるかＩＤＬＥの状態にあるかを示すものである。
続的活動状態、アイドルの３つの状態のいずれかを取る
ことができる。あるＶＣがどの状態にあるかを検出する
ために、接続をモニタしている二重漏れバケット整形回
路に第３のカウンタが付け加Ｆられている。図３に示す
実施例においては、カウンタ３０が、C idleの最大カウ
ントを示している。カウンタ３０は、Ｒ0 の一定レート
でインクリメントする。セルが着信するとつねに、カウ
ンタはクリアされる。しかし、Ｔ0 ＝Ｃ0 ／Ｒ0 のタイ
ムアウト・インターバルの間活動が存在しない場合に
は、カウンタはＣ0 の値に達する。カウンタがＣ0 の値
に達すると、接続が不活動状態になったことを示す信号
が生成される。パラメータＲ0 とＣ0 は、接続によって
宣言されるパラメータの関数である。タイムアウト・イ
ンターバルＴ0 の値は、必要に応じて動的に変化させる
ことができる。時間Ｔ0 は、持続レートλd の逆数より
も大きいが、ＩＤＬＥ状態の推定時間よりも小さい値と
して選択される。アイドル状態検出器を備えた二重漏れ
バケット整形回路のカウンタ利用実施例を、図３に示
す。図３に示す実施例においては、アイドル・カウンタ
は、ピーク・レート・カウンタ１２がゼロであるかぎ
り、ドレーン・レート時間定数Ｔd によってインクリメ
ントする。ピーク・レート・カウンタがゼロ以外の場合
にはつねに、アイドル・カウンタ３０はクリアされてい
る。カウンタ１２からのカウントは、ＡＮＤゲート３２
とフリップフロップ３４への第１の入力として与えられ
る。ドレーン・レート時間比較パルス Td は、ＡＮＤゲ
ート３２への第２の入力として与えられる。クロック信
号が、フリップフロップ３４への第２の入力として与え
られる。ＡＮＤゲート３２の出力はアイドル・カウンタ
３０への入力として与えられる。フリップフロップ３４
の出力は、アイドル・カウンタ３０をクリアするために
使用される。ラッチ３６は、第１の入力としてアイドル
・カウンタ３０からのキャリー出力を受け取り、第２の
入力としてクロック・パルスを受け取る。ラッチ３６か
らの出力信号は、対応する連関ＶＣがＡＣＴＩＶＥの状
態にあるかＩＤＬＥの状態にあるかを示すものである。
【００４３】ラッチ３６からの出力信号は、ＡＮＤゲー
ト３８への第１の入力として与えられる。ＡＮＤゲート
３８へのその他の入力は、新たなセル（バースト）信号
である。アイドル信号とバースト信号が同時に発生する
と、出力信号はＡＮＤゲート３８からフリップフロップ
４０に送られる。そのクロック・パルスは、フリップフ
ロップ４０への第２の入力として与えられる。フリップ
フロップ４０からの出力信号は、新たなバーストを受信
したことを示す。この実施例は、ＡＯＩ４２による新た
なバーストの伝送を待ち行列で待機する前にACK 信号が
受信されることを仮定している。ＡＯＩ４２への入力は
新たなバースト信号だけであり、新たなバースト信号、
新たなセル信号、ＡＣＫ信号ではない。ＡＯＩ４２の出
力は、ＡＮＤゲート２０への第３の入力として与えら
れ、新たなバーストの伝送を示すものである。
ト３８への第１の入力として与えられる。ＡＮＤゲート
３８へのその他の入力は、新たなセル（バースト）信号
である。アイドル信号とバースト信号が同時に発生する
と、出力信号はＡＮＤゲート３８からフリップフロップ
４０に送られる。そのクロック・パルスは、フリップフ
ロップ４０への第２の入力として与えられる。フリップ
フロップ４０からの出力信号は、新たなバーストを受信
したことを示す。この実施例は、ＡＯＩ４２による新た
なバーストの伝送を待ち行列で待機する前にACK 信号が
受信されることを仮定している。ＡＯＩ４２への入力は
新たなバースト信号だけであり、新たなバースト信号、
新たなセル信号、ＡＣＫ信号ではない。ＡＯＩ４２の出
力は、ＡＮＤゲート２０への第３の入力として与えら
れ、新たなバーストの伝送を示すものである。
【００４４】図に明らかなように、図１に示す先行技術
のカウンタ利用実施例に対して図３において追加が必要
とされる複雑さは、最小限にとどめられている。
のカウンタ利用実施例に対して図３において追加が必要
とされる複雑さは、最小限にとどめられている。
【００４５】発明の好適なバースト・レベル制御実施例
に関する以上の説明で明らかなように、いくつかの代替
的な制御メカニズムが可能である。第１の代替手段にお
いては、接続が不活動状態と宣言されると、ＣＰＥはそ
の通知を受け、資源の割当てが解除される。ＣＰＥにお
けるＶＣと交換機の状態は、ＩＤＬＥとしてマークされ
る（ＣＰＥはまた、Ｃ0 よりもやや小さいＣ0 の数値を
使用することによっても同じ結果を実現できる。つまり
ＣＰＥは、交換機よりも前に接続の不活動状態を検出す
る）。その結果ＣＰＥはその後、活動状態を検出すると
（すなわち、ＩＤＬＥ状態のままで新しいバーストの開
始）、バーストを抑制し、交換機に対してまずＡＣＴＩ
ＶＡＴＥの接続要求を通じて接続を活性化するよう要請
する。ＣＰＥは、前回使用したと同じセットのＵＰＣパ
ラメータを要求することもでき、あるいは新たなセット
のＵＰＣパラメータを要求することもできる。ＣＰＥが
接続をＡＣＴＩＶＥに復旧することなく伝送を行う場合
には、伝送されるデータは、交換機によってトラヒック
を阻害するものとして扱われる。交換機は、その漏れバ
ケット整形回路パラメータがすでに変更されているた
め、接続を実現することができる。交換機がＡＣＴＩＶ
ＡＴＥ要求を受信すると、その要求は連関出力ポートの
対応するＲＲＱ待ち行列に入れられる。その要求は、資
源が利用できるようになったときに（その時までＶＣは
ブロックされ、待ち状態に維持される）処理される。Ｉ
ＤＬＥ状態からＡＣＴＩＶＡＴＥ状態への転換が行われ
るさいには、ＦＣがブロックされていればＮＡＣＫ信号
は送られない。資源が利用できるようになると、ＡＣＫ
ＴＯＳＥＮＤ信号がＣＰＥに送られ、ＣＰＥはバースト
の伝送を開始する。ＶＣがＴW よりも長い時間ブロック
されている場合には、交換機は、狭い帯域幅を設定する
１組の漏れバケット・パラメータを伴うＡＣＫ信号を返
す。この実施例の利点は、いかなるバーストも失われな
いことにある。この実施例はまた、交換機がバースト要
求を処理する時間を与える。この実施例の不利な点は、
追加的な信号伝送が必要なことであり、必要とされる追
加的な信号伝送（ＡＣＴＩＶＡＴＥまたはＡＣＫＴＯＳ
ＥＮＤ）信号を使用していないインターフェースとの互
換性がない可能性である。
に関する以上の説明で明らかなように、いくつかの代替
的な制御メカニズムが可能である。第１の代替手段にお
いては、接続が不活動状態と宣言されると、ＣＰＥはそ
の通知を受け、資源の割当てが解除される。ＣＰＥにお
けるＶＣと交換機の状態は、ＩＤＬＥとしてマークされ
る（ＣＰＥはまた、Ｃ0 よりもやや小さいＣ0 の数値を
使用することによっても同じ結果を実現できる。つまり
ＣＰＥは、交換機よりも前に接続の不活動状態を検出す
る）。その結果ＣＰＥはその後、活動状態を検出すると
（すなわち、ＩＤＬＥ状態のままで新しいバーストの開
始）、バーストを抑制し、交換機に対してまずＡＣＴＩ
ＶＡＴＥの接続要求を通じて接続を活性化するよう要請
する。ＣＰＥは、前回使用したと同じセットのＵＰＣパ
ラメータを要求することもでき、あるいは新たなセット
のＵＰＣパラメータを要求することもできる。ＣＰＥが
接続をＡＣＴＩＶＥに復旧することなく伝送を行う場合
には、伝送されるデータは、交換機によってトラヒック
を阻害するものとして扱われる。交換機は、その漏れバ
ケット整形回路パラメータがすでに変更されているた
め、接続を実現することができる。交換機がＡＣＴＩＶ
ＡＴＥ要求を受信すると、その要求は連関出力ポートの
対応するＲＲＱ待ち行列に入れられる。その要求は、資
源が利用できるようになったときに（その時までＶＣは
ブロックされ、待ち状態に維持される）処理される。Ｉ
ＤＬＥ状態からＡＣＴＩＶＡＴＥ状態への転換が行われ
るさいには、ＦＣがブロックされていればＮＡＣＫ信号
は送られない。資源が利用できるようになると、ＡＣＫ
ＴＯＳＥＮＤ信号がＣＰＥに送られ、ＣＰＥはバースト
の伝送を開始する。ＶＣがＴW よりも長い時間ブロック
されている場合には、交換機は、狭い帯域幅を設定する
１組の漏れバケット・パラメータを伴うＡＣＫ信号を返
す。この実施例の利点は、いかなるバーストも失われな
いことにある。この実施例はまた、交換機がバースト要
求を処理する時間を与える。この実施例の不利な点は、
追加的な信号伝送が必要なことであり、必要とされる追
加的な信号伝送（ＡＣＴＩＶＡＴＥまたはＡＣＫＴＯＳ
ＥＮＤ）信号を使用していないインターフェースとの互
換性がない可能性である。
【００４６】第２の代替手段においては、ＣＰＥが伝送
すべき情報を持っているときに、現行の漏れバケット整
形回路の設定によって決定されたレートで伝送を行う。
この伝送は、ＡＣＴＩＶＡＴＥ信号なしに行われる。Ｖ
ＣがＩＤＬＥであると宣言されている場合には、交換機
はその伝送を検出し、そのバーストを受け付けることが
できるかどうかの決定を、セル損失を生じさせることな
くリアルタイムで行う。バーストが受理されれば、その
バーストは許可される。受け付けられなければ、そのバ
ーストは拒否される。バーストが拒否された場合には、
そのバーストは再伝送しなければならない。ＡＣＣＥＰ
ＴまたはREJECT-SENDAGAIN信号がＣＰＥに送られ、その
バーストが受け付られたかどうかが示される。ＣＰＥイ
ンターフェースはそのバーストを、ＡＣＣＥＰＴ信号を
受信するまで記憶する。交換機は、REJECT-SENDAGAIN信
号を通じてそのバーストを再度伝送するために新たなセ
ットの漏れバケット整形回路パラメータを要求すること
ができる。このパラメータの変更に伴って、このバース
トは受け入れられる。REJECT-SENDAGAIN信号は、交換機
によって遅延させることができる。この方法において
は、再伝送は、追加的な信号伝送を犠牲にして媒体アク
セス・レベルで行われる。しかしこの方法は、在来のＣ
ＰＥインターフェース・カードと互換性があるという利
点がある。このインターフェース・カードは、拡張信号
伝送能力があるもので、追加的信号伝送を行わない場合
には、そのバーストが失われ、さらに高いレベルのプロ
トコルによって再伝送しなければならなくなる。この方
法の限界は、新たなバーストを処理する時間がきわめて
短い（１セル時間）ことである。この欠点を克服する１
つの方法は、バーストのｎ個のセルをバッファすること
である。ここで、ｎセル時間は、バーストを処理するに
十分な時間となる。この方法は、シフト・レジスタまた
は循環ＲＡＭ利用バッファのいずれかを使用して実施す
ることができる。
すべき情報を持っているときに、現行の漏れバケット整
形回路の設定によって決定されたレートで伝送を行う。
この伝送は、ＡＣＴＩＶＡＴＥ信号なしに行われる。Ｖ
ＣがＩＤＬＥであると宣言されている場合には、交換機
はその伝送を検出し、そのバーストを受け付けることが
できるかどうかの決定を、セル損失を生じさせることな
くリアルタイムで行う。バーストが受理されれば、その
バーストは許可される。受け付けられなければ、そのバ
ーストは拒否される。バーストが拒否された場合には、
そのバーストは再伝送しなければならない。ＡＣＣＥＰ
ＴまたはREJECT-SENDAGAIN信号がＣＰＥに送られ、その
バーストが受け付られたかどうかが示される。ＣＰＥイ
ンターフェースはそのバーストを、ＡＣＣＥＰＴ信号を
受信するまで記憶する。交換機は、REJECT-SENDAGAIN信
号を通じてそのバーストを再度伝送するために新たなセ
ットの漏れバケット整形回路パラメータを要求すること
ができる。このパラメータの変更に伴って、このバース
トは受け入れられる。REJECT-SENDAGAIN信号は、交換機
によって遅延させることができる。この方法において
は、再伝送は、追加的な信号伝送を犠牲にして媒体アク
セス・レベルで行われる。しかしこの方法は、在来のＣ
ＰＥインターフェース・カードと互換性があるという利
点がある。このインターフェース・カードは、拡張信号
伝送能力があるもので、追加的信号伝送を行わない場合
には、そのバーストが失われ、さらに高いレベルのプロ
トコルによって再伝送しなければならなくなる。この方
法の限界は、新たなバーストを処理する時間がきわめて
短い（１セル時間）ことである。この欠点を克服する１
つの方法は、バーストのｎ個のセルをバッファすること
である。ここで、ｎセル時間は、バーストを処理するに
十分な時間となる。この方法は、シフト・レジスタまた
は循環ＲＡＭ利用バッファのいずれかを使用して実施す
ることができる。
【００４７】資源管理体系の一次的な目的は、（１）信
号伝送オーバーヘッドを最小限にとどめることである。
在来のコネクション指向的な通信においては、呼設定
は、パラメータ・ネゴシエーションにかかわるものであ
る。ＡＴＭ ＬＡＮ環境においては、このようなネゴシ
エーションを回避し、そのことによって信号伝送オーバ
ーヘッドを低く抑えることが望ましい。信号伝送オーバ
ーヘッドとは、高速呼設定を行うために必要な処理電力
である。ターンアラウンド・タイムは短くなければなら
ないため、これらの機能は、ハードウェア／ファームウ
ェアにおいて実施しなければならないことがあり、した
がって単純なものにとどめることが望ましい。究極的に
は、実施の複雑性と、効率的なネットワーク資源利用お
よびその結果としてのフレーム損失レートの向上との相
反関係が存在する。（２）ネットワークの負荷が小さい
場合には、どのユーザーも、パスの全容量を獲得するこ
とができなければならない。ネットワークの負荷が大き
い場合には、パス容量はすべての競合ユーザーの間で共
用しなければならない。このようなアプローチは、ＬＡ
Ｎを共用メディアと似たものに見せることになる。この
目的は、フレーム損失をまったくあるいはほとんどない
ようにして実現しなければならない。（３）交換機能力
を効率的に利用し、遅れを小さくすること。
号伝送オーバーヘッドを最小限にとどめることである。
在来のコネクション指向的な通信においては、呼設定
は、パラメータ・ネゴシエーションにかかわるものであ
る。ＡＴＭ ＬＡＮ環境においては、このようなネゴシ
エーションを回避し、そのことによって信号伝送オーバ
ーヘッドを低く抑えることが望ましい。信号伝送オーバ
ーヘッドとは、高速呼設定を行うために必要な処理電力
である。ターンアラウンド・タイムは短くなければなら
ないため、これらの機能は、ハードウェア／ファームウ
ェアにおいて実施しなければならないことがあり、した
がって単純なものにとどめることが望ましい。究極的に
は、実施の複雑性と、効率的なネットワーク資源利用お
よびその結果としてのフレーム損失レートの向上との相
反関係が存在する。（２）ネットワークの負荷が小さい
場合には、どのユーザーも、パスの全容量を獲得するこ
とができなければならない。ネットワークの負荷が大き
い場合には、パス容量はすべての競合ユーザーの間で共
用しなければならない。このようなアプローチは、ＬＡ
Ｎを共用メディアと似たものに見せることになる。この
目的は、フレーム損失をまったくあるいはほとんどない
ようにして実現しなければならない。（３）交換機能力
を効率的に利用し、遅れを小さくすること。
【００４８】本発明の理論に従って、二重漏れバケット
整形回路に基づく一般的な資源割当て方法を説明する。
この方法は、コネクション指向型のサービスとコネクシ
ョンレス型のサービスの双方に適用される。コネクショ
ン指向型のサービスは、資源割当てと資源割当て解除に
関するかぎり、コネクションレス型のサービスの特殊例
である。以下の実施例は、ハードウェアにおける実施を
容易にする資源割当ての方法と装置に関するものであ
る。
整形回路に基づく一般的な資源割当て方法を説明する。
この方法は、コネクション指向型のサービスとコネクシ
ョンレス型のサービスの双方に適用される。コネクショ
ン指向型のサービスは、資源割当てと資源割当て解除に
関するかぎり、コネクションレス型のサービスの特殊例
である。以下の実施例は、ハードウェアにおける実施を
容易にする資源割当ての方法と装置に関するものであ
る。
【００４９】二重漏れバケット整形回路は、２つのトラ
ヒック・パラメータ、すなわちピーク・セル・レートな
らびにピーク・レートにおける最大持続バースト・サイ
ズをモニタするために使用される。二重漏れバケット整
形回路は、４つのパラメータ、すなわちピーク・レート
と持続レートのバケット・サイズＣ1 とＣ2 、ピーク・
レートと持続レートλp とλD を取る。ピーク・セル・
レート・カウンタの値がＣ1 ＝１に設定すると仮定す
る。これは、ピーク・レートにおいてジッタが存在しな
い場合であろう。４つのパラメータが与えられていると
すれば、最大コンプライアント・バースト・サイズが得
られる。すなわち、与えられたピーク・レートと持続レ
ートに関して、図１に示すように漏れバケット整形回路
によって整形されることなしに伝送できる最大バースト
・サイズが存在する。最大コンプライアント・バースト
・サイズＢC は、次の式によって与えられる。
ヒック・パラメータ、すなわちピーク・セル・レートな
らびにピーク・レートにおける最大持続バースト・サイ
ズをモニタするために使用される。二重漏れバケット整
形回路は、４つのパラメータ、すなわちピーク・レート
と持続レートのバケット・サイズＣ1 とＣ2 、ピーク・
レートと持続レートλp とλD を取る。ピーク・セル・
レート・カウンタの値がＣ1 ＝１に設定すると仮定す
る。これは、ピーク・レートにおいてジッタが存在しな
い場合であろう。４つのパラメータが与えられていると
すれば、最大コンプライアント・バースト・サイズが得
られる。すなわち、与えられたピーク・レートと持続レ
ートに関して、図１に示すように漏れバケット整形回路
によって整形されることなしに伝送できる最大バースト
・サイズが存在する。最大コンプライアント・バースト
・サイズＢC は、次の式によって与えられる。
【００５０】
【数３】
【００５１】所定の漏れバケット・パラメータに関し
て、ピーク・レートλp において伝送できる最大バース
ト・サイズは、ＢC である。実際のバースト・サイズが
ＢC よりも大きい場合には、第１のＢC セルが、λD ≦
λp のピーク・レートにおいて伝送される（図２参
照）。コンプライアント・バースト・サイズに等しいバ
ーストが同じサイズの別のバーストをピーク・レートで
伝送するためにピーク・レートで伝送される場合には、
第２のバケットのカウンタの値をゼロにデクリメントす
るためににＣ2 ／λp の時間待つことが必要になる。し
たがって、ルール・ベースの二重漏れバケット整形回路
は、パラメータが決定された後は、トラヒックを一層予
測可能なものとする。所定のセットの漏れバケット・パ
ラメータに関しては、対応するソースからの最悪の場合
の出力を決定することが容易になる。最悪の場合の出力
がわかれば、呼の許可とバーストの許可は、フレーム損
失の確率をゼロにするように制御することが可能にな
る。あるいは、きわめて小さな確率の損失を許容するこ
とも可能である。漏れバケット整形回路によって整形さ
れる最悪の場合のソース・トラヒック・モデルに関して
必要とされる確率の値は、容易に決定することができ
る。
て、ピーク・レートλp において伝送できる最大バース
ト・サイズは、ＢC である。実際のバースト・サイズが
ＢC よりも大きい場合には、第１のＢC セルが、λD ≦
λp のピーク・レートにおいて伝送される（図２参
照）。コンプライアント・バースト・サイズに等しいバ
ーストが同じサイズの別のバーストをピーク・レートで
伝送するためにピーク・レートで伝送される場合には、
第２のバケットのカウンタの値をゼロにデクリメントす
るためににＣ2 ／λp の時間待つことが必要になる。し
たがって、ルール・ベースの二重漏れバケット整形回路
は、パラメータが決定された後は、トラヒックを一層予
測可能なものとする。所定のセットの漏れバケット・パ
ラメータに関しては、対応するソースからの最悪の場合
の出力を決定することが容易になる。最悪の場合の出力
がわかれば、呼の許可とバーストの許可は、フレーム損
失の確率をゼロにするように制御することが可能にな
る。あるいは、きわめて小さな確率の損失を許容するこ
とも可能である。漏れバケット整形回路によって整形さ
れる最悪の場合のソース・トラヒック・モデルに関して
必要とされる確率の値は、容易に決定することができ
る。
【００５２】望ましい資源割当て方法においては、新た
な接続を設定するとき、あるいはＶＣがＩＤＬＥ状態か
らＡＣＴＩＶＥ状態に移行するときに、その資源需要
は、パラメータＢ、λp 、λD によって決定される。こ
こでＢは、コンプライアント・バースト長である。ピー
ク・レートのバースト・サイズは、Ｃ1 ＝１と仮定する
（ただし、Ｃ1 が１より大きくなる場合には、セルのデ
ィレイの変動を考慮に入れなければならない）。交換機
がこのパラメータ値に基づく接続を受け付けない場合に
は、その呼またはバーストがブロックされるか、あるい
はソースと交換機の間でパラメータの再ネゴシエーショ
ンが行われることになろう。
な接続を設定するとき、あるいはＶＣがＩＤＬＥ状態か
らＡＣＴＩＶＥ状態に移行するときに、その資源需要
は、パラメータＢ、λp 、λD によって決定される。こ
こでＢは、コンプライアント・バースト長である。ピー
ク・レートのバースト・サイズは、Ｃ1 ＝１と仮定する
（ただし、Ｃ1 が１より大きくなる場合には、セルのデ
ィレイの変動を考慮に入れなければならない）。交換機
がこのパラメータ値に基づく接続を受け付けない場合に
は、その呼またはバーストがブロックされるか、あるい
はソースと交換機の間でパラメータの再ネゴシエーショ
ンが行われることになろう。
【００５３】新たな接続あるいはＶＣの要求のいずれか
が存在する場合には、ＩＤＬＥ状態からＡＣＴＩＶＥ状
態への移行が行われ、ＶＣの資源需要は、パラメータＢ
m 、λm p 、λm D によって決定される。交換機はま
ず、適切な出力ポートとその連関資源要求待ち行列を
（ＲＲＱ）を識別する。これらのＶＣはそれぞれ、異な
ったソースと宛先のペアに属すことができる。出力ポー
トにおけるバッファの量はＢQ 、出力ポート速度はλC
であると仮定する。ｉ番目の活動状態のＶＣが、トラヒ
ック記述子Ｂi 、λi p 、λi D を持っているものとす
る。
が存在する場合には、ＩＤＬＥ状態からＡＣＴＩＶＥ状
態への移行が行われ、ＶＣの資源需要は、パラメータＢ
m 、λm p 、λm D によって決定される。交換機はま
ず、適切な出力ポートとその連関資源要求待ち行列を
（ＲＲＱ）を識別する。これらのＶＣはそれぞれ、異な
ったソースと宛先のペアに属すことができる。出力ポー
トにおけるバッファの量はＢQ 、出力ポート速度はλC
であると仮定する。ｉ番目の活動状態のＶＣが、トラヒ
ック記述子Ｂi 、λi p 、λi D を持っているものとす
る。
【００５４】Ｂi は、第２の漏れバケットにおけるコン
プライアント・バースト長である。ここで、漏れバケッ
ト・カウンタの値Ｃｌi 2 は、次の式によって与えられ
る。
プライアント・バースト長である。ここで、漏れバケッ
ト・カウンタの値Ｃｌi 2 は、次の式によって与えられ
る。
【００５５】
【数４】
【００５６】第２のバケットの所定のサイズＣi 2 に関
して、コンプライアント・バースト長は、ピーク・レー
トと持続レートの選択に依存する。
して、コンプライアント・バースト長は、ピーク・レー
トと持続レートの選択に依存する。
【００５７】以下の分析は、以下の仮定に基づくもので
ある。交換機のバッファの数は小さく、このためコンプ
ライアント・バースト、したがって第２の漏れバケット
・カウンタのサイズに関しては上限が設定される。ピー
ク・レート・バケット・カウンタのサイズは、１であ
る。コンプライアント・バーストがピーク・レートにお
いて許可された後に、ソースが所定のピーク・レートと
持続レートにおけるコンプライアント・バースト長より
も大きなバースト長を持っている場合には、そのバース
トの残りの部分は、持続レートにおいてのみ許可される
ことになる。すなわち、トラヒックの整形は、バースト
長がコンプライアント・バースト長よりも大きな場合に
のみ生じるのである。ソースのトラヒックが整形された
場合には、そのバーストはＣＰＥに留保される。
ある。交換機のバッファの数は小さく、このためコンプ
ライアント・バースト、したがって第２の漏れバケット
・カウンタのサイズに関しては上限が設定される。ピー
ク・レート・バケット・カウンタのサイズは、１であ
る。コンプライアント・バーストがピーク・レートにお
いて許可された後に、ソースが所定のピーク・レートと
持続レートにおけるコンプライアント・バースト長より
も大きなバースト長を持っている場合には、そのバース
トの残りの部分は、持続レートにおいてのみ許可される
ことになる。すなわち、トラヒックの整形は、バースト
長がコンプライアント・バースト長よりも大きな場合に
のみ生じるのである。ソースのトラヒックが整形された
場合には、そのバーストはＣＰＥに留保される。
【００５８】λCBR は、リンク上の連続ビット・レート
（ＣＢＲ）に割り当てられた容量であるとする。このよ
うな割当ては、コネクション指向型のサービスとするこ
とができる。この場合には、トラヒック・パラメータは
（１、λp 、λp ）となる。すなわち、バースト・サイ
ズは１、ピーク・レートと持続レートは同じである。最
初の例においては、資源割当て方法は、セル損失が生じ
ないようなものとなっている。
（ＣＢＲ）に割り当てられた容量であるとする。このよ
うな割当ては、コネクション指向型のサービスとするこ
とができる。この場合には、トラヒック・パラメータは
（１、λp 、λp ）となる。すなわち、バースト・サイ
ズは１、ピーク・レートと持続レートは同じである。最
初の例においては、資源割当て方法は、セル損失が生じ
ないようなものとなっている。
【００５９】以下の規則は、セル損失を発生させずに待
ち行列が新たなＶＣを受け付られるかどうかを決定する
ために適用されるものである。
ち行列が新たなＶＣを受け付られるかどうかを決定する
ために適用されるものである。
【００６０】
【数５】
【００６１】待ち行列は、新たなＶＣからのトラヒック
を受け付けることができる。
を受け付けることができる。
【００６２】２．さもなければ以下の場合、
【００６３】
【数６】
【００６４】すべてのソースが、そのコンプライアント
・バースト・サイズよりも大きなバーストを伝送しなけ
ればならないと仮定する。この場合、安定した状態にお
いて、すべてのソースは、初期トランジェント後はその
持続レートにおいて伝送することを強制される。この安
定した状態においてはいかなるセルも失われないため、
需要は次のとおりとなる。
・バースト・サイズよりも大きなバーストを伝送しなけ
ればならないと仮定する。この場合、安定した状態にお
いて、すべてのソースは、初期トランジェント後はその
持続レートにおいて伝送することを強制される。この安
定した状態においてはいかなるセルも失われないため、
需要は次のとおりとなる。
【００６５】
【数７】
【００６６】ただし、ソースがピーク・レートで伝送を
行っているトランジェント時間中は、セルはまだバッフ
ァのオーバーフローによって失われることがある。最悪
の場合には、すべての活動状態のソースが、そのバース
トをピーク・レートで伝送する。いかなるセルも失われ
ないため、時間ＴQ （待ち行列中にバッファされる量に
等しい）中にすべての活動状態のＶＣから着信するビッ
ト数は、同じ時間中に待ち行列から伝送することができ
るビット数よりも小さくなければならない。以下のとお
り定義される。
行っているトランジェント時間中は、セルはまだバッフ
ァのオーバーフローによって失われることがある。最悪
の場合には、すべての活動状態のソースが、そのバース
トをピーク・レートで伝送する。いかなるセルも失われ
ないため、時間ＴQ （待ち行列中にバッファされる量に
等しい）中にすべての活動状態のＶＣから着信するビッ
ト数は、同じ時間中に待ち行列から伝送することができ
るビット数よりも小さくなければならない。以下のとお
り定義される。
【００６７】
【数８】
【００６８】ここで以下の場合に、新たなＶＣが、出力
ポート待ち行列におけるいかなるセル損失もともなわず
に受け付けられることとなる。
ポート待ち行列におけるいかなるセル損失もともなわず
に受け付けられることとなる。
【００６９】
【数９】
【００７０】この条件が満足される場合に、ＶＣ接続は
設定され、漏れバケットパラメータが更新される。着信
および発信ＶＣもＢＵＳＹとしてマークされ、その接続
はＡＣＴＩＶＥとしてマークされる。
設定され、漏れバケットパラメータが更新される。着信
および発信ＶＣもＢＵＳＹとしてマークされ、その接続
はＡＣＴＩＶＥとしてマークされる。
【００７１】上記の条件が満足されない場合には、ＶＣ
はブロックされる。この場合、いくつかの代替手段が可
能である。第１に、接続の再試行を要求する。第２に、
要求を出力待ち行列に入れて、接続の切断または接続の
アイドル状態によって資源が割当てを解除されるときを
チェックする。第３に、受け付けられる新たなセットの
トラヒック・パラメータの決定を試みる。たとえば、次
のようにする。
はブロックされる。この場合、いくつかの代替手段が可
能である。第１に、接続の再試行を要求する。第２に、
要求を出力待ち行列に入れて、接続の切断または接続の
アイドル状態によって資源が割当てを解除されるときを
チェックする。第３に、受け付けられる新たなセットの
トラヒック・パラメータの決定を試みる。たとえば、次
のようにする。
【００７２】以下を設定する。
【００７３】
【数１０】
【００７４】もっと楽観的な資源割当て方法において
は、各ＶＣは、ＡＣＴＩＶＥ（活動状態）、ＩＤＬＥ
（アイドル状態）、Being TIMED OUT （タイムアウト状
態）の３つの状態のいずれかを取ることができる。ＶＣ
が ＡＣＴＩＶＥであればそのＶＣはコンプライアント
・モード、持続モード、あるいはタイムアウト待ちとす
ることができる。控えめのアプローチにおいては、すべ
ての活動状態のＶＣがコンプライアント・モードにある
ものと仮定される。
は、各ＶＣは、ＡＣＴＩＶＥ（活動状態）、ＩＤＬＥ
（アイドル状態）、Being TIMED OUT （タイムアウト状
態）の３つの状態のいずれかを取ることができる。ＶＣ
が ＡＣＴＩＶＥであればそのＶＣはコンプライアント
・モード、持続モード、あるいはタイムアウト待ちとす
ることができる。控えめのアプローチにおいては、すべ
ての活動状態のＶＣがコンプライアント・モードにある
ものと仮定される。
【００７５】本実施例においては、ＡＣＴＩＶＥでコン
プライアント・モードにあるすべてのＶＣが決定され
る。ＡＣＴＩＶＥ ＶＣの総数がＮで、そのうちＬ個が
コンプライアント・モードにあるとする。残りの（Ｎ−
Ｌ）個のＶＣは、持続モードにあるかタイムアウト待ち
のいずれかである。新たな要求が、ＶＣ ｉ（ｉ＝１，
２，・・・，Ｌ）に関してパラメータ Bm 、λm p 、λ
m D を伴って着信した瞬間に、次のとおりであるとす
る。
プライアント・モードにあるすべてのＶＣが決定され
る。ＡＣＴＩＶＥ ＶＣの総数がＮで、そのうちＬ個が
コンプライアント・モードにあるとする。残りの（Ｎ−
Ｌ）個のＶＣは、持続モードにあるかタイムアウト待ち
のいずれかである。新たな要求が、ＶＣ ｉ（ｉ＝１，
２，・・・，Ｌ）に関してパラメータ Bm 、λm p 、λ
m D を伴って着信した瞬間に、次のとおりであるとす
る。
【００７６】
【数１１】
【００７７】ここで、Ｂi-≦Ｂi であれば、バースト中
の剰余の数のセルがまだこれから伝送されることにな
る。
の剰余の数のセルがまだこれから伝送されることにな
る。
【００７８】Ｂi-に関する推定は、図４に示す。新たな
要求が（ＢMax Ｔi p ）の値によって受け付けられる場
合にはつねに、図３に示すカウンタ・バンクｊ４４が未
使用のセットとして選択される。このカウンタ・バンク
の関連アドレスは、使用中とマークされる。Ｂi Max ア
ップダウン・カウンタ４６にロードされ、このカウンタ
はモジュールＮカウンタを使用してアップダウン・カウ
ンタ４６がゼロになるまでＴi p ずつデクリメントす
る。アップダウン・カウンタ４６がゼロになると、カウ
ンタ・バンクはクリアされ、そのアドレスは未使用のト
ークン・プールに返される。アップダウン・カウンタ４
６からの出力カウントは、ＡＮＤゲート５０の１つの入
力に接続される。ＡＮＤゲート５０のその他の入力は、
選択されたカウンタ・バンクｊ４４の出力に接続され、
ＶＣが選択されたときに論理レベル１の状態となる。し
たがって、アップダウン・カウンタ４６がゼロに達する
と、ＡＮＤゲート５０の出力は論理レベル１の状態とな
る。ＡＮＤゲート５０の出力は、ＡＮＤゲート５２の入
力となる。ＡＮＤゲート５２へのその他の入力は、ＴC
のレートのパルスである。何らかの所定の時間における
アップダウン・カウンタの数値は、Ｂ-iの推定値であ
る。Ｌ＋１，Ｌ＝２，・・・，Ｎ個のＶＣは、持続モー
ドにあるかあるいはタイムアウト状態となっている。
要求が（ＢMax Ｔi p ）の値によって受け付けられる場
合にはつねに、図３に示すカウンタ・バンクｊ４４が未
使用のセットとして選択される。このカウンタ・バンク
の関連アドレスは、使用中とマークされる。Ｂi Max ア
ップダウン・カウンタ４６にロードされ、このカウンタ
はモジュールＮカウンタを使用してアップダウン・カウ
ンタ４６がゼロになるまでＴi p ずつデクリメントす
る。アップダウン・カウンタ４６がゼロになると、カウ
ンタ・バンクはクリアされ、そのアドレスは未使用のト
ークン・プールに返される。アップダウン・カウンタ４
６からの出力カウントは、ＡＮＤゲート５０の１つの入
力に接続される。ＡＮＤゲート５０のその他の入力は、
選択されたカウンタ・バンクｊ４４の出力に接続され、
ＶＣが選択されたときに論理レベル１の状態となる。し
たがって、アップダウン・カウンタ４６がゼロに達する
と、ＡＮＤゲート５０の出力は論理レベル１の状態とな
る。ＡＮＤゲート５０の出力は、ＡＮＤゲート５２の入
力となる。ＡＮＤゲート５２へのその他の入力は、ＴC
のレートのパルスである。何らかの所定の時間における
アップダウン・カウンタの数値は、Ｂ-iの推定値であ
る。Ｌ＋１，Ｌ＝２，・・・，Ｎ個のＶＣは、持続モー
ドにあるかあるいはタイムアウト状態となっている。
【００７９】Ｐi を、タイムアウト状態となっているソ
ースｉがタイムアウト完了以前にコンプライアント・モ
ードに切り換えられる（またバーストを生成する）確率
とする。Ｐi の計算式は、以下に示す。
ースｉがタイムアウト完了以前にコンプライアント・モ
ードに切り換えられる（またバーストを生成する）確率
とする。Ｐi の計算式は、以下に示す。
【００８０】
【数１２】
【００８１】上記の式は、コンプライアント・モードに
ないソースからの平均寄与率を導く。
ないソースからの平均寄与率を導く。
【００８２】新たな接続、あるいはＩＤＬＥからＡＣＴ
ＩＶＥに移行するＶＣからの新たな要求は、以下の場合
に受け付けられる。
ＩＶＥに移行するＶＣからの新たな要求は、以下の場合
に受け付けられる。
【００８３】
【数１３】
【００８４】上記の実施例は、楽観的なものと考えられ
る。この例は、コンプライアント・モードにないソース
からの平均的な寄与率だけを取っているからである。セ
ル損失は、このような実施例を導くことができる。
る。この例は、コンプライアント・モードにないソース
からの平均的な寄与率だけを取っているからである。セ
ル損失は、このような実施例を導くことができる。
【００８５】別の代替的方法においては、新たなバース
トが受け付けられる場合にセル損失が生じる確率が決定
される。バーストは、その確率が指定の値ｅよりも小さ
い場合にのみ受け付けられる。ｅ＝０の場合には、その
結果は、上記に説明した控えめの方法に見られるとおり
である。ｅ＝１の場合には、その結果は、制御を行わな
い方法である。
トが受け付けられる場合にセル損失が生じる確率が決定
される。バーストは、その確率が指定の値ｅよりも小さ
い場合にのみ受け付けられる。ｅ＝０の場合には、その
結果は、上記に説明した控えめの方法に見られるとおり
である。ｅ＝１の場合には、その結果は、制御を行わな
い方法である。
【００８６】この方法の鍵は、アイドルとしてタイムア
ウト状態となっているソースがタイムアウト完了以前に
活動状態となる確率を決定する能力である。ソースの漏
れバケット・パラメータは、（ＢC 、λp 、λD ）であ
る。このソースがＯＮの状態とＯＦＦの状態の間の移行
を行うものと仮定する。ＯＮ状態にある間は、ソースは
セルを伝送している。ＯＦＦ状態にある間は、ソースは
セルを伝送しない。このＯＦＦ状態が十分に長い時間持
続する場合には、そのソースをタイムアウトとすること
ができる。
ウト状態となっているソースがタイムアウト完了以前に
活動状態となる確率を決定する能力である。ソースの漏
れバケット・パラメータは、（ＢC 、λp 、λD ）であ
る。このソースがＯＮの状態とＯＦＦの状態の間の移行
を行うものと仮定する。ＯＮ状態にある間は、ソースは
セルを伝送している。ＯＦＦ状態にある間は、ソースは
セルを伝送しない。このＯＦＦ状態が十分に長い時間持
続する場合には、そのソースをタイムアウトとすること
ができる。
【００８７】ＯＦＦ時間の持続時間が、外挿的に以下の
平均値で分布しているものと仮定する。
平均値で分布しているものと仮定する。
【００８８】
【数１４】
【００８９】持続レートは平均レートと等しいものと仮
定する。タイムアウト・インターバルは、ＴOUT であ
る。このタイムアウト・インターバルは、バーストの終
了までにバーストがタイムアウトとなる確率をきわめて
小さくするように選定しなければならない。タイムアウ
ト・インターバルは、以下のように選定すべきものであ
る。
定する。タイムアウト・インターバルは、ＴOUT であ
る。このタイムアウト・インターバルは、バーストの終
了までにバーストがタイムアウトとなる確率をきわめて
小さくするように選定しなければならない。タイムアウ
ト・インターバルは、以下のように選定すべきものであ
る。
【００９０】ＴOUT ＝Max ［ＭλD-1 ，Ｔm ］ここで、
Ｍ＞１、またたとえば、Ｔm ＝１ミリ秒である。
Ｍ＞１、またたとえば、Ｔm ＝１ミリ秒である。
【００９１】次に、ソースｉがタイムアウト完了以前に
活動状態となる確率は、次の式によって与えられる。
活動状態となる確率は、次の式によって与えられる。
【００９２】
【数１５】
【００９３】ＡＣＴＩＶＥ ＶＣの総数はＮであり、そ
のうちＬ個はコンプライアント・モードにある。残りの
（Ｎ−Ｌ）個のＶＣは、持続モードにあるかタイムアウ
ト状態の経過中かのいずれかである。新たな要求がパラ
メータＢm 、λm p 、λm D を伴って着信した瞬間を考
察してみよう。
のうちＬ個はコンプライアント・モードにある。残りの
（Ｎ−Ｌ）個のＶＣは、持続モードにあるかタイムアウ
ト状態の経過中かのいずれかである。新たな要求がパラ
メータＢm 、λm p 、λm D を伴って着信した瞬間を考
察してみよう。
【００９４】ＶＣ ｉ（ｉ＝１，２，・・・，Ｌ）に関
して、次の式が成り立つとする。
して、次の式が成り立つとする。
【００９５】
【数１６】
【００９６】ここで、Ｂi-≦Ｂi は、残りのバースト長
である。
である。
【００９７】ＶＣ Ｌ＋１，Ｌ＋２，・・・，Ｎに関し
ては、持続モードにあるかあるいはタイムアウト状態と
なっている。控えめのアプローチにおいては、これらの
ＶＣはタイムアウト状態であると仮定する。
ては、持続モードにあるかあるいはタイムアウト状態と
なっている。控えめのアプローチにおいては、これらの
ＶＣはタイムアウト状態であると仮定する。
【００９８】コンプライアント・モードにない各ソース
ｌ＝Ｌ＋１，・・・，Ｎが、Ｋi のランダム変数を持
ち、この変数が次の２つの値の１つを取るものとする。
ｌ＝Ｌ＋１，・・・，Ｎが、Ｋi のランダム変数を持
ち、この変数が次の２つの値の１つを取るものとする。
【００９９】
【数１７】
【０１００】次の式によって与えられるランダム変数Ｓ
を割り当てる。
を割り当てる。
【０１０１】
【数１８】
【０１０２】新たな接続またはバーストは、以下の場合
に受け付けられる。
に受け付けられる。
【０１０３】
【数１９】
【０１０４】ここで、Ｐ［Ｓ＞Ｚ］は、バーストを受け
付けて得ることのできるセル損失の確率である。この実
施例においては、Ｅは１０-3のオーダーで選定する。
付けて得ることのできるセル損失の確率である。この実
施例においては、Ｅは１０-3のオーダーで選定する。
【０１０５】コネクションレス・サービスにかかわる場
合には、特殊な例の方法がある。たとえば、ＣＰＥが漏
れバケット整形回路を設定できない場合には、ＵＰＣが
バーストの開始を検出する能力は、媒体アクセス制御を
エミュレートするために使用することができる。これら
の方法は、最悪の場合においても、ＦＤＤＩなどの共用
メディアＬＡＮよりも性能が決して悪くならないように
保障している。
合には、特殊な例の方法がある。たとえば、ＣＰＥが漏
れバケット整形回路を設定できない場合には、ＵＰＣが
バーストの開始を検出する能力は、媒体アクセス制御を
エミュレートするために使用することができる。これら
の方法は、最悪の場合においても、ＦＤＤＩなどの共用
メディアＬＡＮよりも性能が決して悪くならないように
保障している。
【０１０６】最大で１個の活動状態にあるＶＣキー出力
ポートが存在する別の特殊例においては、いかなる整形
メカニズムも使用せずに、アイドルから活動状態へ、あ
るいはその逆の状態の変化を検出するという概念を使用
する。このことは、ＵＰＣを監視し、あるいはＣＰＥの
適応層を監視して、交換機に信号を送ることによって実
現される。アダプテーション層状態のマシンは、ＰＤＵ
の開始を認識することができる。この方法においては、
出力ポートの総帯域幅は、要求を行うＶＣに割り当てら
れる。ピーク・レートと持続レートは、ポート速度に等
しく設定される。すなわち、λp ＝λD ＝λC であり、
バケット・サイズはＣ2 ＝０である。この例において
は、いかなるバースト・サイズもコンプライアントであ
り、いかなる時点においても出力ポートにおける活動状
態のＶＣは１つしか存在することはできない。これらの
方法は、次のように機能する。
ポートが存在する別の特殊例においては、いかなる整形
メカニズムも使用せずに、アイドルから活動状態へ、あ
るいはその逆の状態の変化を検出するという概念を使用
する。このことは、ＵＰＣを監視し、あるいはＣＰＥの
適応層を監視して、交換機に信号を送ることによって実
現される。アダプテーション層状態のマシンは、ＰＤＵ
の開始を認識することができる。この方法においては、
出力ポートの総帯域幅は、要求を行うＶＣに割り当てら
れる。ピーク・レートと持続レートは、ポート速度に等
しく設定される。すなわち、λp ＝λD ＝λC であり、
バケット・サイズはＣ2 ＝０である。この例において
は、いかなるバースト・サイズもコンプライアントであ
り、いかなる時点においても出力ポートにおける活動状
態のＶＣは１つしか存在することはできない。これらの
方法は、次のように機能する。
【０１０７】１組の入出力ポートの間のパスは、次の３
つの状態のいずれか１つとなることができる。すなわ
ち、出力ポート帯域幅がいかなるＶＣにも割り当てられ
ないフリーの状態、全容量を使用するＶＣが１つだけの
ビジーの状態、あるいは同じ出力ポートを（ただし別の
入力ポートから）使用する別のパスが活動状態のＶＣに
よって使用されているためブロックされている状態、で
ある。
つの状態のいずれか１つとなることができる。すなわ
ち、出力ポート帯域幅がいかなるＶＣにも割り当てられ
ないフリーの状態、全容量を使用するＶＣが１つだけの
ビジーの状態、あるいは同じ出力ポートを（ただし別の
入力ポートから）使用する別のパスが活動状態のＶＣに
よって使用されているためブロックされている状態、で
ある。
【０１０８】新たな接続の設定が行われるさいには、連
関する出力ポートの対応するＲＲＱが選定され、その要
求は待ち行列に入れられる。出力ポート帯域幅がフリー
である場合には、パスは接続に割り当てられ、漏れバケ
ット・レートはポート速度に等しく設定される。パスと
パスが使用する出力ポートは、ビジーとマークされる。
また、同じ出力ポートを使用する他のすべてのフリーの
パスは、ブロックとマークされる。
関する出力ポートの対応するＲＲＱが選定され、その要
求は待ち行列に入れられる。出力ポート帯域幅がフリー
である場合には、パスは接続に割り当てられ、漏れバケ
ット・レートはポート速度に等しく設定される。パスと
パスが使用する出力ポートは、ビジーとマークされる。
また、同じ出力ポートを使用する他のすべてのフリーの
パスは、ブロックとマークされる。
【０１０９】接続が解放されて不活動状態と宣言される
さいには、まず、その接続によって使用されていたパス
と出力ポートが解放される。次に、その結果設定される
可能なパスは、ブロック解除が可能となり（同じ出力ポ
ートを共用しているため）、ブロック解除あるいはフリ
ーと宣言され、その状態になる。次に、出力ポート帯域
幅が解放されたばかりのＲＲＱから、最も長時間待機し
ているカストマに新しいパスが割り当てられる。出力ポ
ート側の資源割当ては更新され、対応するパスとＶＣ
は、ＢＵＳＹおよびＡＣＴＩＶＥとマークされる。新た
に割り当てられたパス（上記から）と同じ出力ポートを
共用する他のすべてのフリーのパスは、ブロックとマー
クされる。接続によって解放された資源の利用を待って
いる要求が存在しない場合には、これらの資源が利用で
きないためにブロックされていたすべてのパスは、フリ
ーとマークされる。
さいには、まず、その接続によって使用されていたパス
と出力ポートが解放される。次に、その結果設定される
可能なパスは、ブロック解除が可能となり（同じ出力ポ
ートを共用しているため）、ブロック解除あるいはフリ
ーと宣言され、その状態になる。次に、出力ポート帯域
幅が解放されたばかりのＲＲＱから、最も長時間待機し
ているカストマに新しいパスが割り当てられる。出力ポ
ート側の資源割当ては更新され、対応するパスとＶＣ
は、ＢＵＳＹおよびＡＣＴＩＶＥとマークされる。新た
に割り当てられたパス（上記から）と同じ出力ポートを
共用する他のすべてのフリーのパスは、ブロックとマー
クされる。接続によって解放された資源の利用を待って
いる要求が存在しない場合には、これらの資源が利用で
きないためにブロックされていたすべてのパスは、フリ
ーとマークされる。
【０１１０】上記の方法には、以下の利点がある。信号
伝送が単純である。ＣＰＥにかかわるネゴシエーション
がほとんどない。この方法は、負荷が小さい（レータン
シが低い）場合に効率的である。この方法は、すべての
入力が同じ出力に通信する場合には、ＦＤＤＩと同程度
に優れた性能を発揮する。さらにこの方法はまた、他の
出力ポートに対しても同様な同時通信を可能にする。
伝送が単純である。ＣＰＥにかかわるネゴシエーション
がほとんどない。この方法は、負荷が小さい（レータン
シが低い）場合に効率的である。この方法は、すべての
入力が同じ出力に通信する場合には、ＦＤＤＩと同程度
に優れた性能を発揮する。さらにこの方法はまた、他の
出力ポートに対しても同様な同時通信を可能にする。
【０１１１】この方法のいくつかの不利な点には、以下
のものがある。
のものがある。
【０１１２】この方法は、すべての入力ポートが出力ポ
ート速度で伝送されることを前提としている。このこと
が当てはまらない場合には、帯域幅がむだになる。バー
ストがきわめて長い場合、あるいはいくつかのバースト
が集まって１つの長いバーストになる場合には、応答時
間の変動が大きくなる。これらの方法は、入力ポートが
何らかの所定の時間に１つだけの出力ポートと通信する
ようにするものである。コネクション指向型のサービス
は、長時間の間出力ポートをブロックすることがある。
ート速度で伝送されることを前提としている。このこと
が当てはまらない場合には、帯域幅がむだになる。バー
ストがきわめて長い場合、あるいはいくつかのバースト
が集まって１つの長いバーストになる場合には、応答時
間の変動が大きくなる。これらの方法は、入力ポートが
何らかの所定の時間に１つだけの出力ポートと通信する
ようにするものである。コネクション指向型のサービス
は、長時間の間出力ポートをブロックすることがある。
【０１１３】１つの代替的な方法においては、新たな接
続あるいはＩＤＬＥ状態からＡＣＴＩＶＥへの移行を行
わせる接続のそれぞれがポート帯域幅λC より小さなピ
ーク帯域幅λp を要求できるような出力ポート容量を、
多くのパスが共用する。その漏れバケット・パラメータ
は、１、λm p 、λm p −ａとなり、ここでλp - ≦λ
C である。この方法は、接続要求に対応する出力ポート
の識別にかかわるものである。出力ポートのＲＲＱは、
以下の情報を持っている。すなわち、（ａ）この出力ポ
ートにおいてＦＲＥＥ、ＢＵＳＹ、ＢＬＯＣＫＥＤであ
るパス、（ｂ）ＦＲＥＥ、ＢＵＳＹ、ＩＤＬＥとマーク
されるＶＣ、（ｃ）その出力ポートと連関するＢＵＳＹ
ＶＣのそれぞれに割り当てられる資源、（ｄ）割り当
てられた総帯域幅、である。
続あるいはＩＤＬＥ状態からＡＣＴＩＶＥへの移行を行
わせる接続のそれぞれがポート帯域幅λC より小さなピ
ーク帯域幅λp を要求できるような出力ポート容量を、
多くのパスが共用する。その漏れバケット・パラメータ
は、１、λm p 、λm p −ａとなり、ここでλp - ≦λ
C である。この方法は、接続要求に対応する出力ポート
の識別にかかわるものである。出力ポートのＲＲＱは、
以下の情報を持っている。すなわち、（ａ）この出力ポ
ートにおいてＦＲＥＥ、ＢＵＳＹ、ＢＬＯＣＫＥＤであ
るパス、（ｂ）ＦＲＥＥ、ＢＵＳＹ、ＩＤＬＥとマーク
されるＶＣ、（ｃ）その出力ポートと連関するＢＵＳＹ
ＶＣのそれぞれに割り当てられる資源、（ｄ）割り当
てられた総帯域幅、である。
【０１１４】新たな要求がλm p のピーク・レートの要
求とともに着信すると、コントローラは、以下の式を検
査する。
求とともに着信すると、コントローラは、以下の式を検
査する。
【０１１５】
【数２０】
【０１１６】ここで、指数λj p は 、与えられた出力
ポートを使用するＡＣＴＩＶＥ ＶＣｊに割り当てられ
た帯域幅である。
ポートを使用するＡＣＴＩＶＥ ＶＣｊに割り当てられ
た帯域幅である。
【０１１７】要求された帯域幅が許容する場合には、λ
NEW ＝λC −Σi=1 λi p のピーク帯域幅を提供し、あ
るいは待機している待ち行列を資源待ち行列に入れて、
帯域幅が解放されるのを待つか、あるいはその後入力ポ
ートを再試行するよう要求する。
NEW ＝λC −Σi=1 λi p のピーク帯域幅を提供し、あ
るいは待機している待ち行列を資源待ち行列に入れて、
帯域幅が解放されるのを待つか、あるいはその後入力ポ
ートを再試行するよう要求する。
【０１１８】上記の方法は、同時的な複数レートによる
交換を可能にし、したがってＣＢＲソースが容易に利用
できるようにする。この方法は、信号伝送を最小限にと
どめるものであるが、前の方法より高い効率で動作する
ことができる。
交換を可能にし、したがってＣＢＲソースが容易に利用
できるようにする。この方法は、信号伝送を最小限にと
どめるものであるが、前の方法より高い効率で動作する
ことができる。
【０１１９】第１の方法においては、接続は、利用でき
る場合には全容量を割り当てられるか、あるいは全容量
が利用できるようになるまで待たなければならない。そ
の量子のサイズはポートの容量である。第２の方法にお
いては、接続は、出力ポート帯域幅と等しいかそれより
小さい何らかの帯域幅を要求することができる。第３の
方法においては、帯域幅の割当てが量子化される。この
最後の方法は、各資源の管理において利点があるが、あ
る程度効率を犠牲にしている。
る場合には全容量を割り当てられるか、あるいは全容量
が利用できるようになるまで待たなければならない。そ
の量子のサイズはポートの容量である。第２の方法にお
いては、接続は、出力ポート帯域幅と等しいかそれより
小さい何らかの帯域幅を要求することができる。第３の
方法においては、帯域幅の割当てが量子化される。この
最後の方法は、各資源の管理において利点があるが、あ
る程度効率を犠牲にしている。
【０１２０】この方法の利点は、負荷が小さい（所定の
出力ポートに関して）場合には入力ポートは要求したど
のような帯域幅にもアクセスできることにある。負荷が
大きい場合には、競合する各接続の間で限定された帯域
幅が自然に共用される。その結果、効率が向上し、ディ
レイの変動が小さくなる。
出力ポートに関して）場合には入力ポートは要求したど
のような帯域幅にもアクセスできることにある。負荷が
大きい場合には、競合する各接続の間で限定された帯域
幅が自然に共用される。その結果、効率が向上し、ディ
レイの変動が小さくなる。
【０１２１】上述のように最も一般的な例は、３つの漏
れバケット・パラメータに基づく容量割当てである。入
力ポートは、３つのパラメータすべて（Ｂ、λp 、
λD ）を指定する。入力ポートとコントローラは、必要
に応じて漏れバケット・パラメータをネゴシエートし、
再定義することができる。この方法の主な利点は、トラ
ヒック・ネゴシエーションが広域ネットワークに関して
資源ネゴシエーション手順と両立することである。
れバケット・パラメータに基づく容量割当てである。入
力ポートは、３つのパラメータすべて（Ｂ、λp 、
λD ）を指定する。入力ポートとコントローラは、必要
に応じて漏れバケット・パラメータをネゴシエートし、
再定義することができる。この方法の主な利点は、トラ
ヒック・ネゴシエーションが広域ネットワークに関して
資源ネゴシエーション手順と両立することである。
【０１２２】漏れバケット・モニタは、システム中に大
量のＶＣが存在する場合でも、システム中のすべての活
動状態のＶＣをモニタしなければならない。これらのモ
ニタが各ＶＣごとに設置されるとすれば、その結果とし
てのハードウェアのコストは莫大なものとなるであろ
う。しかし、大量のＶＣに関して効率的な実施を行うこ
とは可能である。その実施には、次の２つのことを利用
する。すなわち、ライン・レートＬλL が与えられれ
ば、所定のリンク上の活動状態の仮想回路はＬに限定さ
れる。ここで、Σi=1 λl はλl より小である。このこ
とは、各ＶＣにおけるドレーン・レートが大きい場合に
は、所定のリンク上の活動状態のＶＣの数は小さくな
る。しかし、ドレーン・レートが小さい場合には、活動
状態のＶＣの数は大きくなりうるが、そのカウンタの状
態の変化の速度は十分に遅くすることができ、この方法
はハードウェアよりはむしろソフトウェアにおいて実施
しうるものである。この漏れバケットの実施の他の顕著
な特徴は、ピーク・レートのドレーン・レートに対する
比率大きくなるため、最大持続レートが効果的にＣ2 に
等しくなることである。この比率が１に近づくと、この
バースト・サイズは無限大に近づき、資源をピーク・レ
ートだけに割り当てるところに戻らなければならないの
である。
量のＶＣが存在する場合でも、システム中のすべての活
動状態のＶＣをモニタしなければならない。これらのモ
ニタが各ＶＣごとに設置されるとすれば、その結果とし
てのハードウェアのコストは莫大なものとなるであろ
う。しかし、大量のＶＣに関して効率的な実施を行うこ
とは可能である。その実施には、次の２つのことを利用
する。すなわち、ライン・レートＬλL が与えられれ
ば、所定のリンク上の活動状態の仮想回路はＬに限定さ
れる。ここで、Σi=1 λl はλl より小である。このこ
とは、各ＶＣにおけるドレーン・レートが大きい場合に
は、所定のリンク上の活動状態のＶＣの数は小さくな
る。しかし、ドレーン・レートが小さい場合には、活動
状態のＶＣの数は大きくなりうるが、そのカウンタの状
態の変化の速度は十分に遅くすることができ、この方法
はハードウェアよりはむしろソフトウェアにおいて実施
しうるものである。この漏れバケットの実施の他の顕著
な特徴は、ピーク・レートのドレーン・レートに対する
比率大きくなるため、最大持続レートが効果的にＣ2 に
等しくなることである。この比率が１に近づくと、この
バースト・サイズは無限大に近づき、資源をピーク・レ
ートだけに割り当てるところに戻らなければならないの
である。
【０１２３】上記の第１の要因は明らかに、ＲＡＭベー
スによる実施の可能性を示している。各状態をＲＡＭに
記憶させて、遅いＶＣに関してはＲＡＭを更新すること
によって制御を導入する一方、早いＶＣはハードウェア
によって制御できるのである。１つの実施例は、所定の
リンクを使用するすべてのＶＣによって共用される限定
されたセットのＬＥＡＫＹバケット・モニタしか実現す
ることができない。各ＶＣの状態情報は、ＲＡＭ上で分
類され、状態情報はＬＥＡＫＹ ＢＵＣＫＥＴにロード
され、更新されることになる。ここで、いくつかの高速
ＶＣの状態は、つねに漏れバケット回路に維持すること
ができ、低速ＶＣの状態だけがＲＡＭに記憶されること
になる。この方法は、特定の量のブロッキングを実現す
ることができる。すなわち、漏れバケット回路が必要な
ときに利用できなくなるのである。このブロッキングの
確率は小さいが、随時の更新が行えなくなることの影響
はきわめて小さなものであろう。一方、この実施例は、
ハードウェアの著しい縮小をもたらす。この実施例の１
つの問題は、カウンタの同期にある。カウンタの数を同
時に更新する必要があり、その記録を追跡することがき
わめて困難になるおそれがある。
スによる実施の可能性を示している。各状態をＲＡＭに
記憶させて、遅いＶＣに関してはＲＡＭを更新すること
によって制御を導入する一方、早いＶＣはハードウェア
によって制御できるのである。１つの実施例は、所定の
リンクを使用するすべてのＶＣによって共用される限定
されたセットのＬＥＡＫＹバケット・モニタしか実現す
ることができない。各ＶＣの状態情報は、ＲＡＭ上で分
類され、状態情報はＬＥＡＫＹ ＢＵＣＫＥＴにロード
され、更新されることになる。ここで、いくつかの高速
ＶＣの状態は、つねに漏れバケット回路に維持すること
ができ、低速ＶＣの状態だけがＲＡＭに記憶されること
になる。この方法は、特定の量のブロッキングを実現す
ることができる。すなわち、漏れバケット回路が必要な
ときに利用できなくなるのである。このブロッキングの
確率は小さいが、随時の更新が行えなくなることの影響
はきわめて小さなものであろう。一方、この実施例は、
ハードウェアの著しい縮小をもたらす。この実施例の１
つの問題は、カウンタの同期にある。カウンタの数を同
時に更新する必要があり、その記録を追跡することがき
わめて困難になるおそれがある。
【０１２４】仮想クロックを利用する実施例の場合に
は、時間をシステム・クロックに量子化して特定の事象
に関してタイムスタンプを使用するというカウンタの時
間追跡の概念がある。システム・クロックは、個々のＶ
Ｃのピーク・レートとドレーン・レートよりもはるかに
早い速度で走行している。たとえば、通常のクロック・
チップが４０ＭＨｚの速度で動作するように設計されて
いるとすれば、その速度は、１５５ＭＨｚ／ｓすなわち
２. ８マイクロ秒のピーク・タイム・レートのセル転送
時間よりも数オーダー大きいレートとなり、約３００ｋ
Ｈｚに相当する。１つのチップ上で多重化しうるＶＣの
数は、明らかに最大システム・クロック・レートとライ
ン・レートの関数となる。仮想クロックを利用する漏れ
バケットの実施は、１９９１年の米国電気電子技術者協
会（ＩＥＥＥ）国際通信会議における H. J. Chao の
「A TMネットワークにおける漏れバケット・アクセス制
御方式の設計」（Design of Leaky Bucket Access Cont
rol Schemes inＡＴＭNetworks）と題する論文に記述さ
れている。Chaoの実施例をさらに最適化して、Chaoが説
明した２ 5６個のＶＣの代わりに、本発明は、ハードウ
ェアにおいて数千個のＶＣのサポートを行い、最終的に
は６４，０００個のＶＣ一部はハードウェアにおいて、
残りはソフトウェアにおけるＲＡＭ 操作を通じて）を
サポートすることができる。
は、時間をシステム・クロックに量子化して特定の事象
に関してタイムスタンプを使用するというカウンタの時
間追跡の概念がある。システム・クロックは、個々のＶ
Ｃのピーク・レートとドレーン・レートよりもはるかに
早い速度で走行している。たとえば、通常のクロック・
チップが４０ＭＨｚの速度で動作するように設計されて
いるとすれば、その速度は、１５５ＭＨｚ／ｓすなわち
２. ８マイクロ秒のピーク・タイム・レートのセル転送
時間よりも数オーダー大きいレートとなり、約３００ｋ
Ｈｚに相当する。１つのチップ上で多重化しうるＶＣの
数は、明らかに最大システム・クロック・レートとライ
ン・レートの関数となる。仮想クロックを利用する漏れ
バケットの実施は、１９９１年の米国電気電子技術者協
会（ＩＥＥＥ）国際通信会議における H. J. Chao の
「A TMネットワークにおける漏れバケット・アクセス制
御方式の設計」（Design of Leaky Bucket Access Cont
rol Schemes inＡＴＭNetworks）と題する論文に記述さ
れている。Chaoの実施例をさらに最適化して、Chaoが説
明した２ 5６個のＶＣの代わりに、本発明は、ハードウ
ェアにおいて数千個のＶＣのサポートを行い、最終的に
は６４，０００個のＶＣ一部はハードウェアにおいて、
残りはソフトウェアにおけるＲＡＭ 操作を通じて）を
サポートすることができる。
【０１２５】仮想クロック利用の制御を実現するための
１つの好適な方法は、優先待ち行列を利用することであ
る。図５は、優先待ち行列の基本的な動作を図式的に示
したものである。優先待ち行列は、組み合わせ論理を通
じて接続したＤフリップフロップまたはシフト・レジス
タの連鎖と考えることができる。送信バスは、この優先
待ち行列に対信号（２−ｔｕｐｌｅ）を送信する。この
対信号は、比較のために使用される値（たとえばタイム
スタンプ）と、一緒に搬送される連関アドレスまたは制
御情報によって構成される。この値が受信されると、組
み合わせ論理（基本的に、比較およびＡＮＤ−ＯＲ反転
回路）がその新たな値を既存の値と比較する。新たな値
が既存の値よりも小さい場合には、既存の対信号は１ス
テップ右にシフトされ、その他の場合には、既存の対信
号がシフトを行わずに再ロードされる。このことは、い
っぱいになっていた優先待ち行列に空隙を作る。与えら
れたいかなるクロック・パルスにおいても、優先待ち行
列は、右にシフトする（通常はビジー）か、古い値を再
ロードするか、あるいは左にシフトする。したがって何
らかの所定の時点における優先待ち行列は、命令された
タイムスタンプのリストを持ち、待ち行列の先頭の入力
を、この事象が発生したか発生していないかを判断する
ためにリアルタイム・カウンタの値Ｔnow と比較する。
図５は、最適の優先待ち行列を実施したものではなく、
むしろこのことを原理的に説明するために提示するもの
である。実際には、送信バスが放棄され、待ち行列を基
本的にフリーの状態にリップルさせるために既知の再タ
イミング技術を採用している。優先待ち行列の長さは、
すべての活動状態のＶＣが、ＶＣの高速化により待ち行
列の末尾に送られることなく、ＲＡＭ 操作を通じて循
環させることができるよう、十分に大きくなければなら
ない。
１つの好適な方法は、優先待ち行列を利用することであ
る。図５は、優先待ち行列の基本的な動作を図式的に示
したものである。優先待ち行列は、組み合わせ論理を通
じて接続したＤフリップフロップまたはシフト・レジス
タの連鎖と考えることができる。送信バスは、この優先
待ち行列に対信号（２−ｔｕｐｌｅ）を送信する。この
対信号は、比較のために使用される値（たとえばタイム
スタンプ）と、一緒に搬送される連関アドレスまたは制
御情報によって構成される。この値が受信されると、組
み合わせ論理（基本的に、比較およびＡＮＤ−ＯＲ反転
回路）がその新たな値を既存の値と比較する。新たな値
が既存の値よりも小さい場合には、既存の対信号は１ス
テップ右にシフトされ、その他の場合には、既存の対信
号がシフトを行わずに再ロードされる。このことは、い
っぱいになっていた優先待ち行列に空隙を作る。与えら
れたいかなるクロック・パルスにおいても、優先待ち行
列は、右にシフトする（通常はビジー）か、古い値を再
ロードするか、あるいは左にシフトする。したがって何
らかの所定の時点における優先待ち行列は、命令された
タイムスタンプのリストを持ち、待ち行列の先頭の入力
を、この事象が発生したか発生していないかを判断する
ためにリアルタイム・カウンタの値Ｔnow と比較する。
図５は、最適の優先待ち行列を実施したものではなく、
むしろこのことを原理的に説明するために提示するもの
である。実際には、送信バスが放棄され、待ち行列を基
本的にフリーの状態にリップルさせるために既知の再タ
イミング技術を採用している。優先待ち行列の長さは、
すべての活動状態のＶＣが、ＶＣの高速化により待ち行
列の末尾に送られることなく、ＲＡＭ 操作を通じて循
環させることができるよう、十分に大きくなければなら
ない。
【０１２６】漏れバケット・カウンタとアイドル／バー
スト検出器は、ＲＡＭ 上に設定される。このＲＡＭ
は図６に示す。このＲＡＭ は、特定のＶＣによってイ
ンデックスを付され、ピーク・レート・タイマーとドレ
ーン・レート・タイマーであるＴp 、Ｔd 、２つのバケ
ットの漏れバケット最大カウンタ値であるＣp とＣd、
カウンターの実質値であるＮp とＮd ならびにこの特定
のＶＣがアイドルと宣言される前のタイムアウト値であ
るＴor（図３におけるＮ Ｔd に相当）に関して、各フ
ィールドを格納する。また、ＶＣが活動状態であるかア
イドルであるかの情報が必要である。またタイムアウト
の目的のために、最後のセルの着信時間を知る必要があ
る。仮想クロック利用の制御を実現するための１つの好
適な実施例を、図７に示す。Ｔl は、事象のタイムスタ
ンプである。このタイムスタンプに伴う制御情報は、Ｖ
Ｃ数１ならびに事象のタイプ（ピーク・タイムスタン
プ、ドレーン・タイムスタンプ、タイムアウト・タイム
スタンプ）である。ＲＡＭ６０における待ち行列Ｔl の
先頭の事象は、比較器６２のＴnow と比較される。この
比較が真であれば（この事象の時間が生じていれば）、
その制御情報はラッチ６１にラッチされる。この情報ｌ
のアドレス部分は、整形回路ＲＡＭ６６から関連情報を
得るために使用される。ラッチ６４からマイクロプロセ
ッサ６８へのタイプ・フィールド信号は、修正するフィ
ールドを決定する。修正するフィールドがピークであれ
ば、Ｎp l は１によって修正される。Ｎl p がゼロであ
れば、Ｔl orr ＋Ｔnow に等しいタイムアウト・タイム
スタンプ（Ｔl out ）も送ることが必要となる。新たな
ピーク・タイムスタンプＴpl l ＝l Ｔl p も、優先待ち
行列に送信しなければならない。ピーク・カウンタのタ
イムスタンプがタイムアウトよりもはるかに小さい場合
には、そのタイムアウトはそのＶＣ（待ち行列の終端を
脱落させてゆく）に関するすべてのタイムアウト値を引
き継ぐが、制御を維持するために、図８に示すように新
たなセルが着信したときにこのＶＣにおける最後のセル
の着信に関するフィールドに時間Ｔnow が書き込まれ
る。タイムスタンプ・カウンタのタイプがドレーン・レ
ート・タイプである場合には、Ｎl dはＲＡＭ７８にお
いて比例的にデクリメントされ、次の事象時間が計算さ
れて待ち行列に送り返される。タイプがタイムアウトで
ある場合には、現行時間がＲＡＭ８０において比較さ
れ、現行時間が実際に最後のセル着信をＴl orだけ超過
しているかどうかを判定する。現行時間がそれだけ超過
していれば、その回路はアイドルであると判定され、Ｒ
ＡＭ７２のモード・フィールドにそのようにマークされ
る。
スト検出器は、ＲＡＭ 上に設定される。このＲＡＭ
は図６に示す。このＲＡＭ は、特定のＶＣによってイ
ンデックスを付され、ピーク・レート・タイマーとドレ
ーン・レート・タイマーであるＴp 、Ｔd 、２つのバケ
ットの漏れバケット最大カウンタ値であるＣp とＣd、
カウンターの実質値であるＮp とＮd ならびにこの特定
のＶＣがアイドルと宣言される前のタイムアウト値であ
るＴor（図３におけるＮ Ｔd に相当）に関して、各フ
ィールドを格納する。また、ＶＣが活動状態であるかア
イドルであるかの情報が必要である。またタイムアウト
の目的のために、最後のセルの着信時間を知る必要があ
る。仮想クロック利用の制御を実現するための１つの好
適な実施例を、図７に示す。Ｔl は、事象のタイムスタ
ンプである。このタイムスタンプに伴う制御情報は、Ｖ
Ｃ数１ならびに事象のタイプ（ピーク・タイムスタン
プ、ドレーン・タイムスタンプ、タイムアウト・タイム
スタンプ）である。ＲＡＭ６０における待ち行列Ｔl の
先頭の事象は、比較器６２のＴnow と比較される。この
比較が真であれば（この事象の時間が生じていれば）、
その制御情報はラッチ６１にラッチされる。この情報ｌ
のアドレス部分は、整形回路ＲＡＭ６６から関連情報を
得るために使用される。ラッチ６４からマイクロプロセ
ッサ６８へのタイプ・フィールド信号は、修正するフィ
ールドを決定する。修正するフィールドがピークであれ
ば、Ｎp l は１によって修正される。Ｎl p がゼロであ
れば、Ｔl orr ＋Ｔnow に等しいタイムアウト・タイム
スタンプ（Ｔl out ）も送ることが必要となる。新たな
ピーク・タイムスタンプＴpl l ＝l Ｔl p も、優先待ち
行列に送信しなければならない。ピーク・カウンタのタ
イムスタンプがタイムアウトよりもはるかに小さい場合
には、そのタイムアウトはそのＶＣ（待ち行列の終端を
脱落させてゆく）に関するすべてのタイムアウト値を引
き継ぐが、制御を維持するために、図８に示すように新
たなセルが着信したときにこのＶＣにおける最後のセル
の着信に関するフィールドに時間Ｔnow が書き込まれ
る。タイムスタンプ・カウンタのタイプがドレーン・レ
ート・タイプである場合には、Ｎl dはＲＡＭ７８にお
いて比例的にデクリメントされ、次の事象時間が計算さ
れて待ち行列に送り返される。タイプがタイムアウトで
ある場合には、現行時間がＲＡＭ８０において比較さ
れ、現行時間が実際に最後のセル着信をＴl orだけ超過
しているかどうかを判定する。現行時間がそれだけ超過
していれば、その回路はアイドルであると判定され、Ｒ
ＡＭ７２のモード・フィールドにそのようにマークされ
る。
【０１２７】所定のＶＣ ｉ、コンプライアンス（Ｎil
p ＜Ｃli p ）およびＮil d ＜l Ｃi d において新たなセ
ルが着信した場合には常に、またそのセルがコンプライ
アントである場合には、関連フィールドはＲＡＭ７８に
おいてインクリメントされ、同じく時間Ｔnow の現行値
が最終着信フィールドに入れられて、新たなバーストの
伝送のためにセルを待ち行列に入れる。条件がコンプラ
イアントでない場合には、待機するか、セルを放棄する
か、あるいはセルを非コンプライアントをマークして伝
送のために待ち行列に入れるかのいずれかが必要とな
る。ＶＣがアイドルで新たなセルが着信した場合には、
そのセルは新たなバーストとして取り扱われ、新バース
ト・レジスタがそのＶＣに関して設定される。新たなバ
ーストの宣言に関しては「フライホイール効果」は存在
しないが、アイドルの宣言に関してはこのような効果が
存在する。これは、図８に示すとおりである。
p ＜Ｃli p ）およびＮil d ＜l Ｃi d において新たなセ
ルが着信した場合には常に、またそのセルがコンプライ
アントである場合には、関連フィールドはＲＡＭ７８に
おいてインクリメントされ、同じく時間Ｔnow の現行値
が最終着信フィールドに入れられて、新たなバーストの
伝送のためにセルを待ち行列に入れる。条件がコンプラ
イアントでない場合には、待機するか、セルを放棄する
か、あるいはセルを非コンプライアントをマークして伝
送のために待ち行列に入れるかのいずれかが必要とな
る。ＶＣがアイドルで新たなセルが着信した場合には、
そのセルは新たなバーストとして取り扱われ、新バース
ト・レジスタがそのＶＣに関して設定される。新たなバ
ーストの宣言に関しては「フライホイール効果」は存在
しないが、アイドルの宣言に関してはこのような効果が
存在する。これは、図８に示すとおりである。
【０１２８】Ｂ-iならびに既存のコンプライアント・セ
ルの合計を推定する同様な実施例を図９に示す。図９の
ハードウェア実施例は、特定の仮想チャネルＮから残存
する残り時間Ｂ-i n のトラックを維持し、またすべての
仮想チャネルからの残り時間の合計を計算するものであ
る。
ルの合計を推定する同様な実施例を図９に示す。図９の
ハードウェア実施例は、特定の仮想チャネルＮから残存
する残り時間Ｂ-i n のトラックを維持し、またすべての
仮想チャネルからの残り時間の合計を計算するものであ
る。
【０１２９】セルが許可されると、既存のＶＣからのす
べての残存作業の合計、合計Ｂ1 は、ユニット９２にお
いてＢi およびＢ-1だけインクリメントし、Ｂ1 に設定
される。
べての残存作業の合計、合計Ｂ1 は、ユニット９２にお
いてＢi およびＢ-1だけインクリメントし、Ｂ1 に設定
される。
【０１３０】ロック・クロック・パルスＴi p におい
て、Ｂ-1と合計Ｂはともに１だけデクリメントする。Ｎ
i の値は、ユニット９０において以下の式から計算され
る。
て、Ｂ-1と合計Ｂはともに１だけデクリメントする。Ｎ
i の値は、ユニット９０において以下の式から計算され
る。
【０１３１】
【数２１】
【０１３２】Ｂ-iがゼロの場合にはつねに、対応するＶ
Ｃはコンプライアント・モードから持続モードに変化す
るものと仮定する。その後のバーストのための資源割当
ては、そのＶＣが１／λp の持続レートでのみ伝送され
るものと仮定する。
Ｃはコンプライアント・モードから持続モードに変化す
るものと仮定する。その後のバーストのための資源割当
ては、そのＶＣが１／λp の持続レートでのみ伝送され
るものと仮定する。
【０１３３】図９にこの事象のＲＡＭベースによる実施
例を示し、第１０図にそのＲＡＭの内容を示す。このＲ
ＡＭは、コンプライアント・モードの各ＶＣのトラック
とそのシステムに対する残存負荷を維持する。
例を示し、第１０図にそのＲＡＭの内容を示す。このＲ
ＡＭは、コンプライアント・モードの各ＶＣのトラック
とそのシステムに対する残存負荷を維持する。
【０１３４】上記の実施例における問題は、図６のＲＡ
Ｍの可能なすべての入力を通じて循環させることを可能
にするために必要な待ち行列のサイズとなろう。単純化
するための１つの方法は、ＲＡＭにおいてインクリメン
トまたはデクリメントを必要とする次のＸ事象のリンク
リストを維持することである。Ｘは、ＲＡＭの全ＶＣス
ペースを通じて循環させるに十分なように選択される。
Ｘが優先待ち行列のサイズよりはるかに小さい場合に
は、さらに効率的な実施例となるであろう。
Ｍの可能なすべての入力を通じて循環させることを可能
にするために必要な待ち行列のサイズとなろう。単純化
するための１つの方法は、ＲＡＭにおいてインクリメン
トまたはデクリメントを必要とする次のＸ事象のリンク
リストを維持することである。Ｘは、ＲＡＭの全ＶＣス
ペースを通じて循環させるに十分なように選択される。
Ｘが優先待ち行列のサイズよりはるかに小さい場合に
は、さらに効率的な実施例となるであろう。
【０１３５】好適な実施例においては、ハードウェア要
素はメモリ要素によって置き換えられる。ＲＡＭベース
の実施例においては、図３および図４に図解するハード
ウェアの動作をシミュレートするために、専用プロセッ
サと商品メモリＩＣが使用される。この実施例は、１つ
のプロセッサといくつかの連関D ＲＡＭ ＩＣによって
構成される。コントローラが実際には明示的にまったく
使用されない場合でも、各コントローラの「状態」は、
ＤＲＡＭ上にあらかじめ割り当てられた場所にセーブさ
れる。
素はメモリ要素によって置き換えられる。ＲＡＭベース
の実施例においては、図３および図４に図解するハード
ウェアの動作をシミュレートするために、専用プロセッ
サと商品メモリＩＣが使用される。この実施例は、１つ
のプロセッサといくつかの連関D ＲＡＭ ＩＣによって
構成される。コントローラが実際には明示的にまったく
使用されない場合でも、各コントローラの「状態」は、
ＤＲＡＭ上にあらかじめ割り当てられた場所にセーブさ
れる。
【０１３６】このような実施例の戦略は、各セル受理決
定が１つのコントローラの状態に依存するため、実行可
能である。新たなセル受理決定は代表的には３００Ｈｚ
以上のレートで行わなければならないため、コントロー
ラそれぞれの状態を絶えず更新することは困難である。
いかなる新たなセル受理決定もコントローラ１つだけの
状態に基づくものであるため、「要求に応じて」特定の
コントローラの更新状態を計算し、そのことによって必
要とされる正しい状態を得ることが可能である。
定が１つのコントローラの状態に依存するため、実行可
能である。新たなセル受理決定は代表的には３００Ｈｚ
以上のレートで行わなければならないため、コントロー
ラそれぞれの状態を絶えず更新することは困難である。
いかなる新たなセル受理決定もコントローラ１つだけの
状態に基づくものであるため、「要求に応じて」特定の
コントローラの更新状態を計算し、そのことによって必
要とされる正しい状態を得ることが可能である。
【０１３７】好適な実施例においては、実現されるコン
トローラの数にかかわりなく、各コントローラのカウン
タの値はつねに、６１ｋ最大レート・セル転送時間ごと
に更新される。コントローラのカウンタ値を更新するた
めには、次の２つの情報が必要である。すなわち、前回
のカウンタ値の更新以後に生じたカウンタデクリメント
の数と、前回の更新以後に生じたカウンタ値インクリメ
ントの数である。更新の間の時間量を一定にすれば、デ
クリメントが生じるレート、ならびに直前の更新とカウ
ンタがハードウェアに直接に設定された場合に生じる最
初のデクリメントの間の時間量の双方を計算することが
可能になる。この最後の「デクリメント・オフセット」
値は、６４ｋから減算され、そのルートはデクリメント
のレートによって除算される。このデクリメント・オフ
セットは更新ごとに変化させることが可能であり、した
がって、追加的な状態を各カウンタに連関させることが
必要となる。カウンタ値インクリメントの数は、セル受
理決定が行われるごとに更新され、カウンタ値が更新さ
れるごとに「ゼロ化」させる。
トローラの数にかかわりなく、各コントローラのカウン
タの値はつねに、６１ｋ最大レート・セル転送時間ごと
に更新される。コントローラのカウンタ値を更新するた
めには、次の２つの情報が必要である。すなわち、前回
のカウンタ値の更新以後に生じたカウンタデクリメント
の数と、前回の更新以後に生じたカウンタ値インクリメ
ントの数である。更新の間の時間量を一定にすれば、デ
クリメントが生じるレート、ならびに直前の更新とカウ
ンタがハードウェアに直接に設定された場合に生じる最
初のデクリメントの間の時間量の双方を計算することが
可能になる。この最後の「デクリメント・オフセット」
値は、６４ｋから減算され、そのルートはデクリメント
のレートによって除算される。このデクリメント・オフ
セットは更新ごとに変化させることが可能であり、した
がって、追加的な状態を各カウンタに連関させることが
必要となる。カウンタ値インクリメントの数は、セル受
理決定が行われるごとに更新され、カウンタ値が更新さ
れるごとに「ゼロ化」させる。
【０１３８】新たな受理決定を行う能力の便宜のため
に、コントローラは逐次的に更新され、各コントローラ
の更新は時間的に等間隔で行われる。この最後の２つの
ことにより、何らかの特定のコントローラの更新状態
は、新たな受理決定が行われたときに「要求に応じて」
計算することができる。この要求に応じた更新は、前述
の「標準的な」カウンタ値の更新の場合と同様に行われ
る。ただし直前の標準的な更新は現行時間（６４ｋモジ
ュール）、コントローラの「インデックス」、異なった
コントローラの更新の間の間隔から計算しなければなら
ない。
に、コントローラは逐次的に更新され、各コントローラ
の更新は時間的に等間隔で行われる。この最後の２つの
ことにより、何らかの特定のコントローラの更新状態
は、新たな受理決定が行われたときに「要求に応じて」
計算することができる。この要求に応じた更新は、前述
の「標準的な」カウンタ値の更新の場合と同様に行われ
る。ただし直前の標準的な更新は現行時間（６４ｋモジ
ュール）、コントローラの「インデックス」、異なった
コントローラの更新の間の間隔から計算しなければなら
ない。
【０１３９】すべてのカウンタの最大値は２５６であ
り、６４ｋセル転送時間ごとに１ずつの最小レートでデ
クリメントするものと仮定すれば、２つの ６４ｋ×４
ビットの６０ｎｓ ＤＲＡＭが、４ｋもの漏れバケット
・コントローラをサポートすることができる。４ｋとい
う限界は、メモリ容量によるものではなく、むしろメモ
リ帯域幅の問題によるものである。特に、「アイドル」
のＶＣを適時に（たとえば、アイドル・カウンタの明示
的な使用によって示される５ｍｓの時間以内に）検出す
る必要から、プロセッサは、新たな受理決定に類似した
自己照会を「送信する」ことが必要である。この照会は
それぞれ、「ピーク・カウント」の漏れバケットの更新
値、ならびにアイドル・カウンタの更新値を計算する必
要がある。これらの照会を処理しなければならない頻度
は、導入されるコントローラの数に応じて直線的に増大
し、現在の技術を効果的に利用して利用可能なメモリ帯
域幅はコントローラの数を４ｋに限定するのである。
り、６４ｋセル転送時間ごとに１ずつの最小レートでデ
クリメントするものと仮定すれば、２つの ６４ｋ×４
ビットの６０ｎｓ ＤＲＡＭが、４ｋもの漏れバケット
・コントローラをサポートすることができる。４ｋとい
う限界は、メモリ容量によるものではなく、むしろメモ
リ帯域幅の問題によるものである。特に、「アイドル」
のＶＣを適時に（たとえば、アイドル・カウンタの明示
的な使用によって示される５ｍｓの時間以内に）検出す
る必要から、プロセッサは、新たな受理決定に類似した
自己照会を「送信する」ことが必要である。この照会は
それぞれ、「ピーク・カウント」の漏れバケットの更新
値、ならびにアイドル・カウンタの更新値を計算する必
要がある。これらの照会を処理しなければならない頻度
は、導入されるコントローラの数に応じて直線的に増大
し、現在の技術を効果的に利用して利用可能なメモリ帯
域幅はコントローラの数を４ｋに限定するのである。
【０１４０】しかしＲＡＭベースの実施例は、合理的に
実現可能である。たとえば、カストム処理ＩＣの追加コ
ストが許容できるものであれば、３２ｋの（ノントレン
チ）ＤＲＡＭをプロセッサ・ダイの上に統合することが
でき、ワンパッケージの１２８漏れバケット・コントロ
ーラ導入を実現することができる。さらに、一層多くの
ＤＲＡＭを追加することによって、上述の発明は、コン
トローラ状態に８ＤＲＡＭを使用する１６Ｋ漏れバケッ
ト・コントローラに拡張することができる。
実現可能である。たとえば、カストム処理ＩＣの追加コ
ストが許容できるものであれば、３２ｋの（ノントレン
チ）ＤＲＡＭをプロセッサ・ダイの上に統合することが
でき、ワンパッケージの１２８漏れバケット・コントロ
ーラ導入を実現することができる。さらに、一層多くの
ＤＲＡＭを追加することによって、上述の発明は、コン
トローラ状態に８ＤＲＡＭを使用する１６Ｋ漏れバケッ
ト・コントローラに拡張することができる。
【０１４１】以上のＡＴＭネットワークのための制御方
法およびアーキテクチャの説明および図解により、本明
細書の特許請求の範囲のみによって限定されるべき本発
明の広範な趣旨および開示内容から逸脱することなく変
更および修正が可能なことは、当業者には明らかとなろ
う。
法およびアーキテクチャの説明および図解により、本明
細書の特許請求の範囲のみによって限定されるべき本発
明の広範な趣旨および開示内容から逸脱することなく変
更および修正が可能なことは、当業者には明らかとなろ
う。
【図１】先行技術の漏れバケット整形回路（leaky buck
et shaper circuit ）の略図である。
et shaper circuit ）の略図である。
【図２】（ａ）は、漏れバケット整形回路への新たなセ
ルの入力バーストのグラフであり、（ｂ）は、図１の漏
れバケット整形回路への出力の略図である。
ルの入力バーストのグラフであり、（ｂ）は、図１の漏
れバケット整形回路への出力の略図である。
【図３】本発明を構成するアイドル／バースト検出回路
を含む漏れバケット整形回路の好適な実施例の略図であ
る。
を含む漏れバケット整形回路の好適な実施例の略図であ
る。
【図４】バースト中のまだ伝送されていない残存セルを
計算するための回路の略図である。
計算するための回路の略図である。
【図５】この発明の仮想クロックによる制御に使用され
る優先待ち行列の働きを、概略的に示したものである。
る優先待ち行列の働きを、概略的に示したものである。
【図６】漏れバケット整形回路のＲＡＭ 設定の略図で
ある。
ある。
【図７】本発明の仮想クロック設定の望ましい実現の略
図である。
図である。
【図８】漏れバケット整形回路のＲＡＭ 設定の略図で
ある。
ある。
【図９】現存のコンプライアント・セルの合計の測定に
使用される回路の略図である。
使用される回路の略図である。
【図１０】図９に図示す残存ＲＡＭ 単位のＲＡＭ 設
定の略図である。
定の略図である。
１０ バケット整形回路 １２，１４，３０ カウンタ １８，２２ 比較器 ２０，３２，３８ ＡＮＤゲート ３４，４０ フリップフロップ ３６ ラッチ ４０ 選択カウンタ ４６ アップダウンカウンタ ４８ モジュールＮカウンタ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ゴパラクリシュナン ラママーシー アメリカ合衆国 08512 ニュージャーシ ー州 ク ランベリー レミントン ロー ド ２
Claims (11)
- 【請求項１】入力ポートと出力ポートの間のチャネルの
状態を決定するステップと、 状態がアイドルと決定されたときに、資源を割り当て、
新たな情報のバーストを前記チャネルを通じて伝送する
ステップと、 状態がアイドルではないと決定されたときに、資源を割
り当て、新たな情報のバーストを前記チャネルを通じて
伝送するステップと、 を含むことを特徴とするＡＴＭネットワークを制御する
方法。 - 【請求項２】状態を活動状態と決定したときに、情報の
バーストを伝送する要求を後に情報のバーストの伝送す
るため待ち行列に入れることを特徴とする請求項１記載
のＡＴＭネットワークにおけるチャネルを制御する方
法。 - 【請求項３】チャネルがコンプライアント・モードおよ
び持続モードにあるときに、情報のバーストを異なった
レートで伝送することを特徴とする請求項１記載のＡＴ
Ｍネットワークにおけるチャネルを制御する方法。 - 【請求項４】前記新たな情報のバーストを伝送しなけれ
ばならないときに資源を割り当てることを特徴とする請
求項１記載のＡＴＭネットワークにおけるチャネルを制
御する方法。 - 【請求項５】状態がアイドルから活動状態に変化すると
きに資源の割当てを解除することを特徴とする請求項１
記載のＡＴＭネットワークにおけるチャネルを制御する
方法。 - 【請求項６】入力ポートと出力ポートの間のチャネルの
状態を決定する手段と、 チャネルの状態がＩＤＬＥと決定されたときに新たな情
報のバーストを伝送するよう要求し、チャネルの状態が
ＡＣＴＩＶＥと決定されたときには新たな情報のバース
トを伝送しないよう要求するための手段と、 を備えることを特徴とするＡＴＭ ネットワークにおけ
るチャネルを制御する回路。 - 【請求項７】チャネルの状態が活動状態と決定されたと
きに新たな情報のバーストの伝送を要求する手段をさら
に備えることを特徴とする請求項６記載のＡＴＭネット
ワークにおけるチャネルを制御する回路。 - 【請求項８】チャネルの状態がコンプライアント・モー
ドにあり持続モードであるときに異なったレートで前記
情報のバーストの伝送を要求する手段をさらに備えるこ
とを特徴とする請求項６記載のＡＴＭネットワークにお
けるチャネルを制御する回路。 - 【請求項９】新たな情報のバーストを伝送しなければな
らないときに資源を割り当てる手段をさらに備えること
を特徴とする請求項６記載のＡＴＭネットワークにおけ
るチャネルを制御する回路。 - 【請求項１０】チャネルの状態が活動状態からアイドル
に変化するときに資源を割り当てる手段をさらに備える
ことを特徴とする請求項６記載のＡＴＭネットワークに
おけるチャネルを制御する回路。 - 【請求項１１】第１の入力として情報のセルで始まる信
号を受信し、第２の入力としてピーク・レートを定義す
るパルス信号を受信し、そのピーク・レートにおいて出
力信号を送信する第１のカウンタと、 第１の入力として前記第１のカウンタからの前記出力信
号を受信し、第２の入力として前記第１のカウンタのサ
イズで始まる信号を受信し、前記第１のカウンタのサイ
ズよりも小さい前記第１のカウンタの出力で始まる出力
信号を送信する第１の比較器と、 第１の入力として情報のセルで始まる信号を受信し、第
２の入力として持続レートを定義するパルス信号を受信
し、その持続レートにおいて出力信号を送信する第２の
カウンタと、 第１の入力として前記第２のカウンタからの前記出力信
号を受信し、第２の入力として前記第２のカウンタのサ
イズで始まる信号を受信し、前記第２のカウンタのサイ
ズよりも小さい前記第２のカウンタの出力で始まる出力
信号を送信する第２の比較器と、 第１の入力として前記第１のカウンタのカウントがゼロ
であることを示す信号を受信し、第２の入力として持続
レートを定義する前記パルス信号を受信し、前記第１の
カウンタのカウントがゼロであるときに前記持続レート
において出力信号を送信する第１のＡＮＤゲート手段
と、 第１の入力として前記第１のカウンタのカウントがゼロ
であることを示す信号を受信し、第２の入力としてクロ
ック・パルスを受信し、カウントがゼロでないときに出
力信号を送信するように結合された、第１のフリップフ
ロップ手段と、 前記第１のカウンタのカウントがゼロであるときに前記
持続レートにおいてパルスの数をカウントし、前記第１
のフリップフロップ手段からの前記出力信号に反応して
クリアされる前記フリップフロップ手段に結合される前
記第１のＡＮＤゲート手段に結合された、第３のカウン
タ手段と、 第１の入力として前記第３のカウンタ手段からのキャリ
ー信号を受信し、第２の入力としてクロック・パルスを
受信し、チャネルがアイドル状態にあることを示す出力
信号を送信するように結合された、ラッチ手段と、 第１の入力として前記のラッチ手段からの前記出力信号
を受信し、第２の入力として新たなセル信号を受信し、
チャネルがアイドル状態であることを前記ラッチ手段か
らの前記出力信号が示すときに新たなセル信号が受信さ
れていることを示す出力信号を送信するように前記ラッ
チ手段に結合された、第２のＡＮＤゲート手段と、 第１の入力として前記第２のＡＮＤゲート手段からの出
力信号を受信し、第２の入力として前記クロック信号を
受信し、新たな情報のバーストを示す出力信号を送信す
るように結合された、第２のフリップフロップ手段と、 入力として新たなセル情報、すなわち新たな情報バース
ト信号ではなく新たな情報のバーストを示す前記第２の
フリップフロップ手段からの前記出力信号およびACK 信
号を受信し、セルが伝送準備完了状態にあることを示す
出力信号を送信するように結合された手段と、 入力としてセルが伝送準備完了状態にあることを示す前
記手段からの前記出力信号を受信し、前記第１の比較器
からの前記出力信号および前記第２の比較器からの前記
出力信号を受信し、出力信号としてセルが伝送準備完了
状態にあることを示す信号を送信し、前記第１および第
２のカウンタへの入力信号として送信するように結合さ
れた第３のＡＮＤゲート手段と、 を備えることを特徴とするＡＴＭネットワークにおける
チャネルを制御する回路。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US08/097,683 US5448567A (en) | 1993-07-27 | 1993-07-27 | Control architecture for ATM networks |
| US08/097683 | 1993-07-27 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0746256A true JPH0746256A (ja) | 1995-02-14 |
| JP2646984B2 JP2646984B2 (ja) | 1997-08-27 |
Family
ID=22264632
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP32066293A Expired - Fee Related JP2646984B2 (ja) | 1993-07-27 | 1993-12-20 | Ａｔｍネットワークの制御方法およびチャネル制御回路 |
Country Status (4)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5448567A (ja) |
| EP (1) | EP0637154A3 (ja) |
| JP (1) | JP2646984B2 (ja) |
| CA (1) | CA2128767A1 (ja) |
Families Citing this family (69)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5453981A (en) * | 1990-10-16 | 1995-09-26 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Method of controlling communication network incorporating virtual channels exchange nodes and virtual paths exchange nodes |
| JP3128654B2 (ja) | 1990-10-19 | 2001-01-29 | 富士通株式会社 | 監視制御方法、監視制御装置及び交換システム |
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| EP0687120A1 (en) * | 1994-06-09 | 1995-12-13 | ALCATEL BELL Naamloze Vennootschap | Policing method guaranteeing fair throughput and device realizing such a method |
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| AU5565796A (en) * | 1995-04-22 | 1996-11-18 | General Datacomm Inc. | A traffic shaping atm network switch |
| US5535201A (en) * | 1995-05-10 | 1996-07-09 | Mitsubishi Electric Research Laboratories, Inc. | Traffic shaping system using two dimensional timing chains |
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| US6327246B1 (en) | 1995-11-29 | 2001-12-04 | Ahead Communications Systems, Inc. | Controlled available bit rate service in an ATM switch |
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| GB9602809D0 (en) * | 1996-02-12 | 1996-04-10 | Northern Telecom Ltd | A bidirectional communications network |
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