JPH08504546A - フレーム中継ネットワーク内の渋滞管理方法及びフレーム中継ネットワークのノード - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 本発明は、ＦＲネットワーク内の渋滞を管理する方法及びＦＲネットワークのノードに係る。この方法において、フレーム（39）がノードの入力及び出力境界の両方にバッファされそして転送されるべきフレーム（39）に関連した仮想チャンネルが決定される。迅速に応答でき且つ渋滞サービスの後方でユーザアプリケーションも与えることのできる新規な信頼性のある渋滞管理方法と、サービスのレべルをできるだけ少なく減少する渋滞管理メカニズムとを提供するために、ネットワークサービスは、遅延及びフレームスループット確率に基づいて異なるクラス（1,2,3）に分類され、そしてサービスクラスに特定のバッファ（44a...44d,45a...45d,64a...64d）を経てノードにフレームが送られる。

Description

【発明の詳細な説明】 フレーム中継ネットワーク内の渋滞管理方法及び フレーム中継ネットワークのノード発明の分野 本発明は、フレームがノードの入力及び出力境界の両方にバッファされそして 転送されるべきフレームに関連した仮想チャンネルが決定されるようにしてフレ ーム中継ネットワーク内の渋滞を管理する方法に係る。更に、本発明は、ノード の入力境界にある入力バッファと、ノードの出力境界にある出力バッファと、そ の入力バッファから所望の出力バッファへフレームを付与する手段とを備えたフ レーム中継ネットワークのノードに係る。先行技術の説明 渋滞とは、送信要求の数が、特定の時間に、あるネットワーク点（ボトルネッ クリソースと称する）の送信容量を越える状態を意味する。渋滞は、通常、過負 荷状態を引き起こし、その結果、バッファは例えばオーバーフローし、従って、 パケットはネットワーク又は加入者によって再送信されることになる。渋滞管理 （ＣＭ）の機能は、送信要求と送信容量とのバランスを維持して、ボトルネック リソースが最適なレベルで動作すると共に、公平さを確保するやり方で加入者が サービスを受けられるようにする。 渋滞管理は、渋滞の回避（ＣＡ）と渋滞の回復（ＣＲ）とに分割できる。渋滞 回避方法は、加入者の帯域巾をネットワークの渋滞状態に基づいて動的に調整し 及び／又はボトルネックリソースのトラフィック負荷の一部分をアイドル状態の リソースへシフトするようにネットワークのルートを変更することにより、ネッ トワークにおける渋滞の発生を防止することを目的とする。従って、回復方法の 目的は、回避方法が渋滞の発生を防止できなかった場合にボトルネックリソース の動作を最適なレベルに回復することである。 フレーム中継（ＦＲ）技術とは、現在使用されているパケット交換ネットワー ク接続に代わって、可変長さのフレームを送信するのに使用されるパケット交換 ネットワーク技術である。現在のパケット交換ネットワークに一般に適用される プロトコル（Ｘ．２５）は、多量の処理を必要とする上に、送信装置が高価であ り、速度も遅い。これらの問題は、使用される送信接続が若干送信エラーを生じ る傾向がある時代にＸ．２５基準が開発されたことによるものである。フレーム 中継技術の出発点は、送信ラインエラーの確率が相当に低かった。それ故、フレ ーム中継技術では多数の不必要な機能を除去することができ、従って、フレーム を迅速に且つ効率的に供給することができた。フレームモードベアラサービスが ＣＣＩＴＴ仕様書Ｉ．２３３（参照文献１）に一般的に説明されており、そして その関連プロトコルが仕様書Ｑ．９２２（参照文献２）に説明されている。ＦＲ ネットワークの渋滞、及び渋滞管理メカニズムが、ＣＣＩＴＴ仕様書Ｉ．３７０ （参照文献３）に説明されている。ＦＲ技術の詳細な説明については、１９９１ 年４月のマグローヒル社の「フレーム中継技術の概要、データ通信のデータプロ マネージメント（An Overview of Frame Relay Technology，Datapro Managemen t of Data Communications）」 （参照文献４）；及び上記仕様書を参照された い。 ＣＣＩＴＴ仕様書に規定された推奨規定は、渋滞通知のための幾つかのメカニ ズムを提供する。例えば、推奨規定Ｉ．３７０は、ネットワークの渋滞管理をノ ードとネットワークの加入者との間で分担するものである。従って、加入者は、 ネットワークから受け取った渋滞通知に基づいてトラフィックの量を調整しなけ ればならず、そしてネットワークは、加入者から受け取った渋滞通知に基づいて 同じことを行わねばならない。換言すれば、ネットワークが加入者に渋滞を通知 する場合には、加入者がネットワークへのトラフィックを減少しなければならず そしてその逆の場合もあり得る。従って、この共働の動作は、渋滞管理に関する 限り、ネットワークをある種の閉じたシステムにする。しかしながら、この種の 渋滞管理は、主として次の２つの理由で、実用的に働かない。 − 上記仕様により形成される通知メカニズムは、瞬間的な渋滞状態に対する 応答が遅過ぎる；そして − たとえ加入者がネットワークから渋滞通知を受け取ったとしても加入者が 自発的にトラフィックを減少することに依存することはできない。かかる場合に は、渋滞管理システムが実際に閉じず、渋滞は緩和されない。 公知方法の別の欠点は、渋滞状態のもとで全ての加入者が等しく取り扱われ、 従って、最も重要なアプリケーションパラメータに対して良好なサービスを希望 する加入者のメッセージ（即ち、良好なサービスを要求するアプリケーション） に優先順位を与えることができない。発明の要旨 本発明の目的は、上記欠点を解消すると共に、ＦＲネットワークに使用するた めの渋滞管理方法であって、信頼性があり且つ迅速に応答することのできる新規 な方法を提供することである。この新規な方法は、渋滞後の加入者のアプリケー ションに、考えられる最良のサービスを与えると共に、サービスのレベルをでき るだけ僅かに低下するだけの渋滞管理メカニズムを提供する。これは、ネットワ ークサービスを遅延及びフレームスループット確率に基づいて異なるクラスに分 類し、そして各サービスクラスに対して特に与えられたバッファを経てノードに フレームを送ることを特徴とする本発明の方法によって達成される。従って、本 発明によるＦＲネットワークノードは、仮想チャンネルに対応するサービスクラ スを記憶する手段と、特に各データリンク接続のために少なくともノードの出力 境界に設けられた各定義されたサービスクラスに対する少なくとも１つのバッフ ァとを備えたことを特徴とする。 本発明は、ネットワークで与えられるサービスが最も重要なアプリケーション パラメータ（スループット確率及び遅延）に基づいて分類されそして転送される べきフレームの供給が各サービスクラスに対して特定に実行されるという考え方 に基づいている。実際に、これは、例えば、異なるサービスクラスがバッファ動 作及び渋滞管理に関する限り異なる仕方で処理されることを意味し、これは、次 いで、各アクセス接続内での共用リソースの割り当てに対し各サービスクラスご とに個別のバッファが必要とされることを主として意味する。図面の簡単な説明 以下、添付図面を参照し、本発明の好ましい実施例を詳細に説明する。 図１は、本発明によるＦＲネットワークにおけるサービスの分類を示す図であ る。 図２は、本発明による方法の典型的な動作環境を示す図である。 図３は、ＦＲネットワークのノードを簡単に示す図である。 図４は、本発明によるＦＲネットワークのトランクノードの構成の主たる特徴 を示す図である。 図５は、ＦＲネットワークにおいて供給されるべきフレームのフォーマットを 示す図である。 図６は、本発明によるＦＲネットワークの加入者ノードの主たる特徴を示す図 である。 図７は、加入者に特定のトラフィックを調整するためのネットワーク内での渋 滞通知の送信を示す図である。 図８は、渋滞通知のためにネットワークに更に別のサービスクラスが追加され た状態で図４のトランクノードを示す図である。好ましい実施例の詳細な説明 フレーム中継ネットワークは、異なる種類のサービスを要求する種々のアプリ ケーションをサポートする。例えば、ある程度一般化する場合には、ローカルエ リアネットワーク（ＬＡＮ）間のトラフィックは、２つの部分、即ち（ａ）対話 型トラフィック及び（ｂ）データファイル転送型トラフィックに分割することが できる。対話型トラフィックにおいては、比較的短いパケットが転送されそして ネットワークから迅速な応答が予想され、即ち小さな遅延となる。送信は、通常 は、送信エラー及びフレームのロスを検出しそして必要に応じて迅速に再送信を 実行する上位プロトコルによって実行される。 データファイル転送においては、比較的大きなパケットを転送することが有利 である。転送に必要な時間は、プロトコルの時間切れにならないならば、通常は 厳密なものではない。 上記のサービスに加えて、遅延及びフレームスループット確率の両方が最適で あるようなサービスが要望される。この種のサービスは、上記した他のサービス よりも多数のネットワークノードリソースを必要とし、又、実際には、他のサー ビスよりも高価なものとなる。 以上に基づき、２つの最も重要なアプリケーションパラメータ（フレームロス 確率及び遅延）を考慮して、ＦＲネットワークのサービスを図１について説明す ることができる。エリア１は対話を行うサービスを表し、エリア２はデータ転送 サービスを表し、そしてエリア３は、遅延及びフレームスループット確率が最適 化されたサービスを表す。ＦＲネットワークにおいてトラフィック率が低い状態 では、動作が原点の付近で行われ、そしてそれらの異なるサービスは互いに大き く異なることはない。ネットワークは全てのトラフィックを通すことができ、渋 滞によるパケットのロスはない。しかしながら、瞬間的なネットワーク渋滞は回 避することができず、ネットワークノードは、このような状態においては、でき るだけ効率的に応答しなければならない。トラフィックが増加したときは、動作 が原点から更に離れてシフトし、異なるサービス間の相違が明らかになる。サー ビス２は、長いバッファ時間を用いて良好なマルチプレクス結果を得ることがで きる。これは遅延を生じさせるが、この特定のサービスに対し許容できるもので ある。サービス１は、遅延が長過ぎてはならないことを利用することができる。 結局、渋滞によって転送遅延が著しく増加するときには、フレームを破棄するこ とができる。サービス３は、短い遅延と高いスループット確率の両方を目的とす るものであり、従って、ノードにおいて更に大きな容量を必要とする。 図２は、公衆ネットワークサービスを提供するＦＲネットワーク、即ち単一の 会社又は複数の会社の異なるオフィスＡ・・・Ｅのローカルエリアネットワーク １１を相互接続するフレーム中継ネットワーク１２を示している。各オフィスの ローカルエリアネットワーク１１は、ローカルエリアネットワークブリッジ１３ と、各々参照番号１４ａ・・・１４ｅで示されたデータリンク接続とを経てＦＲ サービスにアクセスする。ＦＲ加入者Ａ・・・Ｅと、ＦＲネットワークのノード との間の接続はそれ自体良く知られており、従って、ここでは詳細に述べない。 （ローカルエリアネットワーク及びそれらの相互接続に使用されるブリッジにつ いての詳細な資料は、例えば、参考としてここに取り上げる１９９１年２月のテ レコミュニケーションズに掲載されたミッシェル・グリムシュー著の「ＬＡＮ相 互接続技術（LAN Interconnections Technology）」及び１９９１年のＬａｈｉ ｖｅｒｋｋｏ−ｏｐａｓ，Ｌｅｅｎａ Ｊａａｋｏｎｍａｋｉ，Ｓｕｏｍｅｎ ＡＴＫ−Ｋｕｓｔａｎｎｕｓの論文に見ることができる。） 図３は、ＦＲネットワーク１２のノードＮの簡単な図である。加入者からのＦ Ｒフレームは、入力バッファ１５ａに受け取られ、そこから中央のルータ１６へ 接続され、該ルータはそのフレームを適当な出力バッファ１５ｂ又は１５ｃへ送 り、出力バッファ１５ｂは別の加入者接続部に接続され、そして出力バッファ１ ５ｃはＦＲトランク接続部（ＦＲネットワークのノード間データリンク接続部） に接続されている。 図３に示すノード構造の典型的な特徴は、フレームが同じ物理的接続部に送ら れると仮定すると、全てのフレームに対して同じバッファが使用されることであ る。一方、本発明によれば、上記のサービスクラスに対応するバッファは、全て のネットワークノードの出力境界と、トランク接続部を有する入力境界とに設け られる。図４は、ネットワークのトランクノードにおけるこの種の解決策を示し ている。ノードは、加入者接続部のブリッジ１３（図２）において最初に組み立 てられたＦＲフレームを受け取る。加入者ＬＡＮ１１のフレームは、ブリッジ１ ３においてＦＲフレームの情報フィールドに挿入される（タイミングビット及び 他の同様のビットを除いて）。図５は、ＬＡＮフレーム３８がＦＲフレーム３９ の情報フィールドに挿入されるところを示している。又、典型的なＦＲネットワ ークフレームフォーマットも示されており、情報フィールドに先行するアドレス フィールドは、２つのオクテット（ビット１ないし８）を備えている。第１オク テットのビット３ないし８と、第２オクテットのビット５ないし８は、例えば、 特定のフレームが属する仮想接続及び仮想チャンネルをノードに指示するデータ リンク接続識別子ＤＬＣＩを形成する。仮想チャンネルは、このデータリンク接 続識別子によって互いに区別される。しかしながら、このデータリンク接続識別 子は、単一の仮想チャンネルについてのみ明確なものであり、次の仮想チャンネ ルへの移行時にはノード内で変化し得る。本発明においては、ＤＥビット（破棄 妥当性指示子）と称する第２のアドレスフィールドオクテットのビット２も重要 である。ＣＣＩＴＴ推奨規定によれば、フレームのＤＥビットが１にセットされ ている場合は、例えば、渋滞状態のもとでフレームを破棄することが許される。 例えば、他のサービスクラスよりも高いフレームロス確率を許容するサービスク ラス１においては、渋滞によりフレームの転送遅延が著しく増加するので、この ようなフレームは他のクラスよりも容易に破棄される。ＦＲフレームの他のビッ トは本発明に関連していないので、ここでは詳細に説明しない。その詳細な説明 については、上記の参照文献２及び４を参照されたい。 上記フォーマットのＦＲフレーム３９は、特殊な分類ユニット４３によりノー ドに受け取られ、各データリンク接続部は、それ自身の分類ユニットを有し、該 ユニットは、フレームのアドレスフィールドから識別子ＤＬＣＩを受け取りそし てその識別子により指示された仮想チャンネルに対応するサービスクラス（１、 ２又は３）を選択する。仮想チャンネル及び各サービスクラスは、例えば、テー ブルＴに記憶される。（仮想チャンネルとは、１つの送信間隔の長さを有する仮 想接続部を意味し、一方、仮想接続とは、実際のパケット交換式の端−端ＦＲ接 続を意味する。）テーブルＴによる分類が完了した後に、分類ユニット４３は、 各フレームを、そのフレームの特定のサービスクラスに対応する入力バッファ４ ４ａ、４４ｂ又は４４ｃに付与する。従って、各インバウンドデータリンク接続 は、各サービスクラスごとに１つづつの３つの入力バッファを備えている。各デ ータリンク接続部は特定のセレクタＳ１を有し、これは、サービスクラスに特定 のバッファからフレームを読み取り、そしてそれらをノード内に送る。トランク ノードの出力側では、所望のデータリンク接続部の３つのサービスクラスに特定 の出力バッファ４５ａ、４５ｂ又は４５ｃの１つに各フレーム３９が付与され、 バッファはノードの入力側で特定されるサービスクラスに基づいて選択される。 次いで、セレクタＳ２はフレームをトランク接続部へ更に読み込む。或いは又、 分類ユニットは、ノードの出力側で各送信接続部に対して個別に設けられてもよ く、この場合には、クラスデータがノード内に転送される必要はない。 サービスクラス２（図４のバッファ４４ｃ及び４５ｃ）においては、多量のト ラフィックをバッファすることができ、従って、より確実な送信を行うことがで きるが、遅延がもたらされる。サービスクラス１（バッファ４４ａ及び４５ａ） では、バッファのサイズを小さく（クラス２の場合よりも小さく）しなければな らず、そしてサービスクラス３（バッファ４４ｂ及び４５ｂ）にも同じことが言 える。（バッファのサイズは、ネットワークに生じることが許される最大遅延に 基づいて決定される。）従って、フレームは、サービスに基づく最小の遅延で、 ネットワークノードを通過する。 セレクタＳ１及びＳ２は、公平の原理を満たすようにそれらに割り当てられた トラフィックに比例してバッファを読み取るか、或いは同意したサービスが与え られるように他の適当な原理を適用することによってバッファを読み取る。サー ビスクラス３が渋滞状態のもとでもロスの確率が低いという約束を更に伴う場合 には、バッファ４４ｂ及び４５ｂは、他のバッファよりも高い優先順位で（例え ば、他のバッファよりも頻繁に）読み取られねばならない。更に、各サービスク ラスに特定のバッファの充填率が所定の限界を越えたときは、ＤＥビットがセッ トされた（１に）フレームを優先的に破棄することを開始できる。 図６は、本発明による加入者ノードＮ（即ち、加入者が接続されたノード）を 示している。加入者接続部１４ａ、１４ｂ等は、識別ユニット６１に接続され、 該ユニットは、ブリッジ１３（図２）において組み立てられた上記形式のＦＲフ レームを受け取る。この識別ユニット６１は、フレームのアドレスフィールドか ら識別子ＤＬＣＩを読み取り、そして識別子によって識別された仮想接続部に対 応する入力バッファ６２_l・・・６２_nへフレームを進める。各データリンク接続 部は特定のセレクタＳ３を有し、このセレクタは、各仮想チャンネルの入力バッ ファからフレームを選択しそしてそれらをノード内に進める。 ノードの出力側では、フレームが上記分類ユニット４３に付与され、各データ リンク接続部はそれ自身の分類ユニットを有し、該ユニットはフレームのアドレ スフィールドから識別子ＤＬＣＩを読み取りそしてその識別子によって指示され た仮想チャンネルに対応するサービスクラスをテーブルＴから選択する。分類が 完了した後に、分類ユニット４３は、各フレームを、そのフレームのサービスク ラスに対応する出力バッファ６４ａ、６４ｂ又は６４ｃに付与する。従って、ア ウトバンドデータリンク接続部は、各サービスクラスに対して１つづつの３つの 出力バッファを有する。セレクタＳ２は、サービスクラスに特定の出力バッファ ６４ａ・・・６４ｃからフレームを選択し、そしてそれらをデータリンク接続部 へ進める。（図に破線で示された第４のサービスクラスのバッファの機能は以下 で詳細に述べる。） 従って、加入者によりＦＲネットワークを経て送信されるトラフィックは、特 に各仮想接続に対し加入者の入力側でバッファされる。到来するフレーム３９は 各仮想接続を経て動的に連結される。仮想接続のサービスクラスに基づいて、そ の連結の長さは所定の許容最大値を有し、これは、サービスクラス１及び３では 小さくそしてサービスクラス２では大きい。セレクタＳ３は、公平の原理に合致 するようにバッファ６２_l・・・６２_nを例えばそれらに割り当てられたトラフィ ックの量に比例して読み取るか、或いは合意したサービスを与えるように他の適 当な原理を適用することによりバッファを読み取る。 加入者ノードの出力側では、サービスクラスに特定のバッファがトランクノー ドの場合と同様に使用される。 本発明の好ましい実施例によれば、各サービスクラスにおいて与えられるべき サービスは、ネットワークノードが渋滞したときに、特定の仮想接続の加入者ノ ードにおいてネットワークのソース端で既にノードを通過した仮想接続上のトラ フィックを減少するよう試みるように更に改良することができる。従って、フレ ームは、渋滞したノードに到達した際に破棄されるだけで、他のネットワークリ ソースに負荷をかけることはない。このメカニズムは次のように動作する（図７ を参照する）。ネットワークノード、例えば、ノードＮ１の出力バッファが所定 の充填率を越えたときには、このノードは、特殊な渋滞通知Ｍを後方に加入者ノ ード（図ではノードＮ２）へ送信し、従って、仮想接続を経てネットワークに送 られるトラフィックの量は、このようなトラフィックを仮想チャンネルに特定な バッファ６２_l・・・６２_nへできるだけバッファすることにより減少される。し ばらくして、それ以上の渋滞通知を受け取らなければ、この特定のリソースを通 るトラフィックの量を再び増加することができる。渋滞通知を用いて特に各加入 者ごとにトラフィックを監視することにより、渋滞したリソースへのトラフィッ クの量を減少して渋滞を緩和することができる。 実際に、加入者ノードにおけるトラフィックの量の調整は、パラメータＣＩＲ （委任された情報レート）、Ｂ_c（委任されたバーストサイズ）及びＢ_e（過剰バ ーストサイズ）により特に各仮想接続に対して各加入者（Ｓ）のトラフィックを 監視し、そして上記の渋滞通知Ｍに応答して、ある仮想接続を経てネットワーク ヘ送られるトラフィックの送信を制限し、渋滞を緩和することにより、（公平の 原理に合致するように）完全に行われる。ＣＩＲは、通常の状態のもとでネット ワークによって保証されるデータ送信率を表し、Ｂ_cは、加入者がタイムスロッ トＴ_c内でネットワークを経て送信することのできるネットワークを経て送信 できるデータの最大量を表し、そしてＢ_eは、加入者がタイムスロットＴ_c内で値 Ｂ_cを越えることのできるデータの量を表す。これらのパラメータは、例えば参 照文献３に説明されている。 渋滞通知Ｍは、渋滞状態のもとで迅速に応答するために外部ノードへ非常に速 やかに送らねばならない。本発明の好ましい実施例によれば、第４のサービスク ラスはこのような渋滞通知に専用とされ、このサービスクラスに対する各バッフ ァがノードに設けられる。トランクノードについて、この実施例が図８に示され ており、渋滞通知のサービスクラスのバッファ４４ｄ及び４５ｄが破線で示され ている。それに対応して、第４の出力バッファ６４ｄが加入者ノードの出力側に 組み込まれている（図６）。 上記のメカニズムは、渋滞管理に関する限り、ＦＲネットワークを閉じたシス テムとする。ノードが甚だしく渋滞する充分前に渋滞通知Ｍが後方に加入者ノー ドへ送信されたときには、ネットワーク及びネットワークトラフィックをこのよ うに柔軟に「同調」して最適なスループット容量を達成することができる。サー ビスクラスに特定のバッファは、各サービスクラスが渋滞状態のもとでもその特 徴に最も適した仕方で処理されるよう確保する。 以上、添付図面の例を参照して本発明を説明したが、本発明はこれに限定され るものではなく、上記した本発明の考え方及び請求の範囲内で変更し得ることが 明らかである。例えば、サービスクラス及び各バッファが本発明の考え方に基づ いて実施されても、ノードの内部構造の細部を多数の仕方で変更できる。更に、 上記の方法は、フレームの完全性がチェックされ、エラーが検出されず且つ当該 リンクに対してＤＬＣＩが定義されたフレームのみを送るようにノードに使用さ れることに注意されたい。エラーが検出されるか又は当該リンクに対してＤＬＣ Ｉが定義されていないことが分かった場合には、フレームが破棄される。しかし ながら、これらの段階は本発明の考え方に含まれないので、上記では説明しなか った。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＤＥ， ＤＫ，ＥＳ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，ＩＴ，ＬＵ，Ｍ Ｃ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ，ＣＦ，ＣＧ ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＭＬ，ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ， ＴＤ，ＴＧ)，ＡＴ，ＡＵ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ， ＣＡ，ＣＨ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，Ｈ Ｕ，ＪＰ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＫ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＧ ，ＭＮ，ＭＷ，ＮＬ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ， ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＫ，ＵＡ，ＵＳ，ＵＺ，ＶＮ (72)発明者 ハリュー エサ フィンランド エフイーエン‐02210 エ スプー アヴァルースカテュ ４ベー19 (72)発明者 ハヴァンシ クラウス フィンランド エフイーエン‐02320 エ スプー リスティアーロコンカテュ ４エ フ132 (72)発明者 マトカセルケ ヨルマ フィンランド エフイーエン‐01650 ヴ ァンター ヌイヤーティエ ４セー24

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．フレーム（39）がノードの入力及び出力境界の両方にバッファされそして 転送されるべきフレーム（39）に関連した仮想チャンネルが決定されるようにし てフレーム中継ネットワーク内の渋滞を管理する方法において、 ネットワークサービスを遅延及びフレームスループット確率に基づいて異なる クラス（1,2,3）に分類し、そして 各サービスクラスに対して特定のバッファ（44a...44d,45a...45d,64a...64d ）を経てノードにフレームを送ることを特徴とする方法。 ２．上記ネットワークサービスは３つの主たるサービスクラスに分割され、第 １のサービスクラス（１）は遅延を短く保持する対話サービスを与え、第２のサ ービスクラス（２）は遅延はあまり厳密でないが低いフレームロス確率を与え、 そして第３のサービスクラス（３）は短い遅延と低いフレームロス確率の両方を 与える請求項１に記載の方法。 ３．第３のサービスクラスのバッファは、他のクラスよりもより頻繁に読み取 られる請求項１に記載の方法。 ４．フレームは、加入者ノードの入力境界において各仮想チャンネルに特定の バッファ（62_l....62_n）にバッファされる請求項１に記載の方法。 ５．各渋滞したリソースから特定の仮想接続の外部ノードへ送信される渋滞通 知（M）に専用の更に別のサービスクラスがあり、加入者（S）からのトラフィッ クは、仮想チャンネルに特定のバッファ（62_l....62_n）にフレームをバッファす ることにより外部ノードにおいて調整される請求項４に記載の方法。 ６．ノードの入力境界にある入力バッファと、ノードの出力境界にある出力バ ッファと、その入力バッファから所望の出力バッファへフレームを送る手段（16 ）とを備えたフレーム中継ネットワークのノードにおいて、 仮想チャンネルに対応するサービスクラス（1,2,3）を記憶する手段（T）と、 各データリンク接続ごとに特定に少なくともノードの出力境界に設けられた各 定義されたサービスクラスに対する少なくとも１つのバッファ（45a,64a;45b,64 b;45c,65c）とを備えたことを特徴とするノード。 ７．各仮想チャンネルに特定のバッファ（62_l....62_n）がノードの入力境界に 設けられる請求項６に記載の加入者ノード。 ８．各サービスクラスに特定のバッファ（44a...44d）もノードの入力境界に 設けられる請求項６に記載のトランクノード。 ９．他のサービスクラスに生じるものよりも短い遅延を生じるサービスクラス のバッファは、他のサービスクラスのバッファよりも短い請求項６に記載のノー ド。