JPH0897832A - 固定長セル交換ネットワーク・ノード内の出力トラフィックをシェーピングするための方法および装置 - Google Patents
固定長セル交換ネットワーク・ノード内の出力トラフィックをシェーピングするための方法および装置Info
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- JPH0897832A JPH0897832A JP22795795A JP22795795A JPH0897832A JP H0897832 A JPH0897832 A JP H0897832A JP 22795795 A JP22795795 A JP 22795795A JP 22795795 A JP22795795 A JP 22795795A JP H0897832 A JPH0897832 A JP H0897832A
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 出力線を備えるネットワーク・ノード・アダ
プタの送信部分で出力トラフィックをシェーピングする
ための方法および装置を提供することである。 【構成】 本発明は、活動カレンダおよび待機カレンダ
と呼ばれる、前記出力線の１つについて２つの参照テー
ブルを使用する。これらのカレンダの各項目は、前記出
力線に送信される出力セル・ストリーム内の１セルの位
置を表す。好ましい実施例では、３つのパラメータ・テ
ーブルを使用して、トラフィック確立時に取り決められ
た帯域幅シェアの降順でユーザ・トラフィックに関する
情報を記憶する。制御デバイスによって制御される配置
デバイスが、各トラフィックのために予約される項目を
待機カレンダ内に置く。待機カレンダは、書き込まれた
後に、活動カレンダとスワップされる。活動カレンダ
は、継続的に読み取られ、対応するセルが、送信デバイ
スによって出力線に送信される。
プタの送信部分で出力トラフィックをシェーピングする
ための方法および装置を提供することである。 【構成】 本発明は、活動カレンダおよび待機カレンダ
と呼ばれる、前記出力線の１つについて２つの参照テー
ブルを使用する。これらのカレンダの各項目は、前記出
力線に送信される出力セル・ストリーム内の１セルの位
置を表す。好ましい実施例では、３つのパラメータ・テ
ーブルを使用して、トラフィック確立時に取り決められ
た帯域幅シェアの降順でユーザ・トラフィックに関する
情報を記憶する。制御デバイスによって制御される配置
デバイスが、各トラフィックのために予約される項目を
待機カレンダ内に置く。待機カレンダは、書き込まれた
後に、活動カレンダとスワップされる。活動カレンダ
は、継続的に読み取られ、対応するセルが、送信デバイ
スによって出力線に送信される。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、固定長セル交換高速ネ
ットワークでのトラフィック制御の問題に関し、具体的
には、ＡＴＭネットワーク・ノード・アダプタ内で実施
されるシェーピング（shaping）の方法および装置に関
する。
ットワークでのトラフィック制御の問題に関し、具体的
には、ＡＴＭネットワーク・ノード・アダプタ内で実施
されるシェーピング（shaping）の方法および装置に関
する。
【０００２】
【従来の技術】非同期式転送モード（ＡＴＭ）などの新
しい高帯域幅、低遅延、固定長セル・ベースの転送モー
ド技法の基本的長所は、同一のネットワーク上で異なる
タイプの情報（データ、音声、画像、ビデオ）の多重化
と交換を可能にすると同時に、帯域幅と資源の利用を最
適化することである。
しい高帯域幅、低遅延、固定長セル・ベースの転送モー
ド技法の基本的長所は、同一のネットワーク上で異なる
タイプの情報（データ、音声、画像、ビデオ）の多重化
と交換を可能にすると同時に、帯域幅と資源の利用を最
適化することである。
【０００３】これらのネットワーク内部の輻輳（conges
tion）制御は、解決すべき主要な問題の１つである。セ
ルが短いので、ヘッダ内には、セルのペイロードに関す
るエラー回復を可能にするための空間が割り振られてい
ない。ブロックの１セルが、ネットワーク輻輳の場合に
ネットワークによって破棄されたか失われた場合、エラ
ー回復は、回復プロトコルがユーザ・データ・ブロック
を再送信することによって、高水準で実行される。ノー
ド間リンクではエラー率が極端に低いので、ランダム・
エラーのために失われるセルは、潜在的な問題ではな
い。しかし、トラフィック輻輳が検出されたためにノー
ドがセルを破棄する時には、これらのセルが、少数の論
理データ・ブロックから来る確度が低い。１０００セル
を破棄すると、平均ユーザ・データ・ブロック長が２Ｋ
バイト（低い見積）であり、４３セルとして送信される
場合に、ネットワークが４３０００セルの再送信を吸収
することになる可能性がある。実際に、このケースは、
１０００メッセージが１０００個の異なる接続から来る
時の悪条件である。プロトコルがこの種のネットワーク
で輻輳問題を制限するのに十分な効率を有する必要があ
るのは、このためである。
tion）制御は、解決すべき主要な問題の１つである。セ
ルが短いので、ヘッダ内には、セルのペイロードに関す
るエラー回復を可能にするための空間が割り振られてい
ない。ブロックの１セルが、ネットワーク輻輳の場合に
ネットワークによって破棄されたか失われた場合、エラ
ー回復は、回復プロトコルがユーザ・データ・ブロック
を再送信することによって、高水準で実行される。ノー
ド間リンクではエラー率が極端に低いので、ランダム・
エラーのために失われるセルは、潜在的な問題ではな
い。しかし、トラフィック輻輳が検出されたためにノー
ドがセルを破棄する時には、これらのセルが、少数の論
理データ・ブロックから来る確度が低い。１０００セル
を破棄すると、平均ユーザ・データ・ブロック長が２Ｋ
バイト（低い見積）であり、４３セルとして送信される
場合に、ネットワークが４３０００セルの再送信を吸収
することになる可能性がある。実際に、このケースは、
１０００メッセージが１０００個の異なる接続から来る
時の悪条件である。プロトコルがこの種のネットワーク
で輻輳問題を制限するのに十分な効率を有する必要があ
るのは、このためである。
【０００４】ＡＴＭ接続指向ネットワークでは、ソース
とデスティネーションの間の１ユーザのデータの端末間
トラフィックが、仮想接続（ＶＣ）によって表現され
る。複数の仮想接続を、１単位として交換できる仮想経
路（ＶＰ）にグループ化することができる。帯域幅は、
端末間情報交換に先立つ接続セットアップ・シグナリン
グ手順の一部として、動的に割り振られる。呼許可時に
は、ソース・ユーザが、デスティネーション・ポイント
に加えて、トラフィック記述子と称する１組のパラメー
タを提供し、これによって、そのリンク上で生成される
トラフィックの記述を試みる。たとえば、必須記述子の
１つが、接続のピーク・セル速度Ｒである。このパラメ
ータが、一定ビット速度（ＣＢＲ）接続すなわち、非圧
縮音声などのセルの周期ストリームを完全に記述するの
に十分である場合には、ビデオ・トラフィック用などの
可変ビット速度（ＶＢＲ）接続を記述するために別のパ
ラメータが必要である。トラフィックのバーストは、高
速ネットワーク論文のほとんどで、平均セル速度と、ピ
ーク速度Ｒでの放出の平均持続時間とによって測定され
る。上で述べたように、ＡＴＭネットワークでは、トラ
フィック輻輳の場合に、セルが失われたり、許容できな
い遅延が生じる可能性がある。ＡＴＭネットワークを介
して運ばれるトラフィックのタイプに応じて、輻輳の場
合の前述のネットワークの第１または第２の挙動が、仮
想接続上のトラフィックの質に損傷を与える可能性があ
る。音声トラフィックの場合、セルが失われてもかまわ
ないが、伝送の遅延は許容できない。データを仮想接続
上で転送する場合、遅延は許容できるがセル消失は許容
できない。これが、ネットワークがサービス品質（Ｑｏ
Ｓ）を保証する理由である。ネットワークによって保証
されるＱｏＳは、ほとんどの場合に、ネットワークのト
ポロジおよびプロトコルから独立に、セル消失確立と１
セルの最大端末間遅延に関して表現される。端末間接続
が、それぞれ独自のプロトコルとトラフィック管理を有
する異なるネットワーク実体（私用または公衆キャリア
・ネットワーク）にまたがる場合に、２人のユーザの間
の端末間遅延が増加することに留意されたい。
とデスティネーションの間の１ユーザのデータの端末間
トラフィックが、仮想接続（ＶＣ）によって表現され
る。複数の仮想接続を、１単位として交換できる仮想経
路（ＶＰ）にグループ化することができる。帯域幅は、
端末間情報交換に先立つ接続セットアップ・シグナリン
グ手順の一部として、動的に割り振られる。呼許可時に
は、ソース・ユーザが、デスティネーション・ポイント
に加えて、トラフィック記述子と称する１組のパラメー
タを提供し、これによって、そのリンク上で生成される
トラフィックの記述を試みる。たとえば、必須記述子の
１つが、接続のピーク・セル速度Ｒである。このパラメ
ータが、一定ビット速度（ＣＢＲ）接続すなわち、非圧
縮音声などのセルの周期ストリームを完全に記述するの
に十分である場合には、ビデオ・トラフィック用などの
可変ビット速度（ＶＢＲ）接続を記述するために別のパ
ラメータが必要である。トラフィックのバーストは、高
速ネットワーク論文のほとんどで、平均セル速度と、ピ
ーク速度Ｒでの放出の平均持続時間とによって測定され
る。上で述べたように、ＡＴＭネットワークでは、トラ
フィック輻輳の場合に、セルが失われたり、許容できな
い遅延が生じる可能性がある。ＡＴＭネットワークを介
して運ばれるトラフィックのタイプに応じて、輻輳の場
合の前述のネットワークの第１または第２の挙動が、仮
想接続上のトラフィックの質に損傷を与える可能性があ
る。音声トラフィックの場合、セルが失われてもかまわ
ないが、伝送の遅延は許容できない。データを仮想接続
上で転送する場合、遅延は許容できるがセル消失は許容
できない。これが、ネットワークがサービス品質（Ｑｏ
Ｓ）を保証する理由である。ネットワークによって保証
されるＱｏＳは、ほとんどの場合に、ネットワークのト
ポロジおよびプロトコルから独立に、セル消失確立と１
セルの最大端末間遅延に関して表現される。端末間接続
が、それぞれ独自のプロトコルとトラフィック管理を有
する異なるネットワーク実体（私用または公衆キャリア
・ネットワーク）にまたがる場合に、２人のユーザの間
の端末間遅延が増加することに留意されたい。
【０００５】ＱｏＳに合致するために、ネットワーク・
ノードは、接続許可時と接続が確立された後の両方で、
トラフィック輻輳を制御しなければならない。
ノードは、接続許可時と接続が確立された後の両方で、
トラフィック輻輳を制御しなければならない。
【０００６】接続許可時には、アクセス・ノードが、そ
の接続を受け入れることができるか否かを判断しなけれ
ばならない。その判断は、リンクの実際の負荷と、接続
のトラフィック・パラメータの分析に基づく。さらに、
アクセス・ノードは、異なるノードを介してトラフィッ
クのオーバーロードを伝送するために、経路テーブルも
計算しなければならない。経路が見つからない場合、そ
の呼は拒絶される。新しい呼を受け入れるという判断で
は、その接続のＱｏＳが満たされるとネットワーク・ノ
ードが見積もるかどうかだけではなく、追加されるトラ
フィックが既に確立されているすべての接続のＱｏＳに
重大な影響を与えないことが確実であるかどうかも考慮
に入れなければならないことに留意されたい。
の接続を受け入れることができるか否かを判断しなけれ
ばならない。その判断は、リンクの実際の負荷と、接続
のトラフィック・パラメータの分析に基づく。さらに、
アクセス・ノードは、異なるノードを介してトラフィッ
クのオーバーロードを伝送するために、経路テーブルも
計算しなければならない。経路が見つからない場合、そ
の呼は拒絶される。新しい呼を受け入れるという判断で
は、その接続のＱｏＳが満たされるとネットワーク・ノ
ードが見積もるかどうかだけではなく、追加されるトラ
フィックが既に確立されているすべての接続のＱｏＳに
重大な影響を与えないことが確実であるかどうかも考慮
に入れなければならないことに留意されたい。
【０００７】接続が確立された後のトラフィック輻輳の
第１制御は、ネットワーク・アクセス・ノード・アダプ
タの１デバイスであるポリサー（policer）内で実施さ
れるポリシング（policing）機能によって実行される。
ポリサーは、呼セットアップ時に要求されたピーク・セ
ル速度と比較した現トラフィック上のピーク・セル速度
の違反を検出し、ペナルティを課す。ピーク・セル速度
の代わりに、維持可能セル速度（ＳＣＲ、まだ標準化さ
れていないパラメータ）などの別の記述子を、ポリシン
グ機能の判断基準として使用することができる。以下の
説明では、ピーク・セル速度の言及のすべてを、ＳＣＲ
に置換することができる。ポリシング機能は、ＡＴＭ論
文で、ソース・ユニットがネットワーク・ノードとカス
タマ・プレミス・ノード（Customer Premise Node）の
どちらであるかに応じて、ネットワーク・パラメータ制
御（ＮＰＣ）または使用パラメータ制御（ＵＰＣ）とも
呼ばれる。実際、効率的なポリシング機能は、セル・セ
ットアップ時にソースによって供給されたトラフィック
特性が満たされる限り、透過的でなければならない。受
信したセルの数が、トラフィック確立時に取り決めたピ
ーク速度に対応するセル数を超える時には、ポリシング
機能が、セル消失優先順位に応じて、ユーザ・セルを破
棄するか、タグを付ける。
第１制御は、ネットワーク・アクセス・ノード・アダプ
タの１デバイスであるポリサー（policer）内で実施さ
れるポリシング（policing）機能によって実行される。
ポリサーは、呼セットアップ時に要求されたピーク・セ
ル速度と比較した現トラフィック上のピーク・セル速度
の違反を検出し、ペナルティを課す。ピーク・セル速度
の代わりに、維持可能セル速度（ＳＣＲ、まだ標準化さ
れていないパラメータ）などの別の記述子を、ポリシン
グ機能の判断基準として使用することができる。以下の
説明では、ピーク・セル速度の言及のすべてを、ＳＣＲ
に置換することができる。ポリシング機能は、ＡＴＭ論
文で、ソース・ユニットがネットワーク・ノードとカス
タマ・プレミス・ノード（Customer Premise Node）の
どちらであるかに応じて、ネットワーク・パラメータ制
御（ＮＰＣ）または使用パラメータ制御（ＵＰＣ）とも
呼ばれる。実際、効率的なポリシング機能は、セル・セ
ットアップ時にソースによって供給されたトラフィック
特性が満たされる限り、透過的でなければならない。受
信したセルの数が、トラフィック確立時に取り決めたピ
ーク速度に対応するセル数を超える時には、ポリシング
機能が、セル消失優先順位に応じて、ユーザ・セルを破
棄するか、タグを付ける。
【０００８】トラフィック輻輳の第２制御は、同一接続
に関する２つのセルの出発の間の時間が、接続セットア
ップ時に取り決められた最小値を絶対に下回らないよう
な形でセル出発の間隔を定めることによって、出力ネッ
トワーク・ノード・トラフィックをシェーピングするこ
とからなる。概して、間隔を置いたセルの多重化は、集
合トラフィックの「バースト性（burstiness）」を減少
させる傾向を有し、したがって、ネットワーク資源のよ
り良い利用が可能になることが示されている。
に関する２つのセルの出発の間の時間が、接続セットア
ップ時に取り決められた最小値を絶対に下回らないよう
な形でセル出発の間隔を定めることによって、出力ネッ
トワーク・ノード・トラフィックをシェーピングするこ
とからなる。概して、間隔を置いたセルの多重化は、集
合トラフィックの「バースト性（burstiness）」を減少
させる傾向を有し、したがって、ネットワーク資源のよ
り良い利用が可能になることが示されている。
【０００９】図１に、入力セル・ストリーム１に適用さ
れるシェーピングの原則を示す。斜線を書き込まれたセ
ルは、第１ユーザによって送信され、×印を記入された
セルは、第２ユーザによって送信されたものである。シ
ェーピングの結果を、出力セル・ストリーム２に示す。
＝のマークを付けられたセルが移動されており、２つの
セルの間の出発時間が、より規則的になっている。セル
の間隔は、ユーザが要求した帯域幅シェアに関して設け
られる。出力セル・ストリームでは、２つのセルの間の
出発時間が、第２ユーザのセルよりも第１ユーザのセル
の方が短くなっている。これは、第１ユーザが、第２ユ
ーザより大きな帯域幅シェアを要求したからである。さ
らに、出力ストリームでは、トラフィックのバーストが
減少している。入力セル・ストリーム１の３セルのグル
ープが、出力ストリーム２では消滅していることに留意
されたい。
れるシェーピングの原則を示す。斜線を書き込まれたセ
ルは、第１ユーザによって送信され、×印を記入された
セルは、第２ユーザによって送信されたものである。シ
ェーピングの結果を、出力セル・ストリーム２に示す。
＝のマークを付けられたセルが移動されており、２つの
セルの間の出発時間が、より規則的になっている。セル
の間隔は、ユーザが要求した帯域幅シェアに関して設け
られる。出力セル・ストリームでは、２つのセルの間の
出発時間が、第２ユーザのセルよりも第１ユーザのセル
の方が短くなっている。これは、第１ユーザが、第２ユ
ーザより大きな帯域幅シェアを要求したからである。さ
らに、出力ストリームでは、トラフィックのバーストが
減少している。入力セル・ストリーム１の３セルのグル
ープが、出力ストリーム２では消滅していることに留意
されたい。
【００１０】ポリシング機能は、アクセス・ネットワー
ク・ノード内で実施される。ポリシング機能を実施する
デバイスであるポリサーは、高速アダプタ・カードの一
部である。これは、ネットワークに入るトラフィックを
制御し、必要な場合にはペナルティを課す。シェーピン
グ機能は、ネットワークにアクセスするデバイス内で実
施される。これは、ＡＴＭネットワークをアクセスする
カスタマ・プレミス・ノードまたは、第１のＡＴＭネッ
トワークの境界にあり別のＡＴＭネットワークのアクセ
スを試みているネットワーク・ノードとすることができ
る。シェーピング機能を実施するデバイスであるシェー
パー（shaper）も、高速アダプタ・カードの一部であ
り、出力トラフィック・セルの送信を制御する。図２
に、ネットワーク・ノード内で実施されるシェーパーと
ポリサーを示す。入力線１５は、入力アダプタ１０によ
って受け取られた入力セル・ストリームを伝える入力線
である。入力アダプタ１０のそれぞれで、ポリサーが、
各ユーザのセル・ストリームを制御し、必要な場合にペ
ナルティを課す。その後、セルは、交換機３０で交換さ
れ、出力アダプタ２０に送られる。出力アダプタ２０の
それぞれに、出力線２５に送られるセルの間隔を定める
シェーパーがある。図３に、ソース・ユニット４０から
デスティネーション・ユニット６０へ、２つのネットワ
ーク４２および５２を介してユーザのトラフィックを伝
えるネットワーク・トポロジを示す。これらのネットワ
ーク内では、ノード４５がアクセス・ノードであり、ポ
リサーは、これらのアクセス・ノード４５内で実施され
る。シェーパーは、ソース・ユニット４０内と、第１の
ネットワーク４２の境界にあり第２のネットワーク５２
をアクセスするノード５０内で実施される。デスティネ
ーション・ユニット６０は、ポリサーを実施されたカス
タマ・プレミス・ノードとすることができるので、ネッ
トワーク５２の境界に置かれるノード５５にもシェーパ
ーを実施することが推奨される。
ク・ノード内で実施される。ポリシング機能を実施する
デバイスであるポリサーは、高速アダプタ・カードの一
部である。これは、ネットワークに入るトラフィックを
制御し、必要な場合にはペナルティを課す。シェーピン
グ機能は、ネットワークにアクセスするデバイス内で実
施される。これは、ＡＴＭネットワークをアクセスする
カスタマ・プレミス・ノードまたは、第１のＡＴＭネッ
トワークの境界にあり別のＡＴＭネットワークのアクセ
スを試みているネットワーク・ノードとすることができ
る。シェーピング機能を実施するデバイスであるシェー
パー（shaper）も、高速アダプタ・カードの一部であ
り、出力トラフィック・セルの送信を制御する。図２
に、ネットワーク・ノード内で実施されるシェーパーと
ポリサーを示す。入力線１５は、入力アダプタ１０によ
って受け取られた入力セル・ストリームを伝える入力線
である。入力アダプタ１０のそれぞれで、ポリサーが、
各ユーザのセル・ストリームを制御し、必要な場合にペ
ナルティを課す。その後、セルは、交換機３０で交換さ
れ、出力アダプタ２０に送られる。出力アダプタ２０の
それぞれに、出力線２５に送られるセルの間隔を定める
シェーパーがある。図３に、ソース・ユニット４０から
デスティネーション・ユニット６０へ、２つのネットワ
ーク４２および５２を介してユーザのトラフィックを伝
えるネットワーク・トポロジを示す。これらのネットワ
ーク内では、ノード４５がアクセス・ノードであり、ポ
リサーは、これらのアクセス・ノード４５内で実施され
る。シェーパーは、ソース・ユニット４０内と、第１の
ネットワーク４２の境界にあり第２のネットワーク５２
をアクセスするノード５０内で実施される。デスティネ
ーション・ユニット６０は、ポリサーを実施されたカス
タマ・プレミス・ノードとすることができるので、ネッ
トワーク５２の境界に置かれるノード５５にもシェーパ
ーを実施することが推奨される。
【００１１】多くのポリシング方式が、最近研究されて
いる。よく知られているものとしては、オンブラル（Ra
if O. Onvural）著、"Asynchronous Transfer Mode Net
works: performance issues", Artech House版に記載の
リーキー（leaky）・バケット、ジャンピング・ウィン
ドウおよびムービング・ウィンドウがある。一般性を欠
くことなく、各ポリシング機能は、所与の時間の期間Ｐ
に関して１つまたは複数のトラフィック・パラメータを
見積もる。この時間の期間Ｐが減少するにつれて、ポリ
サーは、接続確立時に取り決められたパラメータに適合
するトラフィックを生成するユーザに非透過になる可能
性がある。その一方で、Ｐが増加するにつれて、ポリサ
ーは、ソースが宣言した特性をそのソースが超えること
の検出に長時間を要するようになる。しかし、後者の手
法は、ユーザが短時間の揺らぎを有するセルのストリー
ムを生成できるようになるので、より公平である。これ
は、ノード・レベルでのメモリ要件の増大という犠牲の
下に行われる。
いる。よく知られているものとしては、オンブラル（Ra
if O. Onvural）著、"Asynchronous Transfer Mode Net
works: performance issues", Artech House版に記載の
リーキー（leaky）・バケット、ジャンピング・ウィン
ドウおよびムービング・ウィンドウがある。一般性を欠
くことなく、各ポリシング機能は、所与の時間の期間Ｐ
に関して１つまたは複数のトラフィック・パラメータを
見積もる。この時間の期間Ｐが減少するにつれて、ポリ
サーは、接続確立時に取り決められたパラメータに適合
するトラフィックを生成するユーザに非透過になる可能
性がある。その一方で、Ｐが増加するにつれて、ポリサ
ーは、ソースが宣言した特性をそのソースが超えること
の検出に長時間を要するようになる。しかし、後者の手
法は、ユーザが短時間の揺らぎを有するセルのストリー
ムを生成できるようになるので、より公平である。これ
は、ノード・レベルでのメモリ要件の増大という犠牲の
下に行われる。
【００１２】ＩＴＵ（国際電気通信連合）によって標準
規格として提案された唯一のポリシング機能が、汎用セ
ル速度アルゴリズム（Generic Cell Rate Algorithm、
ＧＣＲＡ）である。ＧＣＲＡの詳細は、ＡＴＭフォーラ
ム、"ATM User-Network Interface Specification", Ve
rsion 3.0、１９９４年にある。その役割は、接続ごと
に、セル期間Ｔ（Ｔは、ピーク・セル速度Ｒの逆数に対
応する）と、この期間に対する所与の許容範囲τに従っ
て、アップストリームに到着するトラフィックを監視す
ることである。基本的に、セルは、２つの連続するセル
（同一の接続に属する）の間に経過する時間が、Ｔ−τ
以上である場合に、適合しているものとみなされる。そ
うでない場合には、そのセルは、不適合とみなされ、タ
グを付けられ、おそらくは破棄される。
規格として提案された唯一のポリシング機能が、汎用セ
ル速度アルゴリズム（Generic Cell Rate Algorithm、
ＧＣＲＡ）である。ＧＣＲＡの詳細は、ＡＴＭフォーラ
ム、"ATM User-Network Interface Specification", Ve
rsion 3.0、１９９４年にある。その役割は、接続ごと
に、セル期間Ｔ（Ｔは、ピーク・セル速度Ｒの逆数に対
応する）と、この期間に対する所与の許容範囲τに従っ
て、アップストリームに到着するトラフィックを監視す
ることである。基本的に、セルは、２つの連続するセル
（同一の接続に属する）の間に経過する時間が、Ｔ−τ
以上である場合に、適合しているものとみなされる。そ
うでない場合には、そのセルは、不適合とみなされ、タ
グを付けられ、おそらくは破棄される。
【００１３】ポリサーがセルを破棄するのは、トラフィ
ックのソースが接続確立時に取り決められたパラメータ
を侵害したという理由だけではなく、ジッタまたはセル
遅延変動（ＣＤＶ）として周知のセル・ストリーム内の
ひずみが理由の場合もある。このひずみは、中間ネット
ワーク・ノードのそれぞれでのセルの待ち行列化と、よ
り一般的には出力線上でのセルの多重化に起因する。ジ
ッタの大きさは、接続ピーク速度、同一リンクを共用す
る他の接続のピーク速度、リンク負荷、通過するノード
数など、多くのパラメータに依存する。ジッタの結果、
ユーザ・セルがネットワークを介して移動するにつれ
て、ソース・アップストリームによって宣言されたトラ
フィック・パラメータの何らかのひずみが引き起こされ
る。特に、瞬間的なピーク・セル速度Ｒ'が、変更され
る可能性があり、接続確立時にソース・アップストリー
ムによって宣言された値Ｒを超えて渡される可能性があ
る。最悪条件では、Ｒ'＞Ｒであり、短い測定間隔（短
い時間の期間Ｐ）を有するポリシング機能が、望ましく
ない破棄処置をとる可能性がある。これは、通常は、セ
ル遅延変動許容範囲（ＣＤＶＴ）と称する指定された許
容範囲τが小さい時のＧＣＲＡの事例である。これが、
シェーピング機能がセルをバッファリングし、その結
果、１ノードからの出発速度が、到着速度未満になるよ
うにする理由である。間隔を置いたセルの多重化は、集
合トラフィックの「バースト性」を減少させる傾向を有
し、したがって、ネットワーク資源のより良い利用が可
能になることが示されている。
ックのソースが接続確立時に取り決められたパラメータ
を侵害したという理由だけではなく、ジッタまたはセル
遅延変動（ＣＤＶ）として周知のセル・ストリーム内の
ひずみが理由の場合もある。このひずみは、中間ネット
ワーク・ノードのそれぞれでのセルの待ち行列化と、よ
り一般的には出力線上でのセルの多重化に起因する。ジ
ッタの大きさは、接続ピーク速度、同一リンクを共用す
る他の接続のピーク速度、リンク負荷、通過するノード
数など、多くのパラメータに依存する。ジッタの結果、
ユーザ・セルがネットワークを介して移動するにつれ
て、ソース・アップストリームによって宣言されたトラ
フィック・パラメータの何らかのひずみが引き起こされ
る。特に、瞬間的なピーク・セル速度Ｒ'が、変更され
る可能性があり、接続確立時にソース・アップストリー
ムによって宣言された値Ｒを超えて渡される可能性があ
る。最悪条件では、Ｒ'＞Ｒであり、短い測定間隔（短
い時間の期間Ｐ）を有するポリシング機能が、望ましく
ない破棄処置をとる可能性がある。これは、通常は、セ
ル遅延変動許容範囲（ＣＤＶＴ）と称する指定された許
容範囲τが小さい時のＧＣＲＡの事例である。これが、
シェーピング機能がセルをバッファリングし、その結
果、１ノードからの出発速度が、到着速度未満になるよ
うにする理由である。間隔を置いたセルの多重化は、集
合トラフィックの「バースト性」を減少させる傾向を有
し、したがって、ネットワーク資源のより良い利用が可
能になることが示されている。
【００１４】ポリシングおよびシェーピングの制御技法
では、リアルタイム制約を考慮に入れる必要がある。と
いうのは、数百メガビット毎秒で回線を扱う高速ネット
ワーク・ノード・アダプタ内で実施されるからである。
たとえば、セル送信時間（セル時間サイクル）は、１５
５．５２Ｍｂｐｓ（ＯＣ−３）の回線速度では約２．７
μｓであり、６２２．０８Ｍｂｐｓ（ＯＣ−１２）の回
線速度では０．７μｓ未満である。これは、シェーピン
グ方法とポリシング方法が、セル・サイクルを通過させ
ないために非常に短い計算時間を有することを暗示す
る。たとえば、セル送信時間の計算と出力バッファへの
セルの待ち行列化の両方に１０命令だけが必要であると
仮定し、各命令が１時間サイクルのみを要すると仮定す
ると、その実行には、ＯＣ−１２出力リンクの場合、こ
のタスクのために１４Ｍｉｐｓ（百万命令毎秒）超のプ
ロセッサが必要である。通常、ハードウェア・デバイス
が必要であり、単純な計算（少数のソフトウェア命令）
とセルの基本的な操作だけが可能である。その結果、シ
ェーピング機能は、複雑さと性能の間のトレード・オフ
にうまく対処しなければならない。
では、リアルタイム制約を考慮に入れる必要がある。と
いうのは、数百メガビット毎秒で回線を扱う高速ネット
ワーク・ノード・アダプタ内で実施されるからである。
たとえば、セル送信時間（セル時間サイクル）は、１５
５．５２Ｍｂｐｓ（ＯＣ−３）の回線速度では約２．７
μｓであり、６２２．０８Ｍｂｐｓ（ＯＣ−１２）の回
線速度では０．７μｓ未満である。これは、シェーピン
グ方法とポリシング方法が、セル・サイクルを通過させ
ないために非常に短い計算時間を有することを暗示す
る。たとえば、セル送信時間の計算と出力バッファへの
セルの待ち行列化の両方に１０命令だけが必要であると
仮定し、各命令が１時間サイクルのみを要すると仮定す
ると、その実行には、ＯＣ−１２出力リンクの場合、こ
のタスクのために１４Ｍｉｐｓ（百万命令毎秒）超のプ
ロセッサが必要である。通常、ハードウェア・デバイス
が必要であり、単純な計算（少数のソフトウェア命令）
とセルの基本的な操作だけが可能である。その結果、シ
ェーピング機能は、複雑さと性能の間のトレード・オフ
にうまく対処しなければならない。
【００１５】上記の性能の検討を考慮に入れて、以下で
２つのシェーピング方式を簡単に調べる。これらは、技
術的現状を代表するものである。
２つのシェーピング方式を簡単に調べる。これらは、技
術的現状を代表するものである。
【００１６】第１の方式は、非常に基本的な原則に頼
る。すなわち、このシェーピング機能は、所与の個数ｐ
のセルをリンク速度Ｃで送信し、ｐ（Ｃ／Ｒ−１）まで
「沈黙（silent）」を保つ、すなわち、セルをバッファ
リングする。この手法が、計算もセル・レベルでの複雑
な動作も必要としないならば、誘導されるＣＤＶは、非
常に悪く、セルのすべてを受け入れるためにＧＲＣＡレ
ベルで適応しなければならない許容範囲は、通常はｐ
（Ｃ／Ｒ−１）になるはずである。いくつかのチップ
が、"SARA Chipset Technical Manual" Transwitch、１
９９２年１１月、"FRED Chipset ATM Overview" Nation
al Semiconductor、１９９３年、"AdaptationLayer Con
troller (ALC)"富士通、１９９３年１０月、"User's Ma
nual μPD98401 Local ATM SAR CHIP (Preliminary)"、
ＮＥＣ、１９９４年６月および、"Pacing Rate Unit"を
有するデバイスが記載された"ATMIZER MegaCore" Preli
minaryspecifications 1993 by LSI Logic Corporation
（米国カリフォルニア州Milpitas）に記載され、入手可
能である。これらのチップは、ＡＴＭノードよりもむし
ろ端末ＡＴＭ接続に使用され、１つまたは２つのカスケ
ード接続されたリーキー・バケットを使用して出力トラ
フィックをシェーピングしている。これらの解決は、ト
ラフィックのバーストを抑制するのではなく拡散させる
だけなので、ＡＴＭノードにとって満足なものではな
い。
る。すなわち、このシェーピング機能は、所与の個数ｐ
のセルをリンク速度Ｃで送信し、ｐ（Ｃ／Ｒ−１）まで
「沈黙（silent）」を保つ、すなわち、セルをバッファ
リングする。この手法が、計算もセル・レベルでの複雑
な動作も必要としないならば、誘導されるＣＤＶは、非
常に悪く、セルのすべてを受け入れるためにＧＲＣＡレ
ベルで適応しなければならない許容範囲は、通常はｐ
（Ｃ／Ｒ−１）になるはずである。いくつかのチップ
が、"SARA Chipset Technical Manual" Transwitch、１
９９２年１１月、"FRED Chipset ATM Overview" Nation
al Semiconductor、１９９３年、"AdaptationLayer Con
troller (ALC)"富士通、１９９３年１０月、"User's Ma
nual μPD98401 Local ATM SAR CHIP (Preliminary)"、
ＮＥＣ、１９９４年６月および、"Pacing Rate Unit"を
有するデバイスが記載された"ATMIZER MegaCore" Preli
minaryspecifications 1993 by LSI Logic Corporation
（米国カリフォルニア州Milpitas）に記載され、入手可
能である。これらのチップは、ＡＴＭノードよりもむし
ろ端末ＡＴＭ接続に使用され、１つまたは２つのカスケ
ード接続されたリーキー・バケットを使用して出力トラ
フィックをシェーピングしている。これらの解決は、ト
ラフィックのバーストを抑制するのではなく拡散させる
だけなので、ＡＴＭノードにとって満足なものではな
い。
【００１７】第２のより洗練された方式は、ウォールマ
イヤ（Eugen Wallmeier）およびワースター（Tom Worst
er）著の論文"The spacing Policer, an algorithm for
efficient peak bit rate control in ATM networks"
（Proceedings of the XIV International Switching S
ymposium、１９９２年１０月２５〜３０日、横浜で公
表）に詳細に記載されている。ある接続の着信セルにつ
いて、２つのセル送信の間の時間が、出力ピーク速度に
合致するものであり、セルが、同一時刻ｔｋに送信しな
ければならないセル・リストに待ち行列化される。この
リストは、Ｎ入力を有する巡回カレンダの第ｎ項目によ
って参照される。カレンダの新項目は、各セル時間サイ
クルに探索され、時刻ｔｎ（０≦ｎ＜Ｎ）に送信しなけ
ればならないセル・リストがある場合には、そのセル・
リストが出力リストに移動され、待ち行列化される。要
するに、セル時間サイクルごとに、下記の動作が行われ
る。 ・接続ｉに属する着信セルの送信時間ｔｉを計算する。 ・カレンダの第ｎ項目（０≦ｎ＜Ｎ）のセル・リストへ
セルを待ち行列化する。 ・カレンダの現在位置ｍ（０≦ｍ＜Ｎ）のセル・リスト
を出力リストに移動する。 ・第１セルを出力リストに送る。 ・カレンダ位置を増分する。 このアルゴリズムは、ＣＤＶに関してはよい結果をもた
らすが、スペーサによって引き起こされるジッタを予測
することは（集合着信トラフィック・パターンの知識が
なければ）不可能である。したがって、ＧＲＣＡで適応
しなければならない許容範囲は、最小のセル消失確立を
保証するために非常に大きくする必要がある。
イヤ（Eugen Wallmeier）およびワースター（Tom Worst
er）著の論文"The spacing Policer, an algorithm for
efficient peak bit rate control in ATM networks"
（Proceedings of the XIV International Switching S
ymposium、１９９２年１０月２５〜３０日、横浜で公
表）に詳細に記載されている。ある接続の着信セルにつ
いて、２つのセル送信の間の時間が、出力ピーク速度に
合致するものであり、セルが、同一時刻ｔｋに送信しな
ければならないセル・リストに待ち行列化される。この
リストは、Ｎ入力を有する巡回カレンダの第ｎ項目によ
って参照される。カレンダの新項目は、各セル時間サイ
クルに探索され、時刻ｔｎ（０≦ｎ＜Ｎ）に送信しなけ
ればならないセル・リストがある場合には、そのセル・
リストが出力リストに移動され、待ち行列化される。要
するに、セル時間サイクルごとに、下記の動作が行われ
る。 ・接続ｉに属する着信セルの送信時間ｔｉを計算する。 ・カレンダの第ｎ項目（０≦ｎ＜Ｎ）のセル・リストへ
セルを待ち行列化する。 ・カレンダの現在位置ｍ（０≦ｍ＜Ｎ）のセル・リスト
を出力リストに移動する。 ・第１セルを出力リストに送る。 ・カレンダ位置を増分する。 このアルゴリズムは、ＣＤＶに関してはよい結果をもた
らすが、スペーサによって引き起こされるジッタを予測
することは（集合着信トラフィック・パターンの知識が
なければ）不可能である。したがって、ＧＲＣＡで適応
しなければならない許容範囲は、最小のセル消失確立を
保証するために非常に大きくする必要がある。
【００１８】上で述べた技術的現状と既知の既存シェー
ピング方式のすべてが、同一の原則に頼る。すなわち、
各セルの到着時にセル送信時間を計算するが、これは、
現在時刻と、最後のセルが送信された時刻の両方に依存
する。このため、これらのシェーピング方式を、セル・
ベースの方式と呼ぶことができる。
ピング方式のすべてが、同一の原則に頼る。すなわち、
各セルの到着時にセル送信時間を計算するが、これは、
現在時刻と、最後のセルが送信された時刻の両方に依存
する。このため、これらのシェーピング方式を、セル・
ベースの方式と呼ぶことができる。
【００１９】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、固定
長セルを転送するネットワーク・ノード・アダプタ内
で、最小の計算資源を用いてＣＤＶを制御し、最小化す
るシェーピング方法を提供することである。これによっ
て、トラフィックのバーストが制限され、したがって、
これらの高速ネットワークでのトラフィック輻輳の問題
が制限されるはずである。また、本発明は、実際のトラ
フィックの予想を可能にし、したがって、別のネットワ
ークをアクセスする時にポリサーがペナルティを課さな
くなるはずである。
長セルを転送するネットワーク・ノード・アダプタ内
で、最小の計算資源を用いてＣＤＶを制御し、最小化す
るシェーピング方法を提供することである。これによっ
て、トラフィックのバーストが制限され、したがって、
これらの高速ネットワークでのトラフィック輻輳の問題
が制限されるはずである。また、本発明は、実際のトラ
フィックの予想を可能にし、したがって、別のネットワ
ークをアクセスする時にポリサーがペナルティを課さな
くなるはずである。
【００２０】
【課題を解決するための手段】固定長セル交換ネットワ
ーク内で、出力線をサポートするアダプタ内で実施され
る本発明のシェーピング方法は、ソース・ユニットとデ
スティネーション・ユニットの間のトラフィックの転送
のそれぞれについて、セルの出発時間を前もってスケジ
ューリングすることにある。
ーク内で、出力線をサポートするアダプタ内で実施され
る本発明のシェーピング方法は、ソース・ユニットとデ
スティネーション・ユニットの間のトラフィックの転送
のそれぞれについて、セルの出発時間を前もってスケジ
ューリングすることにある。
【００２１】シェーピング機能は、サポートされるトラ
フィック内で変化（新トラフィックの追加、トラフィッ
クの終了、確立済みのトラフィック内の修正）が発生す
るたびに活動化される。この予想計算によって、セルを
出力線に送信するためセル・サイクル内に実行される動
作の数が、大幅に削減される。
フィック内で変化（新トラフィックの追加、トラフィッ
クの終了、確立済みのトラフィック内の修正）が発生す
るたびに活動化される。この予想計算によって、セルを
出力線に送信するためセル・サイクル内に実行される動
作の数が、大幅に削減される。
【００２２】この方法では、アダプタの出力線ごとに２
つの参照テーブルを提供する。これらは、それぞれ活動
カレンダおよび待機カレンダと呼ばれ、カレンダ内の各
項目に、送信デバイスによって読み取られ、出力線に送
信される出力セル・ストリーム内の１セルの位置を表す
トラフィック識別子が記憶される。
つの参照テーブルを提供する。これらは、それぞれ活動
カレンダおよび待機カレンダと呼ばれ、カレンダ内の各
項目に、送信デバイスによって読み取られ、出力線に送
信される出力セル・ストリーム内の１セルの位置を表す
トラフィック識別子が記憶される。
【００２３】サポートされるトラフィックに関する変化
のたびに、待機カレンダに、新出力ストリームが書き込
まれ、待機カレンダが満たされたならば、それが活動カ
レンダになる。活動カレンダは、継続的に読み取られ、
送信デバイスは、各項目が読み取られる際に活動化され
て、出力線に、読み取ったトラフィック識別子に対応す
るセルを送信する。
のたびに、待機カレンダに、新出力ストリームが書き込
まれ、待機カレンダが満たされたならば、それが活動カ
レンダになる。活動カレンダは、継続的に読み取られ、
送信デバイスは、各項目が読み取られる際に活動化され
て、出力線に、読み取ったトラフィック識別子に対応す
るセルを送信する。
【００２４】本発明は、第１参照テーブルすなわち活動
カレンダの使用を必然的に含み、このカレンダは、出力
線へのセルの出力シーケンスの送信を担当するデバイス
によって読み取られる。ノード内で確立されたトラフィ
ックが変更されるたびに、第２参照テーブルすなわち待
機カレンダに、確立されたすべてのトラフィックのセル
のシーケンスの新しい配置が書き込まれる。配置が達成
されたならば、活動カレンダと待機カレンダをスワップ
する。
カレンダの使用を必然的に含み、このカレンダは、出力
線へのセルの出力シーケンスの送信を担当するデバイス
によって読み取られる。ノード内で確立されたトラフィ
ックが変更されるたびに、第２参照テーブルすなわち待
機カレンダに、確立されたすべてのトラフィックのセル
のシーケンスの新しい配置が書き込まれる。配置が達成
されたならば、活動カレンダと待機カレンダをスワップ
する。
【００２５】本発明の特徴では、固定長セル交換ネット
ワーク・ノードが、ユーザ接続すなわちソース・ユニッ
トとデスティネーション・ユニットの間の仮想接続と仮
想経路接続をサポートするＡＴＭネットワーク・ノード
である。
ワーク・ノードが、ユーザ接続すなわちソース・ユニッ
トとデスティネーション・ユニットの間の仮想接続と仮
想経路接続をサポートするＡＴＭネットワーク・ノード
である。
【００２６】好ましい実施例の節で説明する、２＊＊１
４項目のカレンダを有する本発明のハードウェア実施態
様を用いると、期待される性能によって、ＯＣ３回線の
サポートと、毎秒１００回までのカレンダのスワップ動
作が可能になる。この前者の結果を用いると、ＡＴＭ交
換ネットワークのサポートに特に必要な接続のセットで
毎秒１００回までの修正が可能になるはずである。下で
説明するハードウェア実施態様の対応するサイズのラン
ダム・アクセス・メモリ・ユニットを用いると、ＯＣ１
２までの速度の回線をサポートできる。
４項目のカレンダを有する本発明のハードウェア実施態
様を用いると、期待される性能によって、ＯＣ３回線の
サポートと、毎秒１００回までのカレンダのスワップ動
作が可能になる。この前者の結果を用いると、ＡＴＭ交
換ネットワークのサポートに特に必要な接続のセットで
毎秒１００回までの修正が可能になるはずである。下で
説明するハードウェア実施態様の対応するサイズのラン
ダム・アクセス・メモリ・ユニットを用いると、ＯＣ１
２までの速度の回線をサポートできる。
【００２７】
【実施例】この節で後程説明する図２および図３に示さ
れるように、本発明のシェーピング機能は、出力線をサ
ポートする固定長セル交換ネットワークの出力アダプタ
またはアダプタの送信部分で実施される。ノードは、ソ
ース・ユニットとデスティネーション・ユニットの間で
の所与のユーザの情報の転送をサポートする。これらの
情報転送を、以下ではユーザ・トラフィックまたはトラ
フィックと称する。
れるように、本発明のシェーピング機能は、出力線をサ
ポートする固定長セル交換ネットワークの出力アダプタ
またはアダプタの送信部分で実施される。ノードは、ソ
ース・ユニットとデスティネーション・ユニットの間で
の所与のユーザの情報の転送をサポートする。これらの
情報転送を、以下ではユーザ・トラフィックまたはトラ
フィックと称する。
【００２８】本発明の方法は、ネットワーク・ノード内
で確立されたすべてのトラフィックの、出力線に送信さ
れるセルの出発を事前に準備することにある。出力線の
それぞれについて、セル・ストリームが、カレンダと呼
ばれる２つの参照テーブルすなわち、活動カレンダおよ
び待機カレンダに記憶される。前記カレンダ内では、１
つの項目が、セル出発に必要な時間単位に対応し、カレ
ンダの各項目は、ユーザ・トラフィックの識別子が書き
込まれた場合に、所与のユーザ・トラフィックの１セル
の出発のために予約される。活動カレンダは、継続的に
読み取られ、各項目が読み取られるたびに、対応するト
ラフィックのセルが、出力線に送信される。項目が空の
場合、セル出発時間に対応する経過時間が送信デバイス
によって維持されるか、遊休セルが出力線に送信され、
遠隔装置によって破棄される。カレンダの最終項目を読
み取った時には、読取りが、最初の項目から再開始され
る。ユーザ・トラフィックに関する変更（新トラフィッ
クの追加、１トラフィックの終了または１トラフィック
の修正）があるたびに、第２カレンダである待機カレン
ダを準備する。待機カレンダ内の項目は、セル遅延変動
（ＣＤＶ）が最小になる形で、確立されたトラフィック
のために予約される。ＣＤＶは、理想的な配置と比較し
た項目の最終配置の間の変動によって引き起こされる。
あるユーザ・トラフィックの項目の理想的配置は、前記
トラフィックによって要求された帯域幅シェアに対応す
る項目数を有する、等間隔の項目に対応する。理想的配
置の１項目が、別のトラフィックのために既に予約され
ている場合、衝突が発生する。最終的に予約される項目
は、その配置上で最小のＣＤＶを引き起こすものにな
る。最小のＣＤＶを用いて衝突を解決するための配置の
方法は、後に図１０を用いて説明する。準備ができたな
らば、待機カレンダと活動カレンダをスワップする。
で確立されたすべてのトラフィックの、出力線に送信さ
れるセルの出発を事前に準備することにある。出力線の
それぞれについて、セル・ストリームが、カレンダと呼
ばれる２つの参照テーブルすなわち、活動カレンダおよ
び待機カレンダに記憶される。前記カレンダ内では、１
つの項目が、セル出発に必要な時間単位に対応し、カレ
ンダの各項目は、ユーザ・トラフィックの識別子が書き
込まれた場合に、所与のユーザ・トラフィックの１セル
の出発のために予約される。活動カレンダは、継続的に
読み取られ、各項目が読み取られるたびに、対応するト
ラフィックのセルが、出力線に送信される。項目が空の
場合、セル出発時間に対応する経過時間が送信デバイス
によって維持されるか、遊休セルが出力線に送信され、
遠隔装置によって破棄される。カレンダの最終項目を読
み取った時には、読取りが、最初の項目から再開始され
る。ユーザ・トラフィックに関する変更（新トラフィッ
クの追加、１トラフィックの終了または１トラフィック
の修正）があるたびに、第２カレンダである待機カレン
ダを準備する。待機カレンダ内の項目は、セル遅延変動
（ＣＤＶ）が最小になる形で、確立されたトラフィック
のために予約される。ＣＤＶは、理想的な配置と比較し
た項目の最終配置の間の変動によって引き起こされる。
あるユーザ・トラフィックの項目の理想的配置は、前記
トラフィックによって要求された帯域幅シェアに対応す
る項目数を有する、等間隔の項目に対応する。理想的配
置の１項目が、別のトラフィックのために既に予約され
ている場合、衝突が発生する。最終的に予約される項目
は、その配置上で最小のＣＤＶを引き起こすものにな
る。最小のＣＤＶを用いて衝突を解決するための配置の
方法は、後に図１０を用いて説明する。準備ができたな
らば、待機カレンダと活動カレンダをスワップする。
【００２９】シェーパーの好ましい実施例を、図１３に
示す。これは、ネットワーク・ノード内の出力線２５を
サポートする出力アダプタ２０内で実施される。汎用プ
ロセッサ９３０が、各項目にトラフィック識別子と前記
トラフィックのために待機カレンダに予約される項目数
を含むユーザ・テーブル（ＵＴ）９３５を書き込む。こ
の動作は、トラフィックが追加、変更または削除される
たびに実行される。シェーパーの一部ではないアダプタ
の汎用プロセッサ９３０が、リンク９３７を介して、シ
ェーパーの制御デバイス９４０に、ユーザ・テーブルの
準備ができると同時に待機カレンダの更新の開始を求め
る要求を送る。その後、制御デバイス９４０は、そのト
ラフィックに関連するデータをソートし、リンク９３９
を介して２つのテーブルを更新する。テーブルの１つ
は、帯域幅シェアの降順でトラフィック識別子を含み、
もう１つのテーブルであるリンク・テーブル（ＬＴ）９
４９を指す帯域幅（ＢＷ）テーブル９４７であり、ＬＴ
テーブル９４９は、同一の帯域幅シェアを有するすべて
のトラフィック識別子を有する。制御デバイス９４０
は、リンク９４３を介して、図１０に示された配置デバ
イス９５０に、待機カレンダ９５７を更新するためのデ
ータを送る。これらのデータは、１トラフィックに対応
するすべての項目を計算する配置デバイス９５０によっ
て使用される。データは、リンク９５５を介して待機カ
レンダに送られる。それと並行して、活動カレンダ９５
９が、シェーパーの一部ではない送信デバイス９７０
に、順番にデータを送り、トラフィック識別子が、リン
ク９６５を介して送信デバイス９７０に送られる。記憶
域９７５には、各トラフィックのセルが、待ち行列９７
８にスタックされる。送信デバイスは、記憶域９７５内
にある、トラフィック識別子に対応するセルを取り出す
方法を知っており、これを出力線２５に送信する。カレ
ンダの項目が０の時には、他の待ち行列９７８内の優先
トラフィックを送信デバイスが分析する。送信すべきセ
ルがない場合、経過タイマをセットするか、遊休セルを
送信する。待機カレンダ９５７は、書き込まれた後に、
リンク９６０を介して項目の送信を開始する。このデー
タの第２転送は、送信デバイス９７０によって、唯一と
解釈される。すなわち、リンク９６０を介してデータを
受け取っている時には、リンク９６５が無視され、逆も
同様である。待機カレンダは、スワップされて活動カレ
ンダになっている。並行して、それと同時に、配置デバ
イスが、待機カレンダ９５７（現在は活動カレンダ）の
末尾を検出しており、その結果、活動カレンダ９５９
（現在は待機カレンダ）の書込みを開始し、リンク９５
６を介してこれにデータを送る。書き込まれつつあるカ
レンダの準備ができた時に、逆の動作が発生する。
示す。これは、ネットワーク・ノード内の出力線２５を
サポートする出力アダプタ２０内で実施される。汎用プ
ロセッサ９３０が、各項目にトラフィック識別子と前記
トラフィックのために待機カレンダに予約される項目数
を含むユーザ・テーブル（ＵＴ）９３５を書き込む。こ
の動作は、トラフィックが追加、変更または削除される
たびに実行される。シェーパーの一部ではないアダプタ
の汎用プロセッサ９３０が、リンク９３７を介して、シ
ェーパーの制御デバイス９４０に、ユーザ・テーブルの
準備ができると同時に待機カレンダの更新の開始を求め
る要求を送る。その後、制御デバイス９４０は、そのト
ラフィックに関連するデータをソートし、リンク９３９
を介して２つのテーブルを更新する。テーブルの１つ
は、帯域幅シェアの降順でトラフィック識別子を含み、
もう１つのテーブルであるリンク・テーブル（ＬＴ）９
４９を指す帯域幅（ＢＷ）テーブル９４７であり、ＬＴ
テーブル９４９は、同一の帯域幅シェアを有するすべて
のトラフィック識別子を有する。制御デバイス９４０
は、リンク９４３を介して、図１０に示された配置デバ
イス９５０に、待機カレンダ９５７を更新するためのデ
ータを送る。これらのデータは、１トラフィックに対応
するすべての項目を計算する配置デバイス９５０によっ
て使用される。データは、リンク９５５を介して待機カ
レンダに送られる。それと並行して、活動カレンダ９５
９が、シェーパーの一部ではない送信デバイス９７０
に、順番にデータを送り、トラフィック識別子が、リン
ク９６５を介して送信デバイス９７０に送られる。記憶
域９７５には、各トラフィックのセルが、待ち行列９７
８にスタックされる。送信デバイスは、記憶域９７５内
にある、トラフィック識別子に対応するセルを取り出す
方法を知っており、これを出力線２５に送信する。カレ
ンダの項目が０の時には、他の待ち行列９７８内の優先
トラフィックを送信デバイスが分析する。送信すべきセ
ルがない場合、経過タイマをセットするか、遊休セルを
送信する。待機カレンダ９５７は、書き込まれた後に、
リンク９６０を介して項目の送信を開始する。このデー
タの第２転送は、送信デバイス９７０によって、唯一と
解釈される。すなわち、リンク９６０を介してデータを
受け取っている時には、リンク９６５が無視され、逆も
同様である。待機カレンダは、スワップされて活動カレ
ンダになっている。並行して、それと同時に、配置デバ
イスが、待機カレンダ９５７（現在は活動カレンダ）の
末尾を検出しており、その結果、活動カレンダ９５９
（現在は待機カレンダ）の書込みを開始し、リンク９５
６を介してこれにデータを送る。書き込まれつつあるカ
レンダの準備ができた時に、逆の動作が発生する。
【００３０】図１３の待機カレンダ９５７および活動カ
レンダ９５９内と送信デバイス内で実施される、活動カ
レンダを読み取るための方法を、図４に示す。ステップ
６５で、カレンダ内の最初の項目を指すようにポインタ
を初期設定する。ステップ６７は、対応する項目と、接
続を識別するための対応するユーザ（トラフィック）識
別子のセルに関する要求を読み取るためのステップであ
る。テスト６８による検査の結果、項目が０の場合、こ
れは、ユーザ・トラフィックが実際にはカレンダのこの
項目でスケジューリングされていないことを意味し、処
理はステップ７３に進む。テスト６８の結果が否定の場
合、テスト６９を実行して、１セルの送信の準備ができ
ており、トラフィックの待機待ち行列にあるかどうかを
検査する。肯定の場合、ステップ７１で、そのセルを出
力線に送信する。送信の準備ができているセルがない場
合、テスト７３を実行して、優先トラフィックがシステ
ムに通知されたかどうかを検査する。肯定の場合、前記
優先トラフィックのセルをステップ７１で送信し、否定
の場合、セルを全く送信せず、ステップ７５を実行す
る。ステップ７５では、セル無送信に関して２つの可能
な実施態様がある。すなわち、セル出発時間に対応する
経過タイマをセットするか、遊休セルを送信するかであ
る。この特定のセルは、受信側端末によって破壊され
る。セル出発時間が過ぎた後に、テスト７７の結果が肯
定の場合（カレンダ・スワップ状況が保留中であること
を意味する）、ステップ８１で待機カレンダと活動カレ
ンダのスワップを実行し、テスト７７の回答が否定であ
ったかのように処理を再開始する。ステップ７９で、カ
レンダの項目を増分し、ステップ６７に進む。
レンダ９５９内と送信デバイス内で実施される、活動カ
レンダを読み取るための方法を、図４に示す。ステップ
６５で、カレンダ内の最初の項目を指すようにポインタ
を初期設定する。ステップ６７は、対応する項目と、接
続を識別するための対応するユーザ（トラフィック）識
別子のセルに関する要求を読み取るためのステップであ
る。テスト６８による検査の結果、項目が０の場合、こ
れは、ユーザ・トラフィックが実際にはカレンダのこの
項目でスケジューリングされていないことを意味し、処
理はステップ７３に進む。テスト６８の結果が否定の場
合、テスト６９を実行して、１セルの送信の準備ができ
ており、トラフィックの待機待ち行列にあるかどうかを
検査する。肯定の場合、ステップ７１で、そのセルを出
力線に送信する。送信の準備ができているセルがない場
合、テスト７３を実行して、優先トラフィックがシステ
ムに通知されたかどうかを検査する。肯定の場合、前記
優先トラフィックのセルをステップ７１で送信し、否定
の場合、セルを全く送信せず、ステップ７５を実行す
る。ステップ７５では、セル無送信に関して２つの可能
な実施態様がある。すなわち、セル出発時間に対応する
経過タイマをセットするか、遊休セルを送信するかであ
る。この特定のセルは、受信側端末によって破壊され
る。セル出発時間が過ぎた後に、テスト７７の結果が肯
定の場合（カレンダ・スワップ状況が保留中であること
を意味する）、ステップ８１で待機カレンダと活動カレ
ンダのスワップを実行し、テスト７７の回答が否定であ
ったかのように処理を再開始する。ステップ７９で、カ
レンダの項目を増分し、ステップ６７に進む。
【００３１】図５および図６は、待機カレンダ（または
次の活動カレンダ）を準備する方法を示す図である。ユ
ーザ・テーブルを更新した直後の図１３の汎用プロセッ
サ９３０の要求時に、新しい待機カレンダを準備する。
最初のステップは、そのトラフィックのためにカレンダ
に置かれるセルの個数の計算にある。計算が終わった時
に、ステップ１２０で、待機カレンダをリセットし、ソ
ートされたユーザ・トラフィックのリストを作成する。
ソートの判断基準は、降順のトラフィック帯域幅シェア
である。カレンダに書き込む最初のステップは、ステッ
プ１３０で最初の使用可能スロットを見つけることであ
る。ステップ１４０で、最大の帯域幅シェアを有するト
ラフィックを識別し、ステップ１５０で、最初の項目
に、前記ユーザ・トラフィックの識別子を書き込む。ス
テップ１７０で、前記トラフィックの次の理想的項目を
検討する。カレンダの末尾に達した場合、前記ユーザ・
トラフィックのためにすべての項目が予約されており、
テスト１６０の回答が肯定になり、その後、テスト２１
０が実行される。ユーザ・トラフィックが、トラフィッ
クのリスト内で最後のトラフィックである場合、そのカ
レンダは、スワップの準備ができており、ステップ２１
５で、状況'calendar ready to swap'（カレンダ・スワ
ップ実行可能）をセットする。これは、待機カレンダ
が、活動カレンダとのスワップの準備ができていること
を意味する。テスト２１０の回答が否定の場合、このカ
レンダ内で項目を予約する必要があるもう１つのトラフ
ィックが存在し、処理はステップ１３０に進む。テスト
１６０の回答が否定の場合、これは、現トラフィックの
ためにすべての項目が予約済みではないことを意味す
る。テスト１８０の回答が肯定の場合、これは、この項
目が空であることを意味し、処理はステップ１５０に進
み、前記トラフィック識別子をこの項目に書き込む。テ
スト１８０の回答が否定の場合、ステップ２００で、後
に図１０で説明する方法を用いて衝突を解決する必要が
ある。処理は、ステップ１７０に進んで、１トラフィッ
クの項目の配置を達成し、その後、すべてのトラフィッ
クの項目の配置を達成し、状況'calendar ready to swa
p'をセットする。
次の活動カレンダ）を準備する方法を示す図である。ユ
ーザ・テーブルを更新した直後の図１３の汎用プロセッ
サ９３０の要求時に、新しい待機カレンダを準備する。
最初のステップは、そのトラフィックのためにカレンダ
に置かれるセルの個数の計算にある。計算が終わった時
に、ステップ１２０で、待機カレンダをリセットし、ソ
ートされたユーザ・トラフィックのリストを作成する。
ソートの判断基準は、降順のトラフィック帯域幅シェア
である。カレンダに書き込む最初のステップは、ステッ
プ１３０で最初の使用可能スロットを見つけることであ
る。ステップ１４０で、最大の帯域幅シェアを有するト
ラフィックを識別し、ステップ１５０で、最初の項目
に、前記ユーザ・トラフィックの識別子を書き込む。ス
テップ１７０で、前記トラフィックの次の理想的項目を
検討する。カレンダの末尾に達した場合、前記ユーザ・
トラフィックのためにすべての項目が予約されており、
テスト１６０の回答が肯定になり、その後、テスト２１
０が実行される。ユーザ・トラフィックが、トラフィッ
クのリスト内で最後のトラフィックである場合、そのカ
レンダは、スワップの準備ができており、ステップ２１
５で、状況'calendar ready to swap'（カレンダ・スワ
ップ実行可能）をセットする。これは、待機カレンダ
が、活動カレンダとのスワップの準備ができていること
を意味する。テスト２１０の回答が否定の場合、このカ
レンダ内で項目を予約する必要があるもう１つのトラフ
ィックが存在し、処理はステップ１３０に進む。テスト
１６０の回答が否定の場合、これは、現トラフィックの
ためにすべての項目が予約済みではないことを意味す
る。テスト１８０の回答が肯定の場合、これは、この項
目が空であることを意味し、処理はステップ１５０に進
み、前記トラフィック識別子をこの項目に書き込む。テ
スト１８０の回答が否定の場合、ステップ２００で、後
に図１０で説明する方法を用いて衝突を解決する必要が
ある。処理は、ステップ１７０に進んで、１トラフィッ
クの項目の配置を達成し、その後、すべてのトラフィッ
クの項目の配置を達成し、状況'calendar ready to swa
p'をセットする。
【００３２】本発明の方法に使用される所与のトラフィ
ックのＣＤＶは、理想配置に対するセルの最終出発配置
の偏差だけではなく、接続によって要求された帯域幅シ
ェアにも依存すると考えられる。２つのトラフィックの
ために予約される項目の理想的位置からの同一の偏差に
関して、トラフィックが小さい帯域幅シェアを要求する
場合よりも大きい帯域幅シェアを使用する場合の方が、
ＣＤＶが大きくなる（したがって、ネットワーク内のト
ラフィック輻輳の制御に対してより敏感になる）と仮定
する。その結果、最高の帯域幅シェアを有するトラフィ
ックの項目が、カレンダ内で最初に予約される。その
後、各トラフィックについて、理想位置に従って各項目
が配置され、その位置が別のトラフィックのために既に
予約されているので空でない時には、最も近い空の項目
を採用する。上の配置の方法を使用する多くのカレンダ
作成動作を、トラフィックの数とその項目の配置を大き
な範囲で変更したさまざまなテスト・ケースに基づいて
試行した。これらのシミュレーションでは、必ず、理想
位置の左右探索が、右方向のみの探索よりよい結果をも
たらすことが強調された。Ｉが、トラフィック確立時に
取り決められた帯域幅シェアに対応する、配置デバイス
によって１つのカレンダ内で１つのトラフィックのため
に予約された２つの項目の間の理想間隔であり、ｉが、
配置デバイスによって１カレンダ内で１トラフィックの
ために予約された２つの項目の間の最小間隔であると仮
定すると、前記トラフィックのＣＤＶは、（Ｉ−ｉ）／
Ｉ（式１）によって表される。式１によれば、本発明の
方法を適用して実行される試験の結果から、１０％付近
を中心とするＣＤＶ値の分布がもたらされる。最悪条件
は、多数の接続が互いに近いが等しくないスロット数を
有する状態で、スロット（または帯域幅）の９９．８％
を使用するテスト・ケースによって発見される。このテ
スト・ケースを用いて作成された６００接続カレンダの
ＣＤＶ分布を、図８の分布図に示す。２５５個の接続
が、２０％を中心とするＣＤＶを有する。
ックのＣＤＶは、理想配置に対するセルの最終出発配置
の偏差だけではなく、接続によって要求された帯域幅シ
ェアにも依存すると考えられる。２つのトラフィックの
ために予約される項目の理想的位置からの同一の偏差に
関して、トラフィックが小さい帯域幅シェアを要求する
場合よりも大きい帯域幅シェアを使用する場合の方が、
ＣＤＶが大きくなる（したがって、ネットワーク内のト
ラフィック輻輳の制御に対してより敏感になる）と仮定
する。その結果、最高の帯域幅シェアを有するトラフィ
ックの項目が、カレンダ内で最初に予約される。その
後、各トラフィックについて、理想位置に従って各項目
が配置され、その位置が別のトラフィックのために既に
予約されているので空でない時には、最も近い空の項目
を採用する。上の配置の方法を使用する多くのカレンダ
作成動作を、トラフィックの数とその項目の配置を大き
な範囲で変更したさまざまなテスト・ケースに基づいて
試行した。これらのシミュレーションでは、必ず、理想
位置の左右探索が、右方向のみの探索よりよい結果をも
たらすことが強調された。Ｉが、トラフィック確立時に
取り決められた帯域幅シェアに対応する、配置デバイス
によって１つのカレンダ内で１つのトラフィックのため
に予約された２つの項目の間の理想間隔であり、ｉが、
配置デバイスによって１カレンダ内で１トラフィックの
ために予約された２つの項目の間の最小間隔であると仮
定すると、前記トラフィックのＣＤＶは、（Ｉ−ｉ）／
Ｉ（式１）によって表される。式１によれば、本発明の
方法を適用して実行される試験の結果から、１０％付近
を中心とするＣＤＶ値の分布がもたらされる。最悪条件
は、多数の接続が互いに近いが等しくないスロット数を
有する状態で、スロット（または帯域幅）の９９．８％
を使用するテスト・ケースによって発見される。このテ
スト・ケースを用いて作成された６００接続カレンダの
ＣＤＶ分布を、図８の分布図に示す。２５５個の接続
が、２０％を中心とするＣＤＶを有する。
【００３３】図１０は、配置デバイス９５０を表す図で
ある。これは、待機カレンダ内で１所与のトラフィック
の項目を配置する方法の実施態様である。時間上の１点
で、制御デバイス９４０が、リンク９４３を介してカウ
ンタＳＥＡＲＣＨ（探索）４１０に'search placement
for said traffic'（前記トラフィック用の配置を探
索）のコマンドを送る。カウンタＳＥＡＲＣＨは、リン
ク５４０を介してレジスタＡＤＤＲＥＳＳ（アドレス）
４００に読み取られた待機カレンダ９５７の１アドレス
を指し、これが探索される現アドレスである。カレンダ
のこのアドレスで読み取られる項目は、リンク５２０を
介して待機カレンダ９５７から空復号デバイス４２０に
送られ、この空復号デバイス４２０が、その項目が空で
あるかどうかを検査する。空の場合、バッファ４３０に
読み取られたユーザ識別子を、リンク５３０を介してカ
レンダに送り、カレンダの前記指された項目に書き込
む。前記カレンダの指された項目が空でない場合、衝突
があり、空の項目が見つかるまで、項目＋１、−２、＋
３、−４などを連続的に復号する。空の項目が見つかっ
た時、ユーザ識別子の値を、上で述べたように書き込
む。レジスタＡＤＤＲＥＳＳ４００に読み取られた現ア
ドレスは、カウンタＳＥＡＲＣＨ４１０によって探索さ
れるアドレスであるが、リンク５５０を介して加算器４
６０から送られたものであり、加算器４６０では、次の
３つの値が加算される：リンク５７０を介してレジスタ
ＩＮＣＲ（増分）４４０から送られる固定増分、リンク
５６０を介して送られる、０または＋１である分析器４
５０内の値および、レジスタＡＤＤＲＥＳＳ４００に記
憶されリンク５８０を介して加算器４６０に送り返され
るアドレスの前の値。レジスタＩＮＣＲ４４０には、増
分値が格納される。これは、２つの項目の間の理想的間
隔の値である。この値は、制御デバイス９４０によって
計算される。これは、待機カレンダ内の項目の総数、こ
の例では２＊＊１４を、前記トラフィックのためにカレ
ンダ内で予約しなければならない項目数で割った商であ
る。前記トラフィックの配置を開始する時には、制御デ
バイスが、リンク９４３を介して、上で述べた除算の
商、剰余および除数を送る。商は、配置デバイスの内部
で、リンク６４０の後にリンク６５０を介してレジスタ
ＩＮＣＲ４４０に送られ、そこで記憶される。剰余は、
配置デバイスの内部で、リンク６４０の後にリンク６６
０を介してレジスタＲＥＳＴ４８０に記憶される。前記
トラフィックのためにカレンダ内で予約しなければなら
ない項目数である除数は、配置デバイスの内部で、リン
ク６４０を介して送られて、減分機構ＢＷ４７０に記憶
される。制御デバイスは、あるトラフィックのためにこ
れらの初期設定を行った後に、カウンタＳＥＡＲＣＨ４
１０に'search placement for said traffic'のコマン
ドを送る。探索動作を実行する時には、前記トラフィッ
クのために待機カレンダ内に１項目を書き込むたびに、
減分機構ＢＷ４７０がリンク６８０を介して１つ減分さ
れる。分析器４５０は、減分機構ＢＷ４７０とレジスタ
ＲＥＳＴ４８０の値を、それぞれリンク５９０および６
００を介して組み合わせ、その後、リンク５６０を介し
て加算器に０または＋１のどちらを送るかを決定する。
分析器は、レジスタＲＥＳＴに記憶された数と同じ回数
だけ値＋１を送る。０と＋１の分布は、所与のユーザ・
トラフィックのためにカレンダ内で予約されるすべての
項目の間で規則的である。所与のユーザ・トラフィック
のためにＮ項目を予約するためには、レジスタＲＥＳＴ
内の剰余がｒであり、レジスタＩＮＣＲ内にある、前記
トラフィックの項目数Ｎによるカレンダ内の使用可能項
目の総数の除算の商がｑであるならば、分析器は、（Ｎ
−ｒ）／ｒ回に１回＋１を送る。これは、前記トラフィ
ックのために予約される（Ｎ−ｒ）／ｒごとに１つの項
目が、次の項目からｑ＋１だけ離され、残りの項目は、
次の項目からｑだけ離されることを意味する。（Ｎ−
ｒ）／ｒが整数でない場合には、この数未満で最大の整
数を採用する。所与のトラフィックに関して、カレンダ
内の項目の配置の処理は、減分機構ＢＷ４７０に記憶さ
れたカレンダに置かなければならない項目の数が０にな
った時に停止する。
ある。これは、待機カレンダ内で１所与のトラフィック
の項目を配置する方法の実施態様である。時間上の１点
で、制御デバイス９４０が、リンク９４３を介してカウ
ンタＳＥＡＲＣＨ（探索）４１０に'search placement
for said traffic'（前記トラフィック用の配置を探
索）のコマンドを送る。カウンタＳＥＡＲＣＨは、リン
ク５４０を介してレジスタＡＤＤＲＥＳＳ（アドレス）
４００に読み取られた待機カレンダ９５７の１アドレス
を指し、これが探索される現アドレスである。カレンダ
のこのアドレスで読み取られる項目は、リンク５２０を
介して待機カレンダ９５７から空復号デバイス４２０に
送られ、この空復号デバイス４２０が、その項目が空で
あるかどうかを検査する。空の場合、バッファ４３０に
読み取られたユーザ識別子を、リンク５３０を介してカ
レンダに送り、カレンダの前記指された項目に書き込
む。前記カレンダの指された項目が空でない場合、衝突
があり、空の項目が見つかるまで、項目＋１、−２、＋
３、−４などを連続的に復号する。空の項目が見つかっ
た時、ユーザ識別子の値を、上で述べたように書き込
む。レジスタＡＤＤＲＥＳＳ４００に読み取られた現ア
ドレスは、カウンタＳＥＡＲＣＨ４１０によって探索さ
れるアドレスであるが、リンク５５０を介して加算器４
６０から送られたものであり、加算器４６０では、次の
３つの値が加算される：リンク５７０を介してレジスタ
ＩＮＣＲ（増分）４４０から送られる固定増分、リンク
５６０を介して送られる、０または＋１である分析器４
５０内の値および、レジスタＡＤＤＲＥＳＳ４００に記
憶されリンク５８０を介して加算器４６０に送り返され
るアドレスの前の値。レジスタＩＮＣＲ４４０には、増
分値が格納される。これは、２つの項目の間の理想的間
隔の値である。この値は、制御デバイス９４０によって
計算される。これは、待機カレンダ内の項目の総数、こ
の例では２＊＊１４を、前記トラフィックのためにカレ
ンダ内で予約しなければならない項目数で割った商であ
る。前記トラフィックの配置を開始する時には、制御デ
バイスが、リンク９４３を介して、上で述べた除算の
商、剰余および除数を送る。商は、配置デバイスの内部
で、リンク６４０の後にリンク６５０を介してレジスタ
ＩＮＣＲ４４０に送られ、そこで記憶される。剰余は、
配置デバイスの内部で、リンク６４０の後にリンク６６
０を介してレジスタＲＥＳＴ４８０に記憶される。前記
トラフィックのためにカレンダ内で予約しなければなら
ない項目数である除数は、配置デバイスの内部で、リン
ク６４０を介して送られて、減分機構ＢＷ４７０に記憶
される。制御デバイスは、あるトラフィックのためにこ
れらの初期設定を行った後に、カウンタＳＥＡＲＣＨ４
１０に'search placement for said traffic'のコマン
ドを送る。探索動作を実行する時には、前記トラフィッ
クのために待機カレンダ内に１項目を書き込むたびに、
減分機構ＢＷ４７０がリンク６８０を介して１つ減分さ
れる。分析器４５０は、減分機構ＢＷ４７０とレジスタ
ＲＥＳＴ４８０の値を、それぞれリンク５９０および６
００を介して組み合わせ、その後、リンク５６０を介し
て加算器に０または＋１のどちらを送るかを決定する。
分析器は、レジスタＲＥＳＴに記憶された数と同じ回数
だけ値＋１を送る。０と＋１の分布は、所与のユーザ・
トラフィックのためにカレンダ内で予約されるすべての
項目の間で規則的である。所与のユーザ・トラフィック
のためにＮ項目を予約するためには、レジスタＲＥＳＴ
内の剰余がｒであり、レジスタＩＮＣＲ内にある、前記
トラフィックの項目数Ｎによるカレンダ内の使用可能項
目の総数の除算の商がｑであるならば、分析器は、（Ｎ
−ｒ）／ｒ回に１回＋１を送る。これは、前記トラフィ
ックのために予約される（Ｎ−ｒ）／ｒごとに１つの項
目が、次の項目からｑ＋１だけ離され、残りの項目は、
次の項目からｑだけ離されることを意味する。（Ｎ−
ｒ）／ｒが整数でない場合には、この数未満で最大の整
数を採用する。所与のトラフィックに関して、カレンダ
内の項目の配置の処理は、減分機構ＢＷ４７０に記憶さ
れたカレンダに置かなければならない項目の数が０にな
った時に停止する。
【００３４】好ましい実施例では、２＊＊１４項目の活
動カレンダおよび待機カレンダが、ＯＣ３速度の回線を
サポートするのに十分であると思われる。各カレンダ項
目は、セル出発波動が出力線上にある時（２．７μ秒に
近い）に走査される。カレンダの項目数を支配する主パ
ラメータは、単一の接続に帰することのできる媒体帯域
幅の最小シェアである。たとえば、ペイロード帯域幅が
１４９．７６０ＭｂｐｓであるＯＣ３用のカレンダは、
２＊＊１４項目を必要とする可能性がある。というの
は、１ユーザに与えられるペイロードの最小増分が、お
おむね１４９×１０＊＊６／１６×１０＊＊３または９
ｋｂｐｓであり、これは、音声チャネル（圧縮された６
４ｋｂｐｓチャネル）を収容するのに十分に低いからで
ある。考慮する必要がある可能性があるもう１つのパラ
メータが、ネットワーク・マネージャが制御を求める可
能性のある帯域幅の調節時の粒度である。帯域幅の共用
に対して特殊な制約が課せられない（粒度と最少増分に
関して直前で言及したもの以外に）場合、少なくとも２
人のユーザが同一のセル出発時刻を求めて競合する状況
が必ず有り得るので、完全な解決（ＣＤＶ＝０）は存在
しない。
動カレンダおよび待機カレンダが、ＯＣ３速度の回線を
サポートするのに十分であると思われる。各カレンダ項
目は、セル出発波動が出力線上にある時（２．７μ秒に
近い）に走査される。カレンダの項目数を支配する主パ
ラメータは、単一の接続に帰することのできる媒体帯域
幅の最小シェアである。たとえば、ペイロード帯域幅が
１４９．７６０ＭｂｐｓであるＯＣ３用のカレンダは、
２＊＊１４項目を必要とする可能性がある。というの
は、１ユーザに与えられるペイロードの最小増分が、お
おむね１４９×１０＊＊６／１６×１０＊＊３または９
ｋｂｐｓであり、これは、音声チャネル（圧縮された６
４ｋｂｐｓチャネル）を収容するのに十分に低いからで
ある。考慮する必要がある可能性があるもう１つのパラ
メータが、ネットワーク・マネージャが制御を求める可
能性のある帯域幅の調節時の粒度である。帯域幅の共用
に対して特殊な制約が課せられない（粒度と最少増分に
関して直前で言及したもの以外に）場合、少なくとも２
人のユーザが同一のセル出発時刻を求めて競合する状況
が必ず有り得るので、完全な解決（ＣＤＶ＝０）は存在
しない。
【００３５】ＣＤＶを最小にする、１ユーザ・トラフィ
ックの項目の配置のための本発明の方法の結果を、図７
に示す。テーブル３１０は、既に帯域幅シェアの降順で
並べられているユーザ・トラフィックＡ、Ｂ、Ｃおよび
Ｄのために予約される項目の理想配置を示す。トラフィ
ック項目は、ＣＤＶが無である理想項目に配置されてい
る。この配置の後に、帯域幅シェアの２０％が未使用で
あり、接続が同一の出発時刻を求めて競合している衝突
（記号「
ックの項目の配置のための本発明の方法の結果を、図７
に示す。テーブル３１０は、既に帯域幅シェアの降順で
並べられているユーザ・トラフィックＡ、Ｂ、Ｃおよび
Ｄのために予約される項目の理想配置を示す。トラフィ
ック項目は、ＣＤＶが無である理想項目に配置されてい
る。この配置の後に、帯域幅シェアの２０％が未使用で
あり、接続が同一の出発時刻を求めて競合している衝突
（記号「
【数１】 」によって示される）が６例ある。ＣＤＶ値を増加させ
て、接続Ｃの項目のために、理想位置の周囲で最も近い
空き位置を割り当てる。同一の処理を、接続Ｄに適用す
る。テーブル３００に、衝突が解決された後のカレンダ
内の接続項目の最終配置を示す。
て、接続Ｃの項目のために、理想位置の周囲で最も近い
空き位置を割り当てる。同一の処理を、接続Ｄに適用す
る。テーブル３００に、衝突が解決された後のカレンダ
内の接続項目の最終配置を示す。
【００３６】従来技術として引用したチップと比較し
て、この解決は、出力トラフィックの「バースト性」を
抑圧するという点で大きな利益をもたらす。図９に、本
発明の解決を用いるトラフィックのシェーピングを示
す、入力データと出力データのフローのサンプルを示
す。このサンプルの場合、４つの接続が帯域幅の７５％
を共用する。名目上、接続１は、帯域幅の４０％を有
し、接続２は２０％を有し、接続３は１０％を有し、接
続４は５％を有する。テーブル３２０に、ランダム入力
サンプリングを示し、テーブル３３０に、シェーピング
された出力サンプリングを示す。テーブル内の各列は、
出力線の標準化された１０セル期間にわたって実際に累
算されたか送信されたセルのサンプリングである。この
図から、出力トラフィックが、シェーパーの作用に起因
して、入力トラフィックよりはるかに規則正しくなって
おり、バーストとセル間の間隔が改善されていることが
示される。
て、この解決は、出力トラフィックの「バースト性」を
抑圧するという点で大きな利益をもたらす。図９に、本
発明の解決を用いるトラフィックのシェーピングを示
す、入力データと出力データのフローのサンプルを示
す。このサンプルの場合、４つの接続が帯域幅の７５％
を共用する。名目上、接続１は、帯域幅の４０％を有
し、接続２は２０％を有し、接続３は１０％を有し、接
続４は５％を有する。テーブル３２０に、ランダム入力
サンプリングを示し、テーブル３３０に、シェーピング
された出力サンプリングを示す。テーブル内の各列は、
出力線の標準化された１０セル期間にわたって実際に累
算されたか送信されたセルのサンプリングである。この
図から、出力トラフィックが、シェーパーの作用に起因
して、入力トラフィックよりはるかに規則正しくなって
おり、バーストとセル間の間隔が改善されていることが
示される。
【００３７】アダプタを担当するデバイスおよびシェー
パーとのインターフェースが、図１１に示されたユーザ
・テーブル（ＵＴ）である。このテーブルは、管理され
るトラフィックの数と同じ数の項目を有する。アダプタ
の汎用プロセッサは、カレンダの更新を求める時に必
ず、ユーザ・テーブルのそのトラフィックに対応する項
目を更新するだけでよい。各項目には、トラフィック識
別子と、次のカレンダ内で前記トラフィックのために予
約しなければならない項目数が含まれる。ユーザ・テー
ブルを更新した後に、シェーパーを活動化して、待機カ
レンダの再作成を実行し、この待機カレンダが、活動カ
レンダと入れ代わる。
パーとのインターフェースが、図１１に示されたユーザ
・テーブル（ＵＴ）である。このテーブルは、管理され
るトラフィックの数と同じ数の項目を有する。アダプタ
の汎用プロセッサは、カレンダの更新を求める時に必
ず、ユーザ・テーブルのそのトラフィックに対応する項
目を更新するだけでよい。各項目には、トラフィック識
別子と、次のカレンダ内で前記トラフィックのために予
約しなければならない項目数が含まれる。ユーザ・テー
ブルを更新した後に、シェーパーを活動化して、待機カ
レンダの再作成を実行し、この待機カレンダが、活動カ
レンダと入れ代わる。
【００３８】図１２に記載された、好ましい実施例に使
用されるテーブルは、媒体帯域幅の大量の共用を有する
ユーザ・トラフィックが、カレンダ内に最初にその項目
を置かれる方法を示すものである。したがって、接続の
ソーティングは、必要な項目の数に基づく。すなわち、
高い帯域幅シェアを有するトラフィックは、カレンダ内
でより多数の項目を予約される。これを達成するため
に、待機カレンダの更新を開始する前に、制御デバイス
９４０（図１３）によって、２つの余分のテーブルが、
ＵＴ９３５に追加され、準備される。最初のテーブル
は、ＢＷテーブル９４７であり、これは２＊＊１４項目
を有する。カレンダの再計算のそれぞれで、まずこのテ
ーブルをクリアし、その後ユーザ・テーブルを走査す
る。非０の帯域幅値が見つかるＵＴ項目のそれぞれで、
この帯域幅を有するトラフィックに対応するユーザ識別
子を有する項目が、ＢＷテーブル内で作られる。明らか
に、同一の帯域幅値シェアを有し、したがって帯域幅テ
ーブル内で同一項目を求めて競合する多数の接続が存在
する可能性がある。これは、同一帯域幅にあるトラフィ
ックをリンクする、第３のテーブルすなわちＬＴテーブ
ル９４９を用いて解決される。ユーザ・トラフィック識
別子は独自であるから、ＵＴと同様に２＊＊１３項目を
有するＬＴテーブル内では、他の衝突は発生し得ない。
カレンダの作成は、ＢＷテーブルおよびＬＴテーブルの
生成と共に開始され、ＢＷテーブルおよびＬＴテーブル
は、その後、シェーパーの制御デバイス９４０によって
読み取られて、最高の帯域幅シェアを有する項目から始
まるすべてのトラフィックが、本発明の方法に従うよう
に配置される。
用されるテーブルは、媒体帯域幅の大量の共用を有する
ユーザ・トラフィックが、カレンダ内に最初にその項目
を置かれる方法を示すものである。したがって、接続の
ソーティングは、必要な項目の数に基づく。すなわち、
高い帯域幅シェアを有するトラフィックは、カレンダ内
でより多数の項目を予約される。これを達成するため
に、待機カレンダの更新を開始する前に、制御デバイス
９４０（図１３）によって、２つの余分のテーブルが、
ＵＴ９３５に追加され、準備される。最初のテーブル
は、ＢＷテーブル９４７であり、これは２＊＊１４項目
を有する。カレンダの再計算のそれぞれで、まずこのテ
ーブルをクリアし、その後ユーザ・テーブルを走査す
る。非０の帯域幅値が見つかるＵＴ項目のそれぞれで、
この帯域幅を有するトラフィックに対応するユーザ識別
子を有する項目が、ＢＷテーブル内で作られる。明らか
に、同一の帯域幅値シェアを有し、したがって帯域幅テ
ーブル内で同一項目を求めて競合する多数の接続が存在
する可能性がある。これは、同一帯域幅にあるトラフィ
ックをリンクする、第３のテーブルすなわちＬＴテーブ
ル９４９を用いて解決される。ユーザ・トラフィック識
別子は独自であるから、ＵＴと同様に２＊＊１３項目を
有するＬＴテーブル内では、他の衝突は発生し得ない。
カレンダの作成は、ＢＷテーブルおよびＬＴテーブルの
生成と共に開始され、ＢＷテーブルおよびＬＴテーブル
は、その後、シェーパーの制御デバイス９４０によって
読み取られて、最高の帯域幅シェアを有する項目から始
まるすべてのトラフィックが、本発明の方法に従うよう
に配置される。
【００３９】高速アダプタは、シェーパー内に、出力線
ごとに２つのカレンダの組を必要とする。上で述べたも
のと同一のハードウェア実施態様が使用され、２つのカ
レンダの組が、出力線の数だけ繰り返される。カレンダ
のサイズは、必ず回線の帯域幅に関連する。前に述べた
ように、１５０Ｍｂｐｓの回線速度の場合、１６Ｋ（２
＊＊１４）項目のカレンダが使用され、４５Ｍｂｐｓの
回線の場合、８Ｋ項目のカレンダが、満足な水準の粒度
をもたらす。本発明のより洗練された実施態様では、カ
レンダのサイズを、プログラムまたはコマンドによって
設定することができる。
ごとに２つのカレンダの組を必要とする。上で述べたも
のと同一のハードウェア実施態様が使用され、２つのカ
レンダの組が、出力線の数だけ繰り返される。カレンダ
のサイズは、必ず回線の帯域幅に関連する。前に述べた
ように、１５０Ｍｂｐｓの回線速度の場合、１６Ｋ（２
＊＊１４）項目のカレンダが使用され、４５Ｍｂｐｓの
回線の場合、８Ｋ項目のカレンダが、満足な水準の粒度
をもたらす。本発明のより洗練された実施態様では、カ
レンダのサイズを、プログラムまたはコマンドによって
設定することができる。
【００４０】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
の事項を開示する。
【００４１】（１）出力線を備えるネットワーク・ノー
ド・アダプタの送信部分で出力トラフィックをシェーピ
ングする方法において、前記ネットワーク・ノードが、
ソース・ユニットとデスティネーション・ユニットとの
間のユーザ情報トラフィックを交換する固定長セルをサ
ポートし；前記ソース・ユニットが、ユーザ・トラフィ
ック確立時に、要求された帯域幅シェアを送信し；前記
アダプタが、セルを記憶域に読み取り、これらを前記出
力線に送信する送信デバイスを備え；前記方法が、前記
出力線の１つについて、活動カレンダおよび待機カレン
ダと呼ばれる２つの参照テーブルを提供し、カレンダ内
の各項目が、前記出力線に送信される出力セル・ストリ
ーム内の１セルの位置を表すことを特徴とし；さらに Ａ）サポートされるユーザ・トラフィックに関する変更
のそれぞれの際に、新出力ストリームを待機カレンダに
書き込み、前記待機カレンダが書き込まれた後に、待機
カレンダを活動カレンダにスワップするステップと、 Ｂ）活動カレンダを継続的に読み取り、読み取ったユー
ザ・トラフィックに対応するセルを出力線上に送信する
ため送信デバイスを活動化するステップとを含むことを
特徴とする方法。 （２）ステップＢ）が、活動カレンダの１項目を読み取
り、読み取ったユーザ・トラフィック識別子を送信デバ
イスに送るステップと、待機カレンダがスワップの準備
ができているかどうかを検出し、そうである場合には、
待機カレンダの同一項目の読取りに進み；待機カレンダ
・スワップ実行可能の状況が検出されない場合には、同
一のカレンダを用いて進行し；カレンダの末尾に達した
時には、最初の項目から再開始するステップとを含むこ
とを特徴とする、上記（１）に記載の方法。 （３）ステップＡが、帯域幅シェアの降順でユーザ・ト
ラフィックを選択するステップと、前記帯域幅シェアに
対応する最適配置に対する最小の変化に対応する項目を
各ユーザ・トラフィックのために予約するステップと、
最後のユーザ・トラフィック予約が待機カレンダ内で実
行された後に、待機カレンダ・スワップ実行可能の状況
をセットするステップとを含むことを特徴とする、上記
（１）または上記（２）に記載の方法。 （４）待機カレンダ内での項目の予約が、ユーザ・トラ
フィックをその帯域幅シェアの降順で並べるステップ
と、ユーザ・トラフィックごとに、ユーザ・トラフィッ
ク確立時に要求された帯域幅シェアに対応する項目を予
約するステップと、衝突の場合に、左右探索によって最
も近い空き項目を見つけるステップとを含むことを特徴
とする、上記（３）に記載の方法。 （５）ユーザ・トラフィックをその帯域幅シェアの降順
でソートするステップが、ユーザ・トラフィックに関す
る変化のそれぞれで、ユーザ・トラフィックごとにユー
ザ・トラフィック識別子とユーザ・トラフィックのため
に予約しなければならない項目数とを含むユーザ・テー
ブル（９３５）と称するテーブルを準備するステップ
と、帯域幅シェアの降順でソートされた異なるユーザ・
トラフィックのリストと第２（９４９）テーブルを指す
ポインタとを有する第１テーブル（９４７）と；前記第
１テーブルによって指される項目ごとに、同一帯域幅シ
ェアを有するユーザ・トラフィックのリストを含む前記
第２テーブルとの、ユーザ・トラフィック識別子を含む
他の２つのユーザ・テーブルを準備するステップとを含
むことを特徴とする、上記（３）および上記（４）に記
載の方法。 （６）固定長交換ネットワークが、ＡＴＭネットワーク
であり、ユーザ・トラフィックが、仮想接続または仮想
経路接続であることを特徴とする、上記（１）ないし上
記（５）のいずれかに記載の方法。 （７）ユーザ・トラフィック確立時に要求された帯域幅
シェアによる要求に従って項目を配置するため、可能な
衝突を解決する前に、１ユーザ・トラフィックのために
予約しなければならない項目数によって待機カレンダ内
で使用可能な項目の総数を除算するステップと、ｒが前
記除算の剰余であり、ｑが前記除算の商であるものとし
て、ｒが０に等しい場合に、前記ユーザ・トラフィック
のための項目のすべてを、次の項目からカレンダ内でｑ
項目の間隔で予約するステップと、ｒが０と異なる場合
に、前記ユーザ・トラフィックのために次の項目からカ
レンダ内でｑ＋１項目の間隔でｒ項目を予約し；前記ト
ラフィックのために予約しなければならない残りの項目
を、前記ユーザ・トラフィックのための次の項目からカ
レンダ内でｑ項目の間隔にするステップと、前記トラフ
ィックのために次の項目からｑおよびｑ＋１項目の間隔
で項目を規則的に分配するステップとが実行されること
を特徴とする、上記（４）ないし上記（６）のいずれか
に記載の方法。 （８）上記（１）のタスクＡ）で、読み取られた項目が
専有されていない場合に、セル出発時間に対応する経過
時間を用いてタイマをセットすることを特徴とする、上
記（１）ないし上記（７）のいずれかに記載の方法。 （９）上記（１）のタスクＡ）で、読み取られた項目が
専有されていない場合に、出力線上に遊休タスクを送信
することを特徴とする、上記（１）ないし上記（７）の
いずれかに記載の方法。 （１０）カレンダのサイズが、プログラムまたはコマン
ドによって設定可能であることを特徴とする、上記
（１）ないし上記（９）のいずれかに記載の方法。 （１１）出力線（２５）をサポートする固定長セル交換
ネットワーク・ノード・アダプタ内でシェーピング機能
を実施する装置において、前記アダプタが、所与のユー
ザ・トラフィックのため出力線上にセルを送信する能力
を有する送信デバイスを含み、各項目にユーザ・トラフ
ィック識別子を記憶し、書き込まれた後に、前記送信デ
バイスへのリンク（９６０）にデータを送るための第１
手段（９５７）と、各項目にユーザ・トラフィック識別
子を記憶し、書き込まれた後に、前記外部送信デバイス
へのリンク（９６５）にデータを送るための第２手段
（９５９）と、ユーザ・トラフィックごとに、その帯域
幅シェアの降順で、ユーザ・トラフィック識別子と第１
手段（９５７）内でそれのために予約しなければならな
い項目数とを記憶するための第３手段（９４７、９４
９、９３５）と、外部プロセッサ（９３０）から要求を
受け取った時に第３手段に読み込むための制御手段と、
ユーザ・トラフィックごとにユーザ・トラフィック識別
子を送るための手段（９５０）であって、項目が最適化
された順序でのユーザ・トラフィック・セル出発のため
前記第１および第２手段内で予約される項目であり；デ
ータが、第２手段（９５９）が前記送信デバイスに向か
うリンク（９６５）上にデータを送りつつある場合には
第１手段（９５７）に送られ；データが、第１手段（９
５７）が前記送信デバイスに向かってデータを送りつつ
ある場合には第２手段（９５９）へリンク（９５６）を
介して送られる、前記ユーザ・トラフィック識別子を送
るための手段（９５０）とを含む装置。 （１２）ユーザ・トラフィック識別子を送るための手段
（９５０）が、アドレスを記憶するための第４手段（４
００）と、記憶域の１項目が空であるか書き込まれてい
るかを検査するための手段（４２０）と、ユーザ識別子
を記憶し、リンク（５３０）を介して送るための第５手
段（４３０）と、記憶のための第４手段（４００）に読
み込まれたアドレスの項目を第１手段（９５７）または
第２手段（９５９）に読み込み；検査するための手段
（４２０）を活動化し、項目が空である場合には、記憶
するための第５手段（４３０）を読み取り、項目を書き
込み；リンク（９４３）を介して手段（９４０）から、
所与のユーザ・トラフィックのための第１読取り動作を
開始するコマンドを受け取るための、第６手段（４１
０）と、データがリンク（５７０、５６０、５８０）を
介して送られる３つの記憶手段（４４０、４５０、４０
０）の内容を加算し、新アドレスを記憶手段（４００）
に送り返すための手段（４６０）と、手段（９４０）か
ら送られた数を記憶するための第７手段（４４０）と、
手段（９４０）から送られた数を記憶するための第８手
段（４８０）と、第６手段（４１０）によって１項目が
書き込まれるたびに、リンク（６８０）を介して記憶さ
れた数を１つ減分する；手段（９４０）から送られた数
を記憶するための第９手段（４７０）と、記憶するため
の第８手段および第９手段（４７０、４８０）を読み取
り、読み取った値を組み合わせ、記憶するための第８手
段（４８０）の内容が０でない場合に、記憶手段（４７
０）の内容が０でない限り、値＋１を規則的に送る手段
とを含むことを特徴とする、上記（１１）に記載の装
置。
ド・アダプタの送信部分で出力トラフィックをシェーピ
ングする方法において、前記ネットワーク・ノードが、
ソース・ユニットとデスティネーション・ユニットとの
間のユーザ情報トラフィックを交換する固定長セルをサ
ポートし；前記ソース・ユニットが、ユーザ・トラフィ
ック確立時に、要求された帯域幅シェアを送信し；前記
アダプタが、セルを記憶域に読み取り、これらを前記出
力線に送信する送信デバイスを備え；前記方法が、前記
出力線の１つについて、活動カレンダおよび待機カレン
ダと呼ばれる２つの参照テーブルを提供し、カレンダ内
の各項目が、前記出力線に送信される出力セル・ストリ
ーム内の１セルの位置を表すことを特徴とし；さらに Ａ）サポートされるユーザ・トラフィックに関する変更
のそれぞれの際に、新出力ストリームを待機カレンダに
書き込み、前記待機カレンダが書き込まれた後に、待機
カレンダを活動カレンダにスワップするステップと、 Ｂ）活動カレンダを継続的に読み取り、読み取ったユー
ザ・トラフィックに対応するセルを出力線上に送信する
ため送信デバイスを活動化するステップとを含むことを
特徴とする方法。 （２）ステップＢ）が、活動カレンダの１項目を読み取
り、読み取ったユーザ・トラフィック識別子を送信デバ
イスに送るステップと、待機カレンダがスワップの準備
ができているかどうかを検出し、そうである場合には、
待機カレンダの同一項目の読取りに進み；待機カレンダ
・スワップ実行可能の状況が検出されない場合には、同
一のカレンダを用いて進行し；カレンダの末尾に達した
時には、最初の項目から再開始するステップとを含むこ
とを特徴とする、上記（１）に記載の方法。 （３）ステップＡが、帯域幅シェアの降順でユーザ・ト
ラフィックを選択するステップと、前記帯域幅シェアに
対応する最適配置に対する最小の変化に対応する項目を
各ユーザ・トラフィックのために予約するステップと、
最後のユーザ・トラフィック予約が待機カレンダ内で実
行された後に、待機カレンダ・スワップ実行可能の状況
をセットするステップとを含むことを特徴とする、上記
（１）または上記（２）に記載の方法。 （４）待機カレンダ内での項目の予約が、ユーザ・トラ
フィックをその帯域幅シェアの降順で並べるステップ
と、ユーザ・トラフィックごとに、ユーザ・トラフィッ
ク確立時に要求された帯域幅シェアに対応する項目を予
約するステップと、衝突の場合に、左右探索によって最
も近い空き項目を見つけるステップとを含むことを特徴
とする、上記（３）に記載の方法。 （５）ユーザ・トラフィックをその帯域幅シェアの降順
でソートするステップが、ユーザ・トラフィックに関す
る変化のそれぞれで、ユーザ・トラフィックごとにユー
ザ・トラフィック識別子とユーザ・トラフィックのため
に予約しなければならない項目数とを含むユーザ・テー
ブル（９３５）と称するテーブルを準備するステップ
と、帯域幅シェアの降順でソートされた異なるユーザ・
トラフィックのリストと第２（９４９）テーブルを指す
ポインタとを有する第１テーブル（９４７）と；前記第
１テーブルによって指される項目ごとに、同一帯域幅シ
ェアを有するユーザ・トラフィックのリストを含む前記
第２テーブルとの、ユーザ・トラフィック識別子を含む
他の２つのユーザ・テーブルを準備するステップとを含
むことを特徴とする、上記（３）および上記（４）に記
載の方法。 （６）固定長交換ネットワークが、ＡＴＭネットワーク
であり、ユーザ・トラフィックが、仮想接続または仮想
経路接続であることを特徴とする、上記（１）ないし上
記（５）のいずれかに記載の方法。 （７）ユーザ・トラフィック確立時に要求された帯域幅
シェアによる要求に従って項目を配置するため、可能な
衝突を解決する前に、１ユーザ・トラフィックのために
予約しなければならない項目数によって待機カレンダ内
で使用可能な項目の総数を除算するステップと、ｒが前
記除算の剰余であり、ｑが前記除算の商であるものとし
て、ｒが０に等しい場合に、前記ユーザ・トラフィック
のための項目のすべてを、次の項目からカレンダ内でｑ
項目の間隔で予約するステップと、ｒが０と異なる場合
に、前記ユーザ・トラフィックのために次の項目からカ
レンダ内でｑ＋１項目の間隔でｒ項目を予約し；前記ト
ラフィックのために予約しなければならない残りの項目
を、前記ユーザ・トラフィックのための次の項目からカ
レンダ内でｑ項目の間隔にするステップと、前記トラフ
ィックのために次の項目からｑおよびｑ＋１項目の間隔
で項目を規則的に分配するステップとが実行されること
を特徴とする、上記（４）ないし上記（６）のいずれか
に記載の方法。 （８）上記（１）のタスクＡ）で、読み取られた項目が
専有されていない場合に、セル出発時間に対応する経過
時間を用いてタイマをセットすることを特徴とする、上
記（１）ないし上記（７）のいずれかに記載の方法。 （９）上記（１）のタスクＡ）で、読み取られた項目が
専有されていない場合に、出力線上に遊休タスクを送信
することを特徴とする、上記（１）ないし上記（７）の
いずれかに記載の方法。 （１０）カレンダのサイズが、プログラムまたはコマン
ドによって設定可能であることを特徴とする、上記
（１）ないし上記（９）のいずれかに記載の方法。 （１１）出力線（２５）をサポートする固定長セル交換
ネットワーク・ノード・アダプタ内でシェーピング機能
を実施する装置において、前記アダプタが、所与のユー
ザ・トラフィックのため出力線上にセルを送信する能力
を有する送信デバイスを含み、各項目にユーザ・トラフ
ィック識別子を記憶し、書き込まれた後に、前記送信デ
バイスへのリンク（９６０）にデータを送るための第１
手段（９５７）と、各項目にユーザ・トラフィック識別
子を記憶し、書き込まれた後に、前記外部送信デバイス
へのリンク（９６５）にデータを送るための第２手段
（９５９）と、ユーザ・トラフィックごとに、その帯域
幅シェアの降順で、ユーザ・トラフィック識別子と第１
手段（９５７）内でそれのために予約しなければならな
い項目数とを記憶するための第３手段（９４７、９４
９、９３５）と、外部プロセッサ（９３０）から要求を
受け取った時に第３手段に読み込むための制御手段と、
ユーザ・トラフィックごとにユーザ・トラフィック識別
子を送るための手段（９５０）であって、項目が最適化
された順序でのユーザ・トラフィック・セル出発のため
前記第１および第２手段内で予約される項目であり；デ
ータが、第２手段（９５９）が前記送信デバイスに向か
うリンク（９６５）上にデータを送りつつある場合には
第１手段（９５７）に送られ；データが、第１手段（９
５７）が前記送信デバイスに向かってデータを送りつつ
ある場合には第２手段（９５９）へリンク（９５６）を
介して送られる、前記ユーザ・トラフィック識別子を送
るための手段（９５０）とを含む装置。 （１２）ユーザ・トラフィック識別子を送るための手段
（９５０）が、アドレスを記憶するための第４手段（４
００）と、記憶域の１項目が空であるか書き込まれてい
るかを検査するための手段（４２０）と、ユーザ識別子
を記憶し、リンク（５３０）を介して送るための第５手
段（４３０）と、記憶のための第４手段（４００）に読
み込まれたアドレスの項目を第１手段（９５７）または
第２手段（９５９）に読み込み；検査するための手段
（４２０）を活動化し、項目が空である場合には、記憶
するための第５手段（４３０）を読み取り、項目を書き
込み；リンク（９４３）を介して手段（９４０）から、
所与のユーザ・トラフィックのための第１読取り動作を
開始するコマンドを受け取るための、第６手段（４１
０）と、データがリンク（５７０、５６０、５８０）を
介して送られる３つの記憶手段（４４０、４５０、４０
０）の内容を加算し、新アドレスを記憶手段（４００）
に送り返すための手段（４６０）と、手段（９４０）か
ら送られた数を記憶するための第７手段（４４０）と、
手段（９４０）から送られた数を記憶するための第８手
段（４８０）と、第６手段（４１０）によって１項目が
書き込まれるたびに、リンク（６８０）を介して記憶さ
れた数を１つ減分する；手段（９４０）から送られた数
を記憶するための第９手段（４７０）と、記憶するため
の第８手段および第９手段（４７０、４８０）を読み取
り、読み取った値を組み合わせ、記憶するための第８手
段（４８０）の内容が０でない場合に、記憶手段（４７
０）の内容が０でない限り、値＋１を規則的に送る手段
とを含むことを特徴とする、上記（１１）に記載の装
置。
【図１】シェーピングの原則を示す図である。
【図２】ＡＴＭネットワーク・ノード・アダプタ内のポ
リサーとシェーパーを示す図である。
リサーとシェーパーを示す図である。
【図３】ＡＴＭネットワークの境界に置かれたシェーパ
ーとポリサーを示す図である。
ーとポリサーを示す図である。
【図４】活動カレンダの読取りと、伝播媒体を介するセ
ルの送信の処理を記述したアルゴリズムを示す図であ
る。
ルの送信の処理を記述したアルゴリズムを示す図であ
る。
【図５】待機カレンダの作成を記述したアルゴリズムの
第１部分を示す図である。この部分では、接続が、その
帯域幅シェアの降順で記憶される。
第１部分を示す図である。この部分では、接続が、その
帯域幅シェアの降順で記憶される。
【図６】カレンダの作成を記述したアルゴリズムの第２
部分を示す図であり、各接続に対応する項目の配置を記
述した図である。
部分を示す図であり、各接続に対応する項目の配置を記
述した図である。
【図７】４つの接続を有するカレンダ作成を示す図であ
る。
る。
【図８】６００接続に関してシミュレートされた配置に
よって得られたＣＤＶ値の分布図である。
よって得られたＣＤＶ値の分布図である。
【図９】本発明のシェーピング方法による、出力トラフ
ィックの間隔設定を示す図である。
ィックの間隔設定を示す図である。
【図１０】カレンダの作成のハードウェア実施態様を示
す図である。
す図である。
【図１１】ユーザ・テーブルを示す図である。
【図１２】ソーティング・ハードウェア機構のために使
用されるユーザ・テーブル、帯域幅テーブルおよびリン
ク・テーブルの連鎖を示す図である。
用されるユーザ・テーブル、帯域幅テーブルおよびリン
ク・テーブルの連鎖を示す図である。
【図１３】シェーピング機能を実施する装置を示す図で
ある。
ある。
２０ 出力アダプタ ２５ 出力線 ９３０ 汎用プロセッサ ９３５ ユーザ・テーブル（ＵＴ） ９３７ リンク ９３９ リンク ９４０ 制御デバイス ９４３ リンク ９４７ 帯域幅（ＢＷ）テーブル ９４９ リンク・テーブル（ＬＴ） ９５０ 配置デバイス ９５５ リンク ９５６ リンク ９５７ 待機カレンダ ９５９ 活動カレンダ ９６０ リンク ９６５ リンク ９７０ 送信デバイス ９７５ 記憶域 ９７８ 待ち行列
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ルネ・グレーズ フランス06000 ニース リュ・マッセナ 24 (72)発明者 フランソワ・ケルヌレック フランス06600 アンティーブ アンパ ス・ド・ラ・ブラグ マグダ・コタージ ュ・シー (72)発明者 タイン・ファム フランス06600 アンティーブ シュマ ン・デ・コンブ 120 レジダンス レ・ バスティード
Claims (12)
- 【請求項１】出力線を備えるネットワーク・ノード・ア
ダプタの送信部分で出力トラフィックをシェーピングす
る方法において、前記ネットワーク・ノードが、ソース
・ユニットとデスティネーション・ユニットとの間のユ
ーザ情報トラフィックを交換する固定長セルをサポート
し；前記ソース・ユニットが、ユーザ・トラフィック確
立時に、要求された帯域幅シェアを送信し；前記アダプ
タが、セルを記憶域に読み取り、これらを前記出力線に
送信する送信デバイスを備え；前記方法が、前記出力線
の１つについて、活動カレンダおよび待機カレンダと呼
ばれる２つの参照テーブルを提供し、カレンダ内の各項
目が、前記出力線に送信される出力セル・ストリーム内
の１セルの位置を表すことを特徴とし；さらに Ａ）サポートされるユーザ・トラフィックに関する変更
のそれぞれの際に、新出力ストリームを待機カレンダに
書き込み、前記待機カレンダが書き込まれた後に、待機
カレンダを活動カレンダにスワップするステップと、 Ｂ）活動カレンダを継続的に読み取り、読み取ったユー
ザ・トラフィックに対応するセルを出力線上に送信する
ため送信デバイスを活動化するステップとを含むことを
特徴とする方法。 - 【請求項２】ステップＢ）が、 活動カレンダの１項目を読み取り、読み取ったユーザ・
トラフィック識別子を送信デバイスに送るステップと、 待機カレンダがスワップの準備ができているかどうかを
検出し、そうである場合には、待機カレンダの同一項目
の読取りに進み；待機カレンダ・スワップ実行可能の状
況が検出されない場合には、同一のカレンダを用いて進
行し；カレンダの末尾に達した時には、最初の項目から
再開始するステップとを含むことを特徴とする、請求項
１に記載の方法。 - 【請求項３】ステップＡが、 帯域幅シェアの降順でユーザ・トラフィックを選択する
ステップと、 前記帯域幅シェアに対応する最適配置に対する最小の変
化に対応する項目を各ユーザ・トラフィックのために予
約するステップと、 最後のユーザ・トラフィック予約が待機カレンダ内で実
行された後に、待機カレンダ・スワップ実行可能の状況
をセットするステップとを含むことを特徴とする、請求
項１または請求項２に記載の方法。 - 【請求項４】待機カレンダ内での項目の予約が、 ユーザ・トラフィックをその帯域幅シェアの降順で並べ
るステップと、 ユーザ・トラフィックごとに、ユーザ・トラフィック確
立時に要求された帯域幅シェアに対応する項目を予約す
るステップと、 衝突の場合に、左右探索によって最も近い空き項目を見
つけるステップとを含むことを特徴とする、請求項３に
記載の方法。 - 【請求項５】ユーザ・トラフィックをその帯域幅シェア
の降順でソートするステップが、 ユーザ・トラフィックに関する変化のそれぞれで、ユー
ザ・トラフィックごとにユーザ・トラフィック識別子と
ユーザ・トラフィックのために予約しなければならない
項目数とを含むユーザ・テーブル（９３５）と称するテ
ーブルを準備するステップと、 帯域幅シェアの降順でソートされた異なるユーザ・トラ
フィックのリストと第２（９４９）テーブルを指すポイ
ンタとを有する第１テーブル（９４７）と；前記第１テ
ーブルによって指される項目ごとに、同一帯域幅シェア
を有するユーザ・トラフィックのリストを含む前記第２
テーブルとの、ユーザ・トラフィック識別子を含む他の
２つのユーザ・テーブルを準備するステップとを含むこ
とを特徴とする、請求項３および請求項４に記載の方
法。 - 【請求項６】固定長交換ネットワークが、ＡＴＭネット
ワークであり、ユーザ・トラフィックが、仮想接続また
は仮想経路接続であることを特徴とする、請求項１ない
し請求項５のいずれかに記載の方法。 - 【請求項７】ユーザ・トラフィック確立時に要求された
帯域幅シェアによる要求に従って項目を配置するため、
可能な衝突を解決する前に、 １ユーザ・トラフィックのために予約しなければならな
い項目数によって待機カレンダ内で使用可能な項目の総
数を除算するステップと、 ｒが前記除算の剰余であり、ｑが前記除算の商であるも
のとして、ｒが０に等しい場合に、前記ユーザ・トラフ
ィックのための項目のすべてを、次の項目からカレンダ
内でｑ項目の間隔で予約するステップと、 ｒが０と異なる場合に、前記ユーザ・トラフィックのた
めに次の項目からカレンダ内でｑ＋１項目の間隔でｒ項
目を予約し；前記トラフィックのために予約しなければ
ならない残りの項目を、前記ユーザ・トラフィックのた
めの次の項目からカレンダ内でｑ項目の間隔にするステ
ップと、 前記トラフィックのために次の項目からｑおよびｑ＋１
項目の間隔で項目を規則的に分配するステップとが実行
されることを特徴とする、請求項４ないし請求項６のい
ずれかに記載の方法。 - 【請求項８】請求項１のタスクＡ）で、読み取られた項
目が専有されていない場合に、セル出発時間に対応する
経過時間を用いてタイマをセットすることを特徴とす
る、請求項１ないし請求項７のいずれかに記載の方法。 - 【請求項９】請求項１のタスクＡ）で、読み取られた項
目が専有されていない場合に、出力線上に遊休タスクを
送信することを特徴とする、請求項１ないし請求項７の
いずれかに記載の方法。 - 【請求項１０】カレンダのサイズが、プログラムまたは
コマンドによって設定可能であることを特徴とする、請
求項１ないし請求項９のいずれかに記載の方法。 - 【請求項１１】出力線（２５）をサポートする固定長セ
ル交換ネットワーク・ノード・アダプタ内でシェーピン
グ機能を実施する装置において、前記アダプタが、所与
のユーザ・トラフィックのため出力線上にセルを送信す
る能力を有する送信デバイスを含み、 各項目にユーザ・トラフィック識別子を記憶し、書き込
まれた後に、前記送信デバイスへのリンク（９６０）に
データを送るための第１手段（９５７）と、 各項目にユーザ・トラフィック識別子を記憶し、書き込
まれた後に、前記外部送信デバイスへのリンク（９６
５）にデータを送るための第２手段（９５９）と、 ユーザ・トラフィックごとに、その帯域幅シェアの降順
で、ユーザ・トラフィック識別子と第１手段（９５７）
内でそれのために予約しなければならない項目数とを記
憶するための第３手段（９４７、９４９、９３５）と、 外部プロセッサ（９３０）から要求を受け取った時に第
３手段に読み込むための制御手段と、 ユーザ・トラフィックごとにユーザ・トラフィック識別
子を送るための手段（９５０）であって、項目が最適化
された順序でのユーザ・トラフィック・セル出発のため
前記第１および第２手段内で予約される項目であり；デ
ータが、第２手段（９５９）が前記送信デバイスに向か
うリンク（９６５）上にデータを送りつつある場合には
第１手段（９５７）に送られ；データが、第１手段（９
５７）が前記送信デバイスに向かってデータを送りつつ
ある場合には第２手段（９５９）へリンク（９５６）を
介して送られる、前記ユーザ・トラフィック識別子を送
るための手段（９５０）とを含む装置。 - 【請求項１２】ユーザ・トラフィック識別子を送るため
の手段（９５０）が、 アドレスを記憶するための第４手段（４００）と、 記憶域の１項目が空であるか書き込まれているかを検査
するための手段（４２０）と、 ユーザ識別子を記憶し、リンク（５３０）を介して送る
ための第５手段（４３０）と、 記憶のための第４手段（４００）に読み込まれたアドレ
スの項目を第１手段（９５７）または第２手段（９５
９）に読み込み；検査するための手段（４２０）を活動
化し、項目が空である場合には、記憶するための第５手
段（４３０）を読み取り、項目を書き込み；リンク（９
４３）を介して手段（９４０）から、所与のユーザ・ト
ラフィックのための第１読取り動作を開始するコマンド
を受け取るための、第６手段（４１０）と、 データがリンク（５７０、５６０、５８０）を介して送
られる３つの記憶手段（４４０、４５０、４００）の内
容を加算し、新アドレスを記憶手段（４００）に送り返
すための手段（４６０）と、 手段（９４０）から送られた数を記憶するための第７手
段（４４０）と、 手段（９４０）から送られた数を記憶するための第８手
段（４８０）と、 第６手段（４１０）によって１項目が書き込まれるたび
に、リンク（６８０）を介して記憶された数を１つ減分
する；手段（９４０）から送られた数を記憶するための
第９手段（４７０）と、 記憶するための第８手段および第９手段（４７０、４８
０）を読み取り、読み取った値を組み合わせ、記憶する
ための第８手段（４８０）の内容が０でない場合に、記
憶手段（４７０）の内容が０でない限り、値＋１を規則
的に送る手段とを含むことを特徴とする、請求項１１に
記載の装置。
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