JPH09509292A - パケット交換通信網用のデータリンク・インターフェース - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 フレームリレー通信網などのパケット交換通信網において、仮想接続上で受信用データを送るためのルータであって、受け取られた複数のデータパケットにおける通信渋滞を検出する装置と、通信渋滞が検出された時に通信網へのパケットの通信速度を調節する装置とを有する。

Description

【発明の詳細な説明】 パケット交換通信網用のデータリンク・ インターフェース 本発明はパケット交換通信網一般に関し、詳しくは、フレームリレー通信網へ の接続用のルータに組み込むことが可能なデータリンク・インターフェースに関 する。 フレームリレーは、必要な処理を最小限にすることを目的とするパケット交換 技術である。フレームリレー通信網は、接続セグメント間でフレーム化データを 交換することによって動的バンド幅割当を行うものである。通信網は、交換式ま たは固定式（ｐｅｒｍａｎｅｎｔ）のいずれかの仮想接続に基づいている。本発 明は、固定式仮想接続（ｐｅｒｍａｎｅｎｔ ｖｉｒｔｕａｌ ｃｏｎｎｅｃｔ ｉｏｎｓ（ＰＶＣ））に関する。 固定式仮想接続（ＰＶＣ）は、複数対のフレームリレー（ＤＣＥ：データ接続 装置）間あるいは、単数のフレームリレーＤＣＥとフレームリレーＤＴＥ（デー タ端末装置）との間における、ＰＶＣセグメントのシーケンスからなるフレーム リレー通信網における端末相互間論理接続である。 ＰＶＣセグメントの各端末は、データリンク接続（ＤＬＣ）と呼称されている 。ＤＬＣは、データリンク 接続識別子（ＤＬＣＩ）と呼ばれる局所固有番号によってフレームリレーポート で識別される。 フレームリレー通信網において、下流側で通信網が渋滞する可能性がある。フ レームリレースイッチは、ユーザの装置に対して通信渋滞を知らせるために逆方 向明示渋滞表示ビット（ｂａｃｋｗａｒｄ ｅｘｐｌｉｃｉｔ ｃｏｎｇｅｓｔ ｉｏｎ ｎｏｔｉｆｉｃａｔｉｏｎ ｂｉｔ（ＢＥＣＮ））を使用する。このＢ ＥＣＮビットは、それぞれがＱ．９２２のフレームのアドレスヘッダに含まれて いる。従来のルータは、このＢＥＣＮビットと渋滞した固定式仮想接続を無視し 、あたかもＰＶＣが渋滞していないかのように、フレームリレーリンクを介して 通信網にデータを送り続け、その結果、パケットがドロップし、高コストな再通 信費とアプリケーションの動作不能時間の発生をもたらす。 本発明の課題は、上述の問題を軽減することにある。 本発明によれば、パケット交換通信網での仮想接続を介してデータを送受信す るためのデータリンク・インターフェースにおいて、その特徴構成は、通信網に おける通信渋滞を検出するための手段と、この通信渋滞の検出に応じて、通信網 における渋滞状態を軽減するため通信速度を調節するための手段とを有すること にある。 好ましくは、前記通信網はフレームリレー通信網であり、通信網における通信 渋滞を検出するための前記手段は、好ましくは逆方向明示渋滞ビット（ＢＥＣＮ ）検出器として構成される渋滞ビット検出器である。前記仮想接続は、固定式仮 想接続とすることができる。 好ましくは、ＢＥＣＮビットが検出されると、通常はルータである前記インタ ーフェースは、通信速度を、ユーザ要求情報速度（ｃｏｍｍｉｔｔｅｄ ｉｎｆ ｏｒ−ｍａｔｉｏｎ ｒａｔｅ）として知られている特定の速度にまで低下させ る。次に、通話（ｔｒａｆｆｉｃ）は、そのタイプ別に優先順位を与えれるが、 これは、重度の渋滞時間中においても重要なアプリケーションにはバンド（帯域 ）幅が確保されるように行われる。 全てのデータを同等に扱う大抵のルータとは異なり、本発明によって作動する ルータは、複数のユーザ側データ装置間での会話によって情報の通信整理を行い 、現在進行中の通話パーティー間に公平にバンド幅を割り当てる。バルクファイ ル通信などの負担の大きい（ｈｅａｖｙｕｓａｇｅ）アプリケーションは、比較 的負担の軽いアプリケーションとリンクの処理能力を公平に分担するように強制 される。 従って、前記ルータは、信頼性の高いフレームリレー データ伝送を提供すると共に、優先順位の高い通話に対する保護を与えることが できる。これによって、通信網の機能が安定化され、その結果、速度が増加する と共に、オーバーヘッドが減少する。 以下、本発明を添付図面を参照しながら詳細に説明するが、ここで、 図１はルータ間において固定式仮想接続を提供する従来のフレームリレー通信 網のブロック図、 図２は本発明によって作動するフレームリレー（中継）通信網のブロック図、 図３は本発明による、フレームリレー（中継）インターフェースを介したデー タの流れを示すブロック図、そして 図４はエクスプレスキューイング（待行列作成）の単純な一例を示すチャート である。 さて、図１において、ルータ１Ａ，１Ｂ及び１Ｃは、それぞれのローカル通信 網、例えば、ローカルエリア通信網（ＬＡＮ）式の通信網２Ａ，２Ｂ及び２Ｃに 接続されている。これらルータは、フレームリレー通信網の一部を構成し、固定 式仮想接続（ＰＶＣ、ａ及びｂ）４，５を提供するフレームリレースイッチ３Ａ ，３Ｂ，３Ｃに接続されている。 その作動において、前記通信網が、例えば、ルータＢ及びＣによって発信され た通話量がスイッチＡ’の処理能力を越えて通信が渋滞しても、これらのルータ は、その最高速度でフレームリレースイッチへデータを送り続ける。その結果、 フレームリレースイッチ３のバッファがオバーフローして、データパケット６が ドロップし、アプリケーションが作動不能となる。 図２に示す構成においては、前記ルータは渋滞ビット検出器７と速度調節器８ とを有する。検出器７によって、入力されるパケット中に逆方向明示渋滞表示（ ＢＥＣＮ）が検出されると、前記速度調節器８が、現在の通信速度を、ユーザ要 求情報速度（ＣＩＲ）として知られているより低い速度に下方調節して、パケッ トのドロップの可能性を減少させる。 図２に示したルータは、米国規格協会（ＡＮＳＩ）のフレームリレーＢｅａｒ ｅｒサービスのためのフレームプロトコルのＤＳＳＩ−ｃｏｒｅ Ａｓｐｅｃｔ ｓ、Ｔ１．６１８及びＣＣＩＴＴ，フレームモードＢｅａｒｅｒサービスのため のＩＳＤＮデータリンクラボ規定、第６巻、推奨Ｑ．９２２に記載されているフ レームリレーデータリンクプロトコルを採用している。 前記ルータは、１０，１６または２３ビットのＤＬＣＩ （データリンク接続識別子）を有する無番号情報フレーム（ＵＩ）をサポートし ている。前記アドレスフィールドのサイズは、各ポートの物理的条件に基づいて 環境設定可能である。 ＄０３以外に設定された制御フィールドを有するフレーム（ＵＩ）、即ち、短 か過ぎるか、あるいは、前記ポート用にプログラムされたものとは異なる長さの ＤＬＣＩを有するフレームは、無視され（ｓｉｌｅｎｔｌｙ ｄｉｓｃａｒｄｅ ｄ）、カウントされて、フレームの最初の６４バイトが記録される。 前記ルータ１Ａ，１Ｂ，１Ｃは、ＢＥＣＮ（逆方向明示渋滞識別ビット）＝０ 、ＦＥＣＮ（順方向明示渋滞識別ビット）＝０、Ｃ／Ｒ＝０，Ｄ／Ｃ＝０である フレームを全て伝送し、ＤＥ（ｄｉｓｃａｒｄ ｅｌｉｇｉ−ｂｉｌｉｔｙ 破 棄適格性）ビットは「低優先順位」フレームにのみセットされる。優先順位は、 データリンク・インターフェースのクライエントによって設定される。Ｎ２０１ バイトよりも大きなフレームは伝送されない。 受信したフレームに対し、前記ルータ１Ａ，１Ｂ，１Ｃは、前記ＦＥＣＮビッ トとＣ／Ｒビットとを無視し、後述するように前記ＢＥＣＮビットに作用する。 更に、前記ルータは、フレーム長が５よりも長く、か つＮ２０１バイト未満であることを確認する。Ｎ２０１は環境設定不可能であり 、これは４５００の値を有する。 フレームリレーリンクに対するＤＬＣＩ（データリンク接続識別子）の使用方 法は、下記の表に要約されている通りである。ユーザ環境設定可能と表示された ＤＬＣＩのみが、データリンクのクライエントのための通話の通信に利用可能で ある。 ００１−２０８９６６［デジタルエクイップメント社、ノーザンテレコム社、 及びストラタコム社、シスコ社、拡張子付きフレームリレー仕様、ドキュメント 番号００１−２０８９６６、１．０改訂バージョン、１９９０年９月］ と、Ｔ１．６１７アネックス（付属書類）Ｄ［米国規格協会、統合デジタル通信 網（ＩＳＤＮ）−デジタル回線加入者通信システムＮｏ．１（ＤＳＳＩ）−フレ ームリレーＢｅａｒｅｒサービスのための信号仕様、Ｔ１．６１７、１９９１年 ３月］に記載のローカル マネージンメント インターフェース（ＬＭＩ）の両 方を使用して、前記フレームリレー通信網から前記ルータにＰＶＣステータスと 環境設定情報を提供することができる。 前記ルータは、Ｔ１．６１７をサポートしている。前記アネックスＤプロトコ ルは、リンクにおいてＤＬＣ１０によってラン（動作）する。 前記ルータは、前記ＬＭＩ（ローカル マネージンメント インターフェース ）の必須部分全部と、セクション６（共通拡張子）に規定された全ての共通拡張 子とをサポートし、新規、アクティブ、及び削除ビットを含む非同期更新データ （ｕｐｄａｔｅｓ）の受信処理を行う（但し、非同期更新テータを発生するもの ではない）。 前記ＬＭＩ（ローカル マネージンメント インターフェース）プロトコルは 、リンクにおいてＤＬＣＩ１０２３によってランする−これは環境設定不能。こ のＬＭＩは、１０−ビットのＤＬＣＩ用に環境設定された フレームリレーリンクに対してのみ使用可能である。 前記ルータをＬＭＩを使用するように環境設定し、かつ、前記通信網をアネッ クスＤを使用するように環境設定するか、あるいはこれらルータと通信網を互い にその逆の設定にすることによって、各端末は、未環境設定ＤＬＣＩ上に前記マ ネージメント通話を受け取ることになり、これがフレーム毎のリレーリンク統計 の一部として報告される。 フレームリレーリンク上で伝送される全てのブリッジされ通信（ｒｏｕｔｅｄ ）される通話（ｔｒａｆｆｉｃ）は、ＲＦＣ１２９４ ［Ｔ．ブラッドレー、Ｃ ．ブラウン、Ａ．マリス、フレームリレーを介するマルチ−プロトコル相互接続 、コメント要求（Ｒｅｑｕｅｓｔ Ｆｏｒ Ｃｏｍｍｅｎｔｓ）（ＲＦＣ）１２ ９４、ＤＤＮ通信網インフォメーションセンター、ＳＲＩインターナショナル、 メンロパーク、カリフォルニア、米国 １９９２年１月］に記載されているよう にカプセル化されている。 次に図３において、これはＢＥＣＮモニタ７と、ＤＬＣ出力待行列および速度 リミッタ８とを示しており、前記ＢＥＣＮモニタは、ＨＤＬＣ受信処理ユニット １０に接続され、前記ＤＬＣ速度リミッタ８は、リンク出力待行列ユニット９と ＨＤＬＣ発信処理ユニット１１とに接続 されている。 前記ＤＬＣ出力待行列は、上層ソースと目的地アドレスとの関数である前記会 話識別子を備えた「フェア待行列 Ｆａｉｒ Ｑｕｅｕｅ」（［アラン デマー ス、スリニバサン ケシャブ，スコット シェンカ、「フェア待行列化（Ｆａｉ ｒ Ｑｕｅｕｉｎｇ）アルゴリズムの分析とシュミレーション」、ＳＩＧＣＯＭ Ｍ ’８９，１９８９］参照）である。この待行列は、通話量が後述のバンド幅 許可基準を満たしている場合にはバイパスされる。 前記リンク出力待行列は、その会話識別子が前記ＤＬＣＩの１：１マッピング である「フェア待行列（Ｆａｉｒ Ｑｕｅｕｅ）」である。このリンク出力待行 列は、ハードウェア送信待行列がフルでない場合には、バイパスされる。 前記ルータは、通信網に対して最大のロードを与えるため送信用フレームを待 行列化する前に、前記カプセル化フレームに対してバンド幅許可ルールを適用す る。 通信網に対してルータが与えるロードは、前記ユーザ要求情報速度（ＣＩＲ） によって決まる。 Ｔ１．６１７に記載されている以外のバンド幅方針（ｐｏｌｉｃｙ）を使用す るためには、ユーザによって 定義される余剰バースト（Ｂｅ）とユーザ要求バースト（Ｂｃ）とについて、ユ ーザは、その方針を反映するようにＣＩＲ，Ｂｅ及びＢｃの値を設定する。安定 状態において、前記ルータは、通信網に対して、目標速度の±５００キロビット ／秒の範囲のロードを与える。 ＤＬＣに与えられたロードが通信網に与えられる最大値を越えた場合には（下 記参照）、前記バンド幅許可メカニズムによって、フレームを「ホールディング 待行列」に待行列化して、通信網へのロードを「軽減」する。このホールディン グ待行列は最大長を有し、この長さが越えられると、フレームのドロップが発生 する。 前記ルータがフレームを伝送する速度は、取り付けられたフレームリレー通信 網の渋滞ステータスによって変わる。接続の渋滞ステータスは、ｃｃｔ渋滞（Ｄ ＬＣＩ）状態変数の値を調べることによって推定される。 接続が渋滞していないならば、前記ルータは、問題のＤＬＣに、ＥＢＲ＝（１ ＋ＢＥ／Ｂｃ）ｘ ＣＩＲ−過剰バースト速度（表３））に近似の速度で伝送す る。 もしも通信網が渋滞していると思われる場合には、ルータは、問題のＤＬＣＩ に、前記ＣＩＲ（表３参照）に近似の速度で伝送する。 前記ＣＩＲ又は前記過剰速度のいずれかに近似の各 ＤＬＣ毎の伝送速度を提供するためには、ルータは、その内部でＴｉ秒の幅を有 するスライドウインドを使用する。このＴｉの値は、ルータに対する内部的な重 要性しかなく、これは速度において要求される正確性（Ｔｉは現在１００ｍｓで ある）を提供するように選択される。 下記のルールにおいて、Ｎｃ＝Ｔｉ＊ＣＩＲであり、Ｎｅ＝Ｔｉ＊（１＋ Ｂ ｅ／Ｂｃ）＊ＣＩＲである。もしも「総数………未満の………ビット」の文言通 りの解釈によって、ルータがフレームの一部を待行列化させるならば、リレーは 、そのフレーム全部を待行列化させ、フレームがリンクに伝送される次のインタ ーバルのための割当数からそれらの余剰ビットを引く。 バンド幅許可−−−通信網において渋滞が無い場合 ｉ） インターバルＴｉ中の総数がＮｅ未満のビットは、変更無しでそのまま 通過される。 ｉｉ）Ｎｅを越えるビットは、その後のインターバル中における伝送用に「ホ ールディング待行列」中に待行列化される。 バンド幅許可−−−通信網において接続渋滞がある場合 ｉ） インターバルＴｉ中の総数がＮｅ未満のビットは、変更無しでそのまま 通過される。 ｉｉ）Ｎｅを越えるビットは、その後のインターバル中における伝送用に「ホ ールディング待行列」中に待行列化される。 「通過」されるフレームは全て、前記リンク出力メカニズムに送られて更に処 理される。もしもフレームリレーリンクの出力待行列のサイズが、低度渋滞しき い値未満である場合には、このフレームは、リンクへの送信のためにハードウェ アに送られ、そうでない場合には、このフレームは、後述のエクスプレス待行列 化制御を使用する前記リンク出力待行列に待行列化される。 フレームリレー通信網がルータに該通信網の渋滞を知らせる方法として、３種 類の方法がある。即ち、ルータに向けて送信されるフレーム中のＦＥＣＮ及び／ 又はＢＥＣＮをセットする方法と、リンク−層統合マネージメント（ＣＬＬＭ） メッセージをルータに送る方法とがある。 ルータは、受け取ったフレームとＣＬＬＭフレームとの両方のＦＥＣＮビット の全部を無視する。ルータは、ＢＥＣＮビットを有した状態で受け取ったフレー ムに対して、指示されたＤＬＣにおいて通信網に与えられるロードを一時的に軽 減することによって答える。 ルータがインターバルｎ ｘ ＴｉにセットされたＢＥＣＮビットを有するフ レームを受信した時、接続が通信網において渋滞しているものと推定され、前記 状態変数ｃｃｔ渋滞［ＤＬＣＩ］がインターバル（ｎ ＋１）からセットされる 。前記状態変数は、ルータがより低い速度で伝送する最初のインターバルの後、 クリアされ、セットされたＢＥＣＮビットを含んだフレームを受信するまでこの クリア状態に維持される。 ルータのフレーム−リレーリンクは、リンク上で伝送される通話量（ｔｒａｆ ｆｉｃ）がこのリンクのアクセス速度を越えた時に、渋滞する可能性がある。こ の渋滞は、ルータのＬＡＮ側のデータ通信速度とフレームリレー側のデータ通信 速度との差が大きい（通常は、１桁のオーダ（ａｎ ｏｒｄｅｒ ｏｆ ｍａｇ ｎｉｔｕｄｅ））場合に発生しやすい。 フレーム−リレーリンクの渋滞は、このフレーム−リレーリンクの出力待行列 を調べることによって検出される。それぞれのリンクには３つのしきい値が関連 付けられている。即ち、 ａ）軽度渋滞しきい値−−−ハードウェアの出力待行列のサイズに対して固定 されている（通常は、７フレーム）、 ｂ）重度渋滞しきい値−−−絶対渋滞しきい値の環境設定可能な百分率、 ｃ）絶対渋滞しきい値−−−使用可能なバッファの数と、ルータ中の全てのフ レーム−リレーリンクのアクセス速度との関数としてルータによって決まる。 フレーム−リレーリンクの軽度渋滞が発生するのは、このリンクの出力待行列 のサイズが、このリンクを利用するのに使用されるハードウェアによって決まる 小リミットを越えた場合である。 フレーム−リレーリンクの重度渋滞が発生するのは、このフレーム−リレーリ ンク上における伝送用に待行列化されたバイトの数が、前記環境設定可能な重度 渋滞しきい値を越えた場合である。 フレーム−リレーリンクの絶対渋滞が発生するのは、このフレーム−リレーリ ンク上における伝送用に待行列化されたバイトの数が、前記絶対渋滞しきい値を 越えた場合である。 ルータが後述するそのリンク渋滞マネージメントの一部として１つのフレーム をドロップすると、ルータは、即座に、現在のインターバルのＤＬＣｓ伝送割当 分を排出すると共に、ｃｃｔ渋滞［ＤＬＣＩ］状態変数を前記 ドロップフレームが次のインターバルに繰り越されたＤＬＣに設定する。これは 、渋滞源を合理的にフェアな方法で軽減する試みとして行われる。 フレームリレーリンクが軽度に渋滞している場合、ルータは、次のインターバ ルにおけるＤＬＣに待行列化されているデータが現在のインターバルにおいて別 のＤＬＣに待行列化されているデータの先を越さないように、該フレームリレー リンクの出力待行列に対してエクスプレス待行列化制御を幾分僅かに変形したも のを行う。これを「フェア待行列化」と称する。 エクスプレス待行列化は、渋滞が有る場合に複数の互いに競合するソース間に 対して、確実にバンド幅が公平（フェア）にリアルタイムに割り当てるられるよ うにするものである。これは次の方法によって行われる。 ａ）２つの端末間の「会話」の一部として待行列化されるべき各フレームを識 別する（これは正確にはフレームのＤＬＣＩである）、そして ｂ）現在進行中の複数の「会話」全部の間でリンクのバンド幅の時間−分割的 割当を行う。 この点に関して、「時間−分割」とは、前記エクスプレス待行列化メカニズム が、各「会話」を、あたかもそ れがフレームが待行列化されることが可能な別のリンクを有しているかのように 扱うということを意味している。各フレームのサイズから、ルータは、その仮想 リンクに「いつ」フレームを送れるかを計算する。 フレームが送信される時、ルータは、最も早い送信時間を有するフレームを選 択する。これによって、１つの会話内における再順序付けが発生することはない が、全ての会話に対して公平にバンド幅が割り当てられるように、そのリンク全 体で再順序付けが行われる可能性はある。図４は、エクスプレス待行列化がどの ように作用するかを示す１つの単純な例を示している。 フレームリレーリンクが重度に渋滞している場合、ルータは、そのリンクの出 力待行列に対してエクスプレス待行列化制御をかけ続ける。更に、ルータは外部 に通知すると共に、後述するようにフレームのドロップを開始する。 ルータは、フレームリレーリンクに対して待行列化されたバイトの数が前記重 度渋滞しきい値を越えた時にアラームを発生し、待行列化されたバイトの数が前 記重度渋滞しきい値以下の状態で５秒間維持された時に、このアラームを解除す る。 ルータがリンク出力待行列に対してフレームを追加し ようと試み、このフレームの追加によってリンクの出力待行列が前記重度渋滞し きい値を超過し、そのフレームがその待行列の最後尾に追加されると、そのフレ ームがドロップされる。 フレームリレーリンクが絶対的に渋滞した場合、ルータはそのリンクの出力待 行列に対してエクスプレス待行列化制御をかけ続ける。更に、ルータは外部に通 知すると共に、後述のようにフレームのドロップを開始する。 ルータは、フレームリレーリンクに対して待行列化されたバイトの数が前記重 度渋滞しきい値を越えた時にアラームを発生し、待行列化されたバイトの数が前 記重度渋滞しきい値以下の状態で１０秒間維持された時に、このアラームを解除 する。 ルータがリンク出力待行列に対してフレームを追加しようと試み、このフレー ムの追加によってリンクの出力待行列が前記絶対渋滞しきい値を超過すると、そ のフレームがその待行列に追加される場所の如何に拘らず、そのフレームはドロ ップされる。 このように上述したデータリンク・インターフェースは、重度の通信網渋滞が 発生した場合においても複数のルータがフレームリレーリンクを介してデータを 送り続けることによって発生する従来技術の問題を軽減し、重 要なアプリケーションは作動し続けることができるのである。

【手続補正書】特許法第１８４条の８ 【提出日】１９９６年１月１５日 【補正内容】 接続識別子（ＤＬＣＩ）と呼ばれる局所固有番号によってフレームリレーポート で識別される。 フレームリレー通信網において、下流側で通信網が渋滞する可能性がある。フ レームリレースイッチは、ユーザの装置に対して通信渋滞を知らせるために逆方 向明示渋滞表示ビット（ｂａｃｋｗａｒｄ ｅｘｐｌｉｃｉｔ ｃｏｎｇｅｓｔ ｉｏｎ ｎｏｔｉｆｉｃａｔｉｏｎ ｂｉｔ（ＢＥＣＮ））を使用する。このＢ ＥＣＮビットは、それぞれがＱ．９２２のフレームのアドレスヘッダに含まれて いる。従来のルータは、このＢＥＣＮビットと渋滞した固定式仮想接続を無視し 、あたかもＰＶＣが渋滞していないかのように、フレームリレーリンクを介して 通信網にデータを送り続け、その結果、パケットがドロップし、高コストな再通 信費とアプリケーションの動作不能時間の発生をもたらす。 Ｎ．Ｊ．ミューラー（Ｍｕｌｌｅｒ）（ＩＮＴＥＲ−ＮＡＴＩＯＮＡＬ ＪＯ ＵＲＮＡＬ ＯＦ ＮＥＴ−ＷＯＲＫ ＭＡＮＡＧＥＭＥＮＴ，ｖｏｌ．２．， Ｎｏ．２，１９９２年６月，ＵＫ ８７〜８９頁）には、通信網の渋滞がある場 合における通信速度の調節が開示されている。しかしながら、ミューラーは、渋 滞がある場合において利用可能なバンド幅を最適利用するための 手段を開示していない。 本発明の課題は、上述の問題を軽減することにある。 本発明によれば、パケット交換通信網において仮想接続を介してデータを送信 受信するためのデータリンク・インターフェースであって、通信網における通信 渋滞を検出するための手段と、この通信渋滞の検出に応じて、通信網における渋 滞状態を軽減するため通信速度を調節するための手段を有していて、その特徴構 成は、該インターフェースが、更に、２つの端末間の会話によって通話量を整理 する手段と、異なった通話間においてバンド幅の公平な割当を達成するために、 各会話の伝送順序を維持しながら、１つの共通のリンク上における種々の会話か らのパケットを再順序付けする手段を有することにある。 好ましくは、前記通信網はフレームリレー通信網であり、通信網における通信 渋滞を検出するための前記手段は、好ましくは逆方向明示渋滞ビット（ＢＥＣＮ ）検出器として構成される渋滞ビット検出器である。前記仮想接続は、固定式仮 想接続とすることができる。 好ましくは、ＢＥＣＮビットが検出されると、通常はルータである前記インタ ーフェースは、通信速度を、ユーザ要求情報速度（ｃｏｍｍｉｔｔｅｄ ｉｎｆ ｏｒ−ｍａｔｉｏｎ ｒａｔｅ）として知られている特定の速度にまで低下させ る。次に、通話（ｔｒａｆｆｉｃ）は、そのタイプ別に優先順位を与えれるが、 これは、重度の渋滞時間中においても重要なアプリケーションにはバンド幅が確 保されるように行われる。 全てのデータを同等に扱う大抵のルータとは異なり、本発明によって作動する ルータは、複数のユーザ側データ装置間での会話によって情報の通信整理を行い 、現在進行中の通話パーティー間に公平にバンド幅を割り当てる。バルクファイ ル通信などの負担の大きい（ｈｅａｖｙｕｓａｇｅ）アプリケーションは、比較 的負担の軽いアプリケーションとリンクの処理能力を公平に分担するように強制 される。 従って、前記ルータは、信頼性の高いフレームリレー データ伝送を提供すると共に、優先順位の高い通話に対する保護を与えることが できる。これによって、通信網の機能が安定化され、その結果、速度が増加する と共に、オーバーヘッドが減少する。 以下、本発明を添付図面を参照しながら詳細に説明するが、ここで、 図１はルータ間において固定式仮想接続を提供する従来のフレームリレー通信 網のブロック図、 図２は本発明によって作動するフレームリレー（中継）通信網のブロック図、 図３は本発明による、フレームリレー（中継）インターフェースを介したデー タの流れを示すブロック図、そして 図４はエクスプレスキューイング（待行列作成）の単純な一例を示すチャート である。 さて、図１において、ルータ１Ａ，１Ｂ及び１Ｃは、それぞれのローカル通信 網、例えば、ローカルエリア通信網（ＬＡＮ）式の通信網２Ａ，２Ｂ及び２Ｃに 接続されている。これらルータは、フレームリレー通信網の一部を構成し、固定 式仮想接続（ＰＶＣ、ａ及びｂ）４，５を提供するフレームリレースイッチ３Ａ ，３Ｂ，３Ｃに接続されている。 請求の範囲： １． パケット交換通信網において仮想接続を介してデータを送受信するための データリンク・インターフェースであって、通信網における通信渋滞を検出する ための手段と、この通信渋滞の検出に応じて通信網における渋滞状態を軽減する ため通信速度を調節するための手段とを有していて、該インターフェースは、更 に、２つの端末間の会話によって通話量を整理する手段と、異なった通話間にお いてバンド幅の公平な割当を達成するため、各会話の伝送順序を維持しながら、 １つの共通のリンク上における種々の会話からのパケットを再順序付けする手段 とを有する。 ２． 請求項１のデータリンク・インターフェースであって、通信網における通 信渋滞を検出するための前記手段は、受け取ったデータ中にから渋滞表示ビット を検出するための手段である。 ３． 請求項１のデータリンク・インターフェースであって、前記調節手段は、 通信網が渋滞した場合に、通信速度を特定のユーザ要求情報速度に減速する。 ４． 請求項１のデータリンク・インターフェースであって、更に、送信される 通話のタイプを識別するための手段と、異なったタイプの通話間において、前記 ユ ーザ要求情報速度で使用可能なバンド幅を公平に割り当てる手段とを有する。 ５． 請求項１のデータリンク・インターフェースであって、前記通信網はフレ ームリレー通信網である。 ６． 請求項５のデータリンク・インターフェースであって、前記仮想接続は、 固定仮想接続である。 ７． 請求項１のデータリンク・インターフェースであって、更に、各通話にお けるパケットが仮にその通話がそれ自身のリンクを有していた場合に伝送される であろう時を計算する手段を有し、前記再順序付け手段は、最も早期な伝送開始 時間を有するパケットが最初に送られるように伝送順序をアレンジする。 ８． 請求項１〜７のいずれか１のフレームリレーデータリンク・インターフェ ースを内蔵したルータ。 ９． フレームリレー通信網の仮想接続における通信渋滞を低減する方法であっ て、前記通信網における通信渋滞を検出する工程と、この通信渋滞の検出に応じ て通信網における渋滞状態を軽減するため通信速度を調節する工程とを有してい て、該方法は、更に、２つの端末間の会話によって通話量を整理する工程と、異 なった通話間においてバンド幅の公平な割当を達成するために、各会話の伝送順 序を維持しながら、１つの共 通のリンク上における種々の会話からのパケットを再順序付けする工程とを有す る。 １０．請求項８の方法であって、前記渋滞表示ビットは受け取られたデータ中に 検出される。 １１．請求項９の方法であって、前記通信速度は、通信網が渋滞した場合に、特 定のユーザ要求情報速度にまで減速される。 １２．請求項８の方法であって、更に、送信される通話のタイプを識別する工程 と、異なったタイプの通話間において、前記ユーザ要求情報速度で使用可能なバ ンド幅が公平に割り当てる工程とを有する。 １３．請求項８〜１２のいずれか１の方法であって、前記仮想接続は、固定仮想 接続である。 １４．請求項８の方法であって、各通話におけるパケットが仮にその通話がそれ 自身のリンクを有していた場合に伝送されるであろう時が計算され、伝送順序は 、最も早期な伝送開始時間を有するパケットが最初に送られるように行われる。

───────────────────────────────────────────────────── 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)，ＡＰ(ＫＥ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＺ)，ＡＭ， ＡＴ，ＡＵ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，Ｃ Ｎ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＥ，ＨＵ ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＫ，ＬＴ， ＬＵ，ＬＶ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＮ，ＭＷ，ＮＬ，ＮＯ，Ｎ Ｚ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＩ，ＳＫ ，ＴＪ，ＴＴ，ＵＡ，ＵＳ，ＵＺ，ＶＮ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １． パケット交換通信網において仮想接続を介してデータを送受信するための データリンク・インターフェースであって、通信網における通信渋滞を検出する ための手段と、この通信渋滞の検出に応じて、通信網における渋滞状態を軽減す るため通信速度を調節するための手段を有する。 ２． 請求項１のデータリンク・インターフェースであって、通信網における通 信渋滞を検出するための前記手段は、受け取ったデータ中において渋滞表示ビッ トを検出するための手段である。 ３． 請求項１のデータリンク・インターフェースであって、前記調節手段は、 通信網が渋滞した場合に、通信速度を特定のユーザ要求情報速度に減速する。 ４． 請求項１のデータリンク・インターフェースであって、更に、送信される 通話のタイプを識別するための手段と、異なったタイプの通話間において、前記 ユーザ要求情報速度で使用可能なバンド幅を公平に割り当てる手段とを有する。 ５． 請求項１のデータリンク・インターフェースであって、更に、２つの端末 間の会話によって通話量を整理する手段と、特定の基準によって現在進行中の会 話 間においてバンド幅を公平に割り当てるための手段とを有する。 ６． 請求項１のデータリンク・インターフェースであって、前記割当手段は、 異なった通話間においてバンド幅の公平な割当を達成するために、各会話の伝送 順序を維持しながら、１つの共通のリンク上における種々の会話からのパケット を再順序付けする。 ７． 請求項１のデータリンク・インターフェースであって、前記通信網はフレ ームリレー通信網である。 ８． 請求項１のデータリンク・インターフェースであって、前記仮想接続は、 固定仮想接続である。 ９． 請求項１〜７のいずれか１のフレームリレーデータリンク・インターフェ ースを内蔵したルータ。 １０．フレームリレー通信網の仮想接続における通信渋滞を低減する方法であっ て、前記通信網における通信渋滞を検出する工程と、この通信渋滞の検出に応じ て、通信網における渋滞状態を軽減するため通信速度を調節する工程とを有する 方法。 １１．請求項１０の方法であって、前記渋滞表示ビットは受け取られたデータ中 に検出される。 １２．請求項１０の方法であって、前記通信速度は、通信網が渋滞した場合に、 特定のユーザ要求情報速度に まで減速される。 １３．請求項１０の方法であって、更に、送信される通話のタイプを識別する工 程を有し、異なったタイプの通話間において、前記ユーザ要求情報速度で使用可 能なバンド幅が公平に割り当てられる。 １４．請求項１０の方法であって、更に、２つの端末間の会話によって通話量を 整理する工程と、特定の基準によって現在進行中の会話間においてバンド幅を公 平に割り当てる工程とを有する。 １５．請求項１４の方法であって、異なった通話間においてバンド幅の公平な割 当を達成するために、各会話の伝送順序を維持しながら、１つの共通のリンク上 における種々の会話からのパケットを再順序付けする。 １６．請求項１５の方法であって、複数の送信されるべきフレーム間において、 最も早期の送信時間を有するフレームが最初に送信される。 １７．請求項１０〜１６のいずれか１の方法であって、前記仮想接続は、固定仮 想接続である。