JPS6331245A - 通信ネットワ−ク - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は一般的にはデータ処理及びデータ通信に、より
具体的にはトラフィック負荷が変化する条件下でパケッ
ト交換ローカル・エリア・ネットワーク中のデータ・ス
ループットを維持する技術に関する。

Ｂ、従来技術 ローカル・エリア・ネットワークは、１つのオフィス建
築物又は建築物複合体の境界内で、複数のワークステー
ション端末、周辺装置、クラスタ制御装置又はホスト・
システムの間でデータを伝送するための通信システムで
ある。ノードとは、ローカル・エリア・ネットワークに
接続されそれを使用する機械又は機械の組み合せを言う
。ローカル・エリア・ネットワークのアーキテクチャは
、共通の物理的リンクに多くのノードを取り付ける事を
可能にしている。共有されたアクセス・リンクは、リン
ク・プロトコルにより確立される論理的接続及び電気信
号の伝搬を通じて、任意のノードがリンクの任意の他の
ノードと直接に通信する事を可能にしている。データは
、適当なアドレス指定フィールドが先頭に付いた可変長
の情報フィールドより成るパケットとして伝送される。

共有アクセス・リンクのために、２つの一般的な型の物
理的リンク・ｉ−ポロジーが使われている。即ちリング
及びバスである。リングは、単一の閉路を形成するよう
に＠１方向性の伝送リンクにより接続された一連のノー
ドより成る。リング−Ｌの情報信号はノードからノード
へ伝達され、各ノードを通過する時に再生される。バス
型のリンクは、それに対して全てのノードが取り付けら
れる双方向性の伝送機構を提供する。情報信号は発信元
ノードから双方向にバスの終端部へ向って伝搬する。

リング又はバス共有式のアクセス・リンクの１〜ポロジ
ーは、全ての取り付けられたノードによる伝送媒体への
同時のアクセスを可能にする。従って２つ以上のノード
が同時に伝送を試みる事が可能であり、その結果、信号
間の干渉が生じる。アクセスに関する競合を解決するた
めに、物理的及び論理的制御機構の両者が用いられてい
る。時分割多重化は２つの信号のエネルギーを異なった
時間的期間に分離する。ディジタル情報の時分割多重化
（ＴＤＭ）は同期式ＴＤＭ又は非同期式ＴＤＭが可能で
ある。同期式ＴＤＭは、各ノードが周期的な期間に伝送
媒体に関する帯域の一部を使用する事を許す。非同期式
ＴＤＭは、各ノードが可変長の期間にわたって伝送を行
なう事を許す。データは、データをルーティングするた
めの適当なアドレス情報を含むパケットの形にブロック
化される。各ノードが伝送のためにリンクにアクセスす
るのを調整するために、非同期式ＴＤＭには論理制御機
構が用いられなければならない。

バス・トポロジーの場合、１つのアクセス制御機構はキ
ャリア検出多重アクセス衝突検出（ＣＳＭＡ／ＣＤ）と
呼ばれている。このアクセス方法はＩＥＥＥ標準８０２
．３、”Ｃ８ＭＡ／ＣＤＡｃｃｅｓｓ　Ｍｅｔｈｏｄ　
ａｎｄ　Ｐｈｙｓｉｃａｌ　ＬａｙｅｒＳｐｅｃｉｆｊ
ｃａｔｉｏｎｓ”に記載されている。伝送を開始する前
に、ノードはキャリア（搬送波）信号が存在するか否か
を検出する。というのはそれは他のノードが伝送を行な
っている事を示しているからである。新しい伝送の開始
は、キャリア信号が存在しなくなるまで、ノードにより
遅延される。ノ＝３− 一部の伝送が開始すると、それは衝突が起きているか否
かを検知するため伝送をモニタし続ける。

衝突は伝送された電気信号の歪（これは他の伝送ノード
の存在を示す）により検知される。衝突が生じている場
合、伝送は停止され、ノードは再送を行なう前にランダ
ムな期間待機するか又は事前に定められた期間待機する
。

リング・トポロジー上でパケットを伝送するためのアク
セス方法の１例はトークン・リング多重アクセス（ＴＲ
ＭＡ）方法である。この分散型制御アクセス方法では、
トークンと呼ばれる特定のビット系列が１つのノードか
ら他のノードへ伝達される。ノードがトークンを受は取
ると、それは伝送を開始する事が許される。伝送が終了
すると、トークンは他のノードに渡される。リングの場
合、このトークンは黙示的に、即ちアドレス指定情報な
しに、リング］二の次のノードに渡される。バス・トポ
ロジーでは、特定のノードのアドレス情報を含む明示的
トークンが用いられる。明示的トークン方式は、論理的
リングと言い得るノードの順序を形成する。トークン・
リングの特性はＩ　ＥＥＥプロジェクト８０２０−カル
・エリア・ネットワーク標準、ＩＥＥＥ標準８０２．５
原案、”ＴｏｋｅｎＲｉｎｇ　Ａｃｃｅｓｓ　Ｍｅｔｈ
ｏｄ　ａｎｄ　Ｐｈｙｓｉｃａｌ　ＬａｙｅｒＳｐｅｃ
ｉｆｊ、ｃａｔｉｏｎｓ”、作業原案（１９８４年２月
）に示されている。トークン・リング式ローカル・エリ
ア・ネットワークに関する背景を提供する参考文献は、
Ｎ、　Ｃ，５ｔｒｏｌｅ著、”Ａ　ＬｏｃａｌＣｏｍｍ
ｕｎｊｃａｔｊｏｎ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ｂａ５ｅｄ　ｏ
ｎＩｎｔｅｒｃｏｎｎｅｃｔｅｄ　Ｔｏｋｅｎ　Ａｃｃ
ｅｓｓ　Ｒｉｎｇｓ　：　ＡＴｕｔｏｒｊａｌ”、Ｉ　
Ｂ　Ｍ　Ｊｏｕｒｎａｌ　ｏｆ　Ｒｅ５ｅａｒｃｈ　ａ
ｎｄＤｅｕｅｌｏｐｍｅｎｔ、　Ｖ　ｏ　１　＊　２７
、Ｎｏ、５％Ｓｅｐｔｅｍｂｅｒ　１９８３、ｐｐ、４
８１〜４９６、及びＲ，Ｃ，Ｄｉｘｏｎ他著、”Ａ　Ｔ
ｏｋｅｎ　Ｒｉｎｇ　Ｎｅｔｗｏｒｋｆｏｒ　Ｌｏｃａ
ｌ　Ｄａｔａ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ”、ＩＢ
ＭＳ　ｙ　ｓ　ｔ　ｅ　ｍ　、１　ｏ　ｕ　ｒ　ｎ　ａ
　１、Ｖｏｌ、２２、Ｎｏ５ｌ−２，１９８３、ｐｐ、
４７〜６２である。

複数アクセス・パケット交換ローカル・エリア・ネット
ワークの全てが共通に有する問題点は、ノードによるア
クセスに関する競合を解決するために必要な時間がネッ
トワークの負荷の増加関数になる事である。ネットワー
ク負荷はデユーティ−因子ρによって特徴付けられる。

これは現在の情報フロー率Ｒ（ビット毎秒）を最大容量
の情報フロー率Ｒ８（ビット毎秒）で割った比である帯
域利用効率としても知られている。情報フロー率又はデ
ユーティ−因子が増加すると共に、ノードが通信媒体に
アクセスしパケットを伝送するのに成功するための平均
待機時間であるバケツ１へ遅延時間Ｔが増加する。性能
の低下とネットワーク負荷の増加との間の関係はアクセ
ス方法の型に応じて変化するが、複数アクセス通信リン
ク」−のパケット伝送のための全てのアクセス方法は、
この動作特性の劣化をこうむる。過大負荷の条件が増加
し続けると、ネットワークは不安定になり、多くのノー
ドは長時間にわたって、通信媒体へアクセスする事が不
可能になる。

ネットワークの負荷から生じる不安定性を減少させるた
めに適応的な制御方法を提供する試みが従来技術で行な
われている。下記の参考文献はＣ８ＭＡ／ＣＤアクセス
方法に関する適応的制御手続きを開示しており、再伝送
のためのランダムな待機時間がネットワーク負荷の関数
として変化するものである。

］、　、　Ｆ、Ａ、Ｔｏｂａｇｉ　ａｎｄ　Ｌ、に１ｅ
ｉｎｒｏｃｋ　、　”ＰａｃｋｅｔＳｗｊｔｃｈｉｎｇ
　ｉｎ　Ｒａｄｉｏ　Ｃｈａｎｎｅｌｓ：　Ｐａｒｔ　
ＴＶ＋５ｔａｂｉｌｉｔｙ　Ｃｏｎ５．Ｌｄｅｒａｔｉ
ｏｎｓ　ａｎｄ　ＤｙｎａｍｉｃＣｏｎｔｒｏ］、　ｉ
ｎ　Ｃａｒｒｊｅｒ　５ｅｎｓｅ　Ｍｕｌｔｉｐｌｅ　
Ａｃｃｅｓｓ。

“工ＩＥＥｒ！　Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏｎ則ｏ
ｍｍｕｎｉｃａｔｊｏｎｓ、Ｖｏｌ　。

Ｃ０Ｍ−２５，ｐｐ、１４００−１．４１６．Ｄｅｃｅ
ｍｂｅｒ　１９７５゜２　、　Ｓ、Ｓ、Ｉ、ａｍ、”Ａ
　Ｃａｒｒｉｅｒ　５ｅｎｓｅ　Ｍｕｌｔｉｐｌｅ　Ａ
ｃｃｅｓｓＰｒｏｔｏｃｏｌ、　ｆｏｒ　Ｌｏｃａｌ　
Ｎｅｔｗｏｒｋｓ、”Ｃｏｍｐｕｔｅｒ％ｅｔｗｏｒｊ
＜ｓ、Ｖｏｌ、４．ｐｐ、２１−３２．Ｊａｎｕａｒｙ
−Ｆｅｂｒｕａｒｙ。

＋９８０゜ ３゜Ｆ、Ｔｏｂａｇｊ、　ａｎｄ　Ｖ、ｌ１ｕｎｔ、”
ＰｅｒｆｏｒｍａｎｃｅＡｎａｌｙｓｊｓ　ｏｆ　Ｃａ
ｒｒｉｅｒ　５ｅｎｓｅ　ＭｕｌｔｉｐｌｅＡｃｃｅｓ
ｓ　ｗｊｔｈ　Ｃｏ１１ｉｓｊ、ｏｎ　Ｄｅｔｅｃｔｉ
ｏｎ。

”ｑ、ｏｍｐｕｔｅｒ　Ｎｅｔｗｏｒｋｓ、Ｖｏｌ、、
４．ｐｐ、２４５−２５９゜Ｏｃｔｏｂｅｒ−Ｎｏｖｅ
ｍｂｅｒ　］、＋９８０４　、１．Ｒｕｂｉｎ、”５ｙ
ｎｃｈｒｏｎｏｕｓ　ａｎｄ　Ｃａｒｒｉｅｒ　５ｅｎ
ｓｅ＝７− Ａｓｙｎｃｈｒｏｎｏｕｓ　　Ｄｙｎａｍｉｃ　Ｇｒｏ
ｕｐ　Ｒａｎｄｏｍ　　ＡｃｃｅｓｓＳｃｈｅｍｅｓ　
　ｆｏｒ　　Ｍｕｌｔｉｐｌｅ　　ＡｃｃｅｓｓＣｏｍ
ｍｕｎｉｃａｔｊｏｎｓ、”ＴＥ［ＥＥ　　ＴｒａｎＳ
ａｃｔｊｏｎｓ　　ｏｎＣｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ
、Ｖｏｌ、Ｃ０Ｍ−３１，ｐｐ、１０６３−１０７７゜
Ｓｅｐｔｅｍｂｅｒ　　１９８３゜ ５　、Ｊ、Ｓ、Ｍｅｄｊｔｃｈ　ａｎｄ　Ｃ，Ｔ、Ａ、
Ｌｅａ、“５ｔａｂｊｌｊｔｙ　ａｎｄＯｐｔｉｍｉｚ
ａｔｉｏｎ　ｏｆ　ｔｈｅ　Ｃ３ＭＡ　　ａｎｄ　Ｃ８
ＭＡ／ＣＤＣｈａｎｎｅｌｓ、”ＩＥＥＥ　　Ｔｒａｎ
ｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏｎに）煕１興り−ｏｎ、ｓ、Ｖｏ
１．．Ｃ０Ｍ−３１．、ｐｐ、７６３−７７４゜Ｊｕｎ
ｅ　　１９８３・ ローカル・エリア・ネットワークに関する性能特性の別
の説明が下記の文献に見い出される。

６　、　Ｗ、Ｂｕｘ、“Ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ　ｌ５
ｓｕｅｓ　ｊｎ　Ｌｏｃａｌ　ＡｒｅａＮｅｔｔｉｏｒ
ｋｓ、”Ｔ−Ｒ１＋ｊ　５２ｓｔｅ、ｇｓし７　ｏ　ｔ
ｔ　ｒ　ｎ　ａよ、Ｖｏｌ、、２３．Ｎｏ。

４．１９８４゜ ７　、　Ｍｉｃｈａｅｌ　Ｊ、Ｆｊｒｇｕｓｏｎ、ａｎ
ｄ　Ｙｅｈｕｄａ　Ｊ。

Ａｍ１ｎｅｔｚａｈ、“Ｅｘａｃｔ　Ｒａ５ｕ１．ｔｓ
　ｆｏｒＮｏｎｓｙｍｍｅｔｒｊｃ　Ｔｏｋｅｎ　Ｒｊ
ｎｇ　Ｓｙｓｔｅｍｓ、”工ＥＥ、ＥＴｒａｎｓａｃｔ
ｉｏｎｓ　ｏｎ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ、Ｖｏ
ｌ、Ｃ０Ｍ−３３、Ｎｏ、３．Ｍａｒｃｈ　１９８５゜
８　、　Ｗ、Ｂｏｘ、”Ｉ＋ｏｃａ］、−Ａｒｅａ　Ｓ
ｕｂｎｅｔｗｏｒｋｓ；ＡＰｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ　Ｃ
ｏｍｐａｒｉｓｏｎ、”ＩＥＥＥＴｒａｎｓａｃｔｉｏ
！Ｉｓ　ｏｐ　ＣｏｍｍｕｒＢ↓９姑１９ｎｓ、Ｖｏｌ
、Ｃ０Ｍ−９゜Ｎｏ、１０，０ｃｔｏｂｅｒ　　１．９
８１゜Ｃ０発明が解決しようとする問題点 この方式に伴なう問題点は、この従来技術の効果が、ネ
ットワークの安定性を維持するために他のノードにおけ
るトラフィックを収容しながらあるノードにおけるトラ
フィックを低下又は減少させる事であるので、ネットワ
ークのトラフィックを一定の値に維持する試みが存在し
ない事である。

これはネットワークに関する全体的なデータ・スループ
ッ１−を大幅に減少させる。というのは、伝送すべき情
報の発信元に対して、ローカル・エリア・ネットワーク
上に伝送すべき情報の供給の速度を減少させるように知
らせる信号をそれらに伝えなければならないからである
。

従って本発明の目的はローカル・エリア・ネットワーク
−Ｌの過負荷の影響を減少させる改良された技術を提供
する事である。

１つ０問題点を解決するための手段 −１−記の目的は以下開示される適応的パケット長トラ
フィック制御方法及び装置により達成される。

本発明は多重アクセス通信媒体に接続された複数のノー
ドを有するローカル・エリア通信ネッ１へワークに応用
できる。各ノードは通信媒体に対して排他的アクセスを
得るためにアクセス方法を実行し、その後アクセスを取
得したノードは媒体に情報のパケットを伝送する。本発
明は適応的バケツ１へ長の装置及びその動作方法に係る
が、これはノードの各々に分散させても、又中央集権的
制御を行なってもよい。適応的パケッ１へ長の装置及び
方法は、各ノードが媒体へのアクセスを取得するための
平均遅延を最小化する。

適応パケット長装置は、バケツ１〜のパケット長と通信
媒体中の情報フロー率との間の関数関係を表現するプロ
グラム命令を記憶するための、書込み可能ランダム・ア
クセス・メモリ又は読取専用メモリの形の記憶手段を含
む。記憶手段中に記憶された関数関係の形は、バケツ１
へ長と情報フロー率とを関係付ける算術式でも又パケッ
ト長を情報フロー率に関係付ける対応する値のテーブル
でもよい。関数関係はバケツ１〜長と対応する情報フロ
ー率とを関係付けるが、これはノードが媒体に対するア
クセスを取得する時の平均遅延の最小値に対応する。

適応的パケット長装置はさらに、通信媒体に結合され、
媒体中の平均情報フロー率を測定するための測定手段を
含む。各ノードには、伝送されるべき情報の発信源及び
通信媒体に結合されたバッファ手段が含まれる。バッフ
ァ手段は媒体を経て伝送する前に発信源からの情報のブ
ロックを一時的に記憶する。

適応的パケット長装置はさらに、記憶手段、測定手段及
びバッファ手段に接続された計算手段を含む。計算手段
は測定手段から平均情報フロー率の測定値を受は取る。

次に計算手段は記憶手段から得たプログラム命令を実行
し、測定値に対して演算処理を行なってパケット長の値
を計算する。

次に計算手段は、バッファ手段中の情報のプロツー１１
＝ りのサブ・ブロックにアクセスする。これはＮ１算手段
によって計算された結果のパケット長の値にほぼ等しい
長さを有する。次にバッファ手段はアクセスされた情報
のサブ・ブロックを伝送するため出力する。伝送される
情報のパケットの結果的な長さは、通信媒体中の現在の
情報フロー率の測定値に応答して制御される。

ノードが通信媒体へアクセスする際の平均遅延を最小化
するために、本発明によれば媒体中の情報フロー率の増
加に応答してパケット長が増加される。情報のバケツ１
への長さの増加は、ノードが実際の情報の伝送により多
くのサービスを行ない、それに対応して媒体にアクセス
するための競合解決プロセスに消費されるサービスをよ
り少なくする事を可能にする。負荷の増加した条件の下
で実行される時、本発明の動作はスループットの増加と
ネットワークの安定性の保持を生じる。バケツ１−の長
さを増加させる事はネットワークに関する全体的な情報
スループットを殆んど減少させない。

本発明の動作はローカル・エリア・ネットワークのプロ
トコルに独立である。

本発明の動作方法は、ネットワーク」二のパケットのＱ
ｌ均長が、ネットワーク上の測定された情報フロー率の
関数であり、そのパケット長が、ネットワークにアクセ
スするための平均遅延の最小値に対応するような関係を
課する。この関数関係に従ってパケット長を適応的に制
御する事により、負荷の増加の条件に直面しても情報ス
ループット及びネットワークの安定性が保持される。本
発明の動作方法は通信セツションに先き立ってパケット
長とフロー率との関係を記憶するステップを含む。次に
通信セツション中に、通信媒体に関して現在の平均フロ
ー率が測定される。情報がノードによって伝送される時
、そのノードのバッファは伝送される情報のブロックを
記憶している。次に、フロー率の測定値に演算を行なう
事により、バケツ１へ長とフロー率との関数関係が現在
のパケット長を計算するのに使われる。次に、計算され
たバケツ１〜長の情報のサブ・ブロックが、バッファさ
れた情報のブロックからアクセスされ、ノードから媒体
へ伝送される。さらに別のサブ・ブロックにアクセスし
それらのサブ・ブロックを伝送する動作は、そのノード
により伝送される事が望まれる全ての情報が伝送される
まで反復される。この方法はローカル・エリア・ネジ１
−ワーク中の各ノードで分散方式で行なってもよく、又
中央のロケーションで行ない、各伝送動作を行なうよう
に各ノートに制御信号を送ってもよい。

Ｅ、実施例 第１図に示す１〜−クン・リング多重アクセス・ローカ
ル・エリア・ネットワークを別に取って本発明を説明す
る。しかし、本発明はバス・１〜ポロジー及びリング・
１−ポロジーの両者を含む多様なローカル・エリア・ネ
ットワークに適用可能であり、ネットワークに関する性
能特性が第２図の性能ダイヤグラムに示した「カスプ」
的挙動と同形である限り、特定のアクセス方法又はプロ
１ヘフルに限定されない。第２図は、ある範囲のネット
ワーク負荷値にわたって、最小のアクセス遅延時間Ｔを
有するようにバケツ１〜長（Ｌｐ）をフロー率（Ｒ）に
関係付けるグラフである。第２図のグラフの縦座標は、
アクセス遅延時間又はパケット遅延Ｔを、リング又はケ
ーブルの全長にわたる伝搬遅延で割った比である。第２
図のグラフの横座標は最大容量の情報フロー率Ｒ８に、
リングの長さにわたる全信号伝搬時間を掛け、パケット
長■、Ｐで割ったものである。別々の曲線は４つの異な
ったデユーティ因子（デユーティ因子）は現在の情報フ
ロー率Ｒを最大容量の情報フロー率Ｒ８で割った比であ
る）に関して描いたものである。第２図においてデユー
ティ因子ρのいくつかの値は０゜５から０．８にわたっ
ている。一定値のデユーティ因子を有する各曲線毎に、
パケット長ｒ、　ｐのある値に対応する、アクセス遅延
時間Ｔに関する最小値が存在する。この「カスプ」形の
曲線は、ネジ１〜ワークに本発明を適用するために必要
なネツ１へワーク特性である。１〜−クン・リング多重
アクセス・ネッ１へワーク、Ｃ８ＭＡ、／ＣＤネットワ
ーク、及び多くの他のネットワーク・アクセス・プロト
コルはこの特性に適合し、従ってここで開示する本発明
の動作が適用される。

本発明によれば、第１図のリング２０上の各ノードはリ
ング・アダプタ２２、性能適応制御装置２４及びホスト
２６又はワークステーション２８等の利用装置より成っ
ている。ここで開示される発明は性能適応制御装置２４
にある。そのアーキテクチャは第４図に詳細に示される
。性能適応制御装置２４は、リング２０」二の測定され
た情報フロー率Ｒに応答して、リング・アダプタ２２か
らリング２０へそのノードによって伝送される情報のパ
ケットの大きさを適応的に制御する。性能適応制御装置
２４は、第２図に示した曲線に基く関数関係を利用する
。従って測定された情報フロー率Ｒに対応して、平均ア
クセス遅延時間Ｔに関して最小値を有するように、パケ
ット長Ｌ　ｐが性能適応制御装置２４によって選択され
る。第５図の流れ図は性能適応制御装置２４の動作を説
明している。

性能適応制御装置２４は第４図に示すようにリング・ア
ダプタ２２によってリング２０に接続される。リング取
り付は機能３０はリング２０に接続されたシリアル入力
３２及びシリアル出力３４を有する。リング取付は機能
３０はリング・プロ）ヘコル管理装置３６に接続される
。リング・プロ１−コル管理装置３６は制御プロセッサ
５２及びＲＡＭ４４に接続される。制御プロセッサ５２
は、信号線７６により性能適応制御装置２４中のシリア
ル・ビット・ジー１へ・レジスタ７４に接続される。リ
ング・アダプタ２２のＲＡＭ４４は信号線６２により性
能適応制御装置２４のＰＡＣバス６０に接続される。リ
ング・アダプタ２２は米国特許第４．５０７．７７７号
に説明されている。リング・アダプタは１ヘークン・リ
ング多重アクセス・プロ１−コルを使用するリング２０
上のデータをノードが受は取り且つディスパッチする事
を可能にする。リング取り付は機能３０は変調及び復調
を含む、データに対する電気信号変換を行ない、シリア
ルなリング・データからタイミング信号を抽出し、その
タイミング信号を用いてシリアル・リング出力線３４上
へ送られるデータを同期化する。

リング取り付は機能３０は、リング２０から情報を受は
取り送信する送信器及び受信器を含んでいる。リング・
プロトコル管理装置３６は、データの符号化及び復号、
トークン・プロトコルの取り扱い、区切り記号の発生及
び検出、ＣＲＣの発生及び検査、アドレスのデコード等
のピッ１へ及びバイト・レベルの機能を実行する。ノー
ドが伝送シーケンス中にない時は、リング・プロトコル
管理装置３６は、信号線３２」二のシリアルな受信デー
タ入力を信号線３４上のシリアルな送信データ出力とし
てリング２０に送出する。所定の形式のメツセージ・フ
レームがＲＡＭ４４中に与えられ、そして送信コマンド
かり、えられると、リング・プロトコル管理装置３６は
、それが送信する許可を有する事を示す適当なトークン
のビット系列を探すためリング２０をモニタする。デー
タ・フレームの送信後、リング・プロ１〜コル管理装置
３６は、リングを１周してきた送信バケツ１−を受信し
、リングからフレー１１を除去し、１−−クンをリング
２０に戻す。

本発明によれば、リング・アダプタ２２中の制御プロセ
ッサ５２は、リング２０上を流れる情報トラフィックに
関して現在の、測定されたシリアルなビット転送速度（
Ｒ）を提供するようにプログラムする事が可能であり、
性能適応制御装置２４中のシリアル・ビット転送速度レ
ジスタ７４に信号線７６を経て値Ｒを周期的に供給する
事ができる。１−−クン・リング多重アクセス・プロト
コルに関するフォーマットは第３図に示されている。

ここで全体的フレーム・フォーマットが、１５バイトの
物理ヘッダ・それに続く可変長のデータ・フィールド、
その後の６バイトの物理トレーラ−を含む事が示されて
いる。可変長のデータ・フィールドは、情報データ・ト
ラフィックに加えて、上位レベルの制御機能のためのデ
ータ・リンク制御情報を含む事ができる。リング・アダ
プタ２２中の制御プロセッサ５２は第３図に示されてい
るメツセージ・フレームをＲＡＭ４４中に構成し、それ
が送信制御コマンドを発行する時、リング・プロトコル
管理装置がリング取付機能３０を経てリング２０へその
フレームを送信するようにさせる。リング・アダプタ２
２中のＲＡＭ４４は、性能適応制御（ｒ）Ａ、　Ｃ）バ
ス６０に接続された信号線６２を経て性能適応制御装置
２４から可変長データを受は取る。これはノードからリ
ング２０−、Ｉ―ヘシリアル出力線３４を経て送信する
ための情報である。リング２０からシリアル入力線３２
を経て受信された情報は、ＲＡＭ４４及び信号線６２を
経て性能適応制御装置２４のＰＡＣバス６０に転送され
る。

性能適応制御装置２４は第４図に示すようにリング・ア
ダプタ２２とワークステーション２８との間に接続され
る。本発明によれば、性能適応制御装置２４は、信号線
６２を経てリング・アダプタ２２へ転送されるデータの
サブ・ブロック（これは第３図の全体的フレーム・フォ
ーマツ１へ中のｎ（変長データ・フィール１（を形成す
る）の大きさを制御する事によってパケット長Ｌ　ｐを
適応的に制御する。性能適応制御装置２４は、書込み可
能ランダｌトアクセス・メモリ（ＲＡＭ）あるいはＲＯ
Ｍのいずれでもよいが、制御記憶装置７２を含んでいる
。良好な実施例において、ＲＡＭ及びＲＯＭの両者が制
御記憶７２を構成し、それらは同じアドレス空間を共有
する。制御記憶７２は、ノードがリング２０に対するア
クセスを得るための平均遅延Ｔの最小値に対応する、パ
ケット長Ｌｐとリング２０」二の情報フロー率Ｒとの関
数関係を表わすプログラム命令を記憶している。この関
数関係は第２図の特性曲線により表わされる。制御記憶
７２に記憶された関数関係の形は、パケット長を情報フ
ロー率に関係付ける算術式でもよい。

又、制御記憶７２に記憶された関数関係の形は、パケッ
ト長長を情報フロー率に関係付ける対応値のテーブルで
もよい。制御記憶７２は第４図に示すようにＰＡＣバス
６０に接続される。

又、性能適応制御装置２４は、リング・アダプタ２２か
ら信号線７６を経てＲの値を受は取り、それをＰＡＣバ
ス６０を経由するアクセスのためにバッファするシリア
ル・ピッ１ル転送速度（Ｒ）レジスタ７４も含んでいる
。また性能適応制御装置２４は、リング・アダプタ２２
からの信号線６２にＰＡＣバス６０を経て接続されてい
るＲ　Ａ、　Ｍデータ・バッファ６８も含んでいる。Ｒ
Ａ、　Ｍデータ・バッファ６８はＰＡＣバス６０を経て
インタフェース論理６６にも接続され、さらにインタフ
ェース論理６６は信号線６４によりワークステーション
２８の入力／出力（Ｉｌｏ）／＜ス８０に接続される。

ＲＡ　Ｍデータ・バッファ６８は、リング２０に送信す
るためにリング・アダプタ２２１１のＲＡＭ４４に、情
報のバッファされたブロックのサブ・ブロックを供給す
る前に、ワークステーション２８からの情報のブロック
を一時的に記憶する。

性能適応制御装置２４は、さらにＰ　Ａ、　Ｃバス６０
に接続されたＰＡＣプロセッサ７０を含んでいる。プロ
セッサ７０は、モトローラ６８０００マイクロプロセツ
サ等のプログラム記憶式マイクロプロセッサでもよい。

それは性能適応制御装置２４に関してここで述べる種々
の動作を遂行するために制御記憶７２中に記憶された命
令にアクセスしそれを実行する。本発明によれば、プロ
セッサ７０はレジスタ７４から、現在の測定された情報
フロー率Ｒにアクセスし、測定値Ｒに対して演算を行な
ってパケット長Ｌｐを計算するために制御記憶７２中に
記憶されたプログラム命令を実行する。さらに制御記憶
７２からの命令の実行に応答して、プロセッサ７０は、
計算された長さＬｐに等しい長さを有する、ＲＡＭデー
タ・バッファ６８中の情報のブロックのサブ・ブロック
にアクセスする。長さＬＰのこのサブ・ブロックは信号
線６２を経てＲＡＭ４４に転送され、第３図に示す全体
的フレーム・フォーマツ１への可変長データ・フィール
ドを形成する。次に、リング・アダプタ２２中の制御プ
ロセッサ５２が、長さＬＰのサブ・ブロックに１５バイ
トの物理ヘッダ及び６バイトの物理トレーラ−を付加し
、完成したフレームはリング・アダプタ２２によってシ
リアル出力線３４からリング２０へ出力される。

ワークステーション２８は１８Ｍパーソナル・コンピュ
ータ等のスタンドアローンのデータ・プロセッサでもよ
い。ワークステーション２８は、ＲＡＭ８２、ＲＯＭ８
４、ＣＰ　Ｕ　８６、キーボード８８、ディスプレイ９
０及び他のＴ１０装置９２に接続されたＩ１０バスを含
んでいる。性能適応制御装置２４及びリング・アダプタ
２２は、１８Ｍパーソナル・コンピュータのＩ１０バス
８０上のアダプタ・スロットの１つに物理的にプラグ・
インするアダプタ・カードとして物理的に実施できる。

インタフェース論理６６はワークステーション２８に割
込み信号を出力する事ができ、１−９８５年８月２９日
米国特許出願第７００５４１号に記載された方式で動作
できる。

本発明の動作は第５図に示した性能適応制御装置２４の
動作の流れ図を参考するとよりよく理解できる。ステッ
プ１００は開始点であり、その後のステップ１０２でパ
ケット長Ｌｐとフロー率Ｒとの間の関数関係下が制御記
憶７２中に記憶される。これは制御記憶７２のＲＯＭ部
分の製造時に行なう事ができる。この代りに、このステ
ップは初期プログラム・ロード時に制御記憶７２のＲＡ
Ｍ部分にロードする事で行なってもよい。次にステップ
１０４では、性能適応制御装置２４が、ワークステーシ
ョン２８からリング２０に送信されるデータを待機する
。ステップ１０６では、リング・アダプタ２２が、リン
グ２０中の情報の現在の平均フロー率を表わす、信号線
７６上の測定値Ｒを供給する。次にステップ１０８では
、ノードによって送信すべき情報のブロックがワークス
テーション２８から受は取られ、バッファ６８に一時的
に記憶される。ステップ１１０では、ＰＡＣプロセッサ
７０が、関数Ｆを用いて、測定フロー率Ｒから現在のパ
ケット長ＬＰを計算する。ステップ】１２では、プロセ
ッサ７０が、ＲＡＭデータ・バッファ６８中の情報のバ
ッファされたブロックから長さＬＰのデータのサブ・ブ
ロックにアクセスする。次にステップ１１４では、情報
のサブ・ブロックが、リング２０に伝送するために信号
線６２を経てリング・アダプタ２２に転送される。ステ
ップ１１−６では、送信しなければならないデータのサ
ブ・ブロックがそれ以上存在するか否かが判定される。

もし答がＹＥＳであれば、制御はステップ１１２に移り
、さらに別のサブ・ブロックがバッファ６８からアクセ
スされる。もしステップ１１６の答がＮｏであれば、制
御はステップ１０４に移り、そこで性能適応制御装置２
４はワークステーション２８からリング２０に送信すべ
き別の情報のブロックを待機する。

第６図は、ＲＡＭ６８中のデータ・ブロックが、長さＬ
ｐが現在の測定された情報フロー率Ｒの関数であるよう
なサブ・ブロックに分割される例を示している。第６図
の（Ａ）では、ＲＡＭ６８中１０２４バイトのブロック
をＲ己憶している。０゜５のデユーティ因子に対応する
、低いネットワーク負荷に応答して、プロセッサ７０は
ＲＡＭ６８中のデータ・ブロックを各々２５６バイトの
４個のサブ・ブロックに分割する。２番目の例として、
第６図の（Ｂ）では、０．６のデユーティ因子を有する
中程度のネットワーク負荷に応答して、プロセッサ７０
はＲＡＭ６８中のデータ・ブロックをほぼ各々３４２バ
イ１〜の３個のサブ・ブロックに分割する。３番目の例
として第６図の（Ｃ）では、０．７のデユーティ因子を
有する高いネットワーク負荷に応答して、プロセッサ７
０け、ＲＡＭ６８中のデータ・ブロックを各々５１２バ
イトの２個のサブ・ブロックに分割する。

本発明の実施例の動作は、第２図に示す一般的な性能特
性及び第７図の流れ図を参照すると、最も良く説明でき
る。本発明は、発明者によって発見された、第２図に示
される最適性能特性に基いている。これらの機能は、Ｃ
８ＭＡ／ＣＤ、トークン・リング多重アクセス（ＴＲＭ
Ａ）　、仮想トークン多重アクセス（Ｖ　Ｔ　Ｍ　Ａ、
　）等のローカル・エリア・ネッ１−ワーク（ＬＡＮ）
媒体アクセス・プロｌ−コルを特徴付ける。性能特性Ｎ
（ρ、α）は、第２図に示すように電気ケーブルの長さ
τに関して正規化したパケット遅延計量Ｔ（ρ、α）で
ある。パラメータρは、ケーブル・トラフィックＲ（Ｂ
ＰＳ）とケーブル容量Ｒ６（ＢＰＳ）との比である周知
の帯域利用効率であり、パラメータαは、ＬＰをビット
単位によるバケツ１−のサイズであるとすると、ケーブ
ル長τとパケット長■。

ｐ　／　Ｒｏの比である。ケーブル長τはネットワーク
の幾何学的形状に依存するので、それを固定したものと
仮定する事ができる。従って第２図でＮ（ρ、α）はパ
ケット遅延Ｔ（ρ、α）に直接比例している。また、ネ
ットワークの動作点が最適の安定領域に移動するために
、システム設計パラメータαは、ネットワーク利用効率
の増加と共に、減少（即ちパケット・サイズは増加）し
なければならない。本発明は全ての値のρに適用可能で
あるが、高い利用効率（即ち０．７≦ρ≦０．９）の領
域が特に興味深い。そこでは安定領域が非常に狭く、負
荷の小さな変動が不安定なネットワーク動作の原因にな
る。第２図に示した特性は、均一な端末の集合によ′っ
て１−ラフイックが生成されている事を仮定しているが
、特性の「カスプ状」の形状はＬ　Ａ　Ｎのトラフィッ
クが不均一であっても存在する。グ、えられたネットワ
ーク負荷に関して、均一なトラフィックの場合のＬＡＭ
の性能は、他のトラフィックの混合物に対する上限であ
る。従って、本発明は、ファイル・サーバ・トラフィッ
クが均一な１〜ラフイツクと混合している場合にも適用
可能である。ρの各々の値に関して、本発明は常に、安
定領域で、最高のパケット・レートλで動作しようとす
る。パケット・レートλは次式％式％ 高い利用効率から低い値へ最適動作点が移動すると共に
、パケット・レートは増加する。反対の方向に動作点が
移動すると、パケット・レートが減少する。Ｌ　Ａ　Ｎ
はパケット交換ネットワークであり、パケット交換ネッ
トワークにおいて、目的はネットワークの現在の状態が
許す限りの高いパケット・レートで伝送を行なう事であ
る。ネットワーク負荷が増加する時にパケット・レート
を減少させる唯一の理由は、ネットワークが過負荷状態
にならないようにする事である。

負荷の変化にネットワークが適応する事を本発明がいか
にして可能にするかを示すために第２図を参照する。最
初ネットワークは最適の安定状態（ρ１１ｉ＝０．５；
αｉ＝０．４６）にあると仮定する。パケット遅延は１
゛（ρ＊ｊ、αｊ）＝］Ｏτである。ネットワーク上の
トラフィックρ＊は、計量Ｔ（ρ＊ｉ、αｊ）として連
続的にモニタされる。

１〜ラフイツク負荷が新しい状態ρ＊＝Ｑ、６に還移し
、遷移状態αｊの計量はＴ（ρ傘、αｉ）＝］８τであ
ると仮定する。ｎＩ量の差△Ｔｉは次の通りである。

ΔＴｉ＝１８τ−１０τ＝８τ　　　　（２）ここで、
変化△Ｔｉは適応プロセスと開始するのに充分であると
仮定する。この時トラフィック負荷はρ＊ｉ＋１＝０．
６である。この負荷の値に関して、本発明は、遅延計量
Ｔ（ρ翳や０．α）が最小になる新しい安定状態に関す
るαの値を計算する。即ちα＝α１＋１　　：０．３で
ある。この時、αをαｉ＝０．４６からα＝０．３に減
少させるように、測定が行なわれたノードのネットワー
ク・インタフェース・アダプタに制御信号が送られる。

ＬＡＮ中の各ノードは同一の適応制御方法を使用し、従
って同じ安定状態へ還移し、分散型のモニタ及び制御が
生じる。パラメータαは次式によってバケツ１〜・サイ
ズＴ、ｐに関係付けられる。

従って、新しい動作点において新しい動作状態に還移す
るために、ネットワークのバケツ１−・サイズは５０％
増加する。例えば式（５）のパケット・サイズがＬｐ（
ｉ）＝＝１２８バイトであれば、新しいパケット・サイ
ズはＬ　ｐ　（ｉ、　＋　１　）　＝　１９２バイトで
ある。もしパケット負荷ρ拳が増加すると、適応プロセ
スは上方及び左へ還移し、負荷が減少すれば、適応プロ
セスは下方及び右へ還移する。

初期状態（ρ拳、αｉ）及び最終状態（ρ−１十１、α
ｊ＋１）におけるネットワークのパケット・レートは式
（１）から、次の通りである。

τ　　　　　　　　　　　　　　　τ　　　　　　　　
　　　　　　τ（６ａ） ρｊ＋１・αｊ＋１ λｉ＋１＝□ τ 従って、より高い状態へ移動する時に行なわれるパケッ
ト・レートの減少パーセンテージは、ネットワークがほ
ぼ不安定な動作点から安定点へ移る事を可能にするため
に、２２％のパケット・レートの減少が必要である。

プロセスをより明確に示すために（ρ＊ｊ＋２＝Ｏ，’
７；αｉ＋２＝０．２）から（ρ傘ｉ＋３＝０．８；α
ｉ　＋３＝０．１）へのより高い利用効率への還移を調
べてみる。この場合は、式（４）から これはパケット・サイズを２倍にする事を要求している
。この新しいパケット・サイズはバケツ１へ・レートを
次の大きさだけ減少させる。

λｊ＋３　　ρｉ＋３・αｉ＋３　０．８Ｘ０．１λｉ
＋２　　ρｉ＋２・αｉ＋２　０．７Ｘ０．２＝０．５
７　　　　　　　　　　　（９）還移プロセスにおいて
、パケット・レートはその以前の値の５７％に減少され
なければならない。

もちろん、ネットワークの遷移が下向きであればパケッ
ト・レートは増加する。

第７図は適応プロセスをより詳細に述べるために使われ
る流れ図である。

ノードのリング・アダプタ２２は、ネットワークがある
パケット・サイズＬｐ　（ｉ）で動作する状態（ρ＊、
αｉ）にある時、ステップ２００で、正規化されたトラ
フィックρ＊＝Ｒ孝／Ｒ０（但しＲ＊はリング２０上の
測定されたビット・レー１−）を測定する。プロセッサ
７０はステップ２０４でパケット遅延Ｔ（ρ＊、αｉ）
を計算し、次にステップ２１−２に示すように差計量Δ
Ｔｊを計算する。差計量の１−成分子（ρ中、αｊ）は
現在の安定状態を計算する計算機機能（第７図の流れ図
のステップ２０４）により与えられる。差計量（△Ｔｉ
）の絶対値はステップ２１６でしきい値Δ゛ｒＯ１と比
較される。△Ｔｏｉの値はステップ２１４で現在の安定
状態（ρ＊ｉ、αｉ）の関数として計算される。もし１
△Ｔｉｌ≧△１゛Ｏｊであれば、ネットワークはステッ
プ２１８で新しい遷移状態（ρ＊　ｊ十、１．　、α）
（ここでρ＊＝ρ＊ｊ＋１）に適応しなければならない
。もしそうでなければネッ１−ワークには変化が生じず
、測定プロセスはステップ２２０に続く。しきい値パラ
メータ△Ｔｏｉは現在の安定状態の関数であり、新しい
状態へのプロセスの遷移と共に変化する。第２図は、し
きい値が同様に適応的である理由を示している。

ネットワークがより高い利用度へ還移する時、変化△Ｔ
ｉは利用度の同じ差、例えば△ρ＝０．１に関してより
大きく且つ急激になる事に注意されたい。ΔＴｉにより
大きな変動を含む、より広い窓△Ｔ　ｏ　ｊを開く事に
よって、遷移をより迅速に且つおそらくインテグレーシ
ョン（スムージング）時間を増加させる事なく還移を検
出すると期待できる。しきい値を状態（ρ１１１、αｊ
）の関数として適用する事は本発明の実施例の重要な部
分である。

遷移状態（ρ＊ｉ＋１．α）において、プロセッサ７０
は、計量が最小になるαの値、即ちα＝αｊ＋１を見い
出す。このαの値は次にステップ２２２で、新しく測定
される状態（ρ＊、αｉ＋１）にフィールドバックさせ
る。またこの時、新しい計量Ｔ（ρ＊ｉ＋１．αｉ　＋
１−　）は現在の計量゛ｌ゛（ρ＊、αｊ＋１）を最小
値と比較するための新しい基準になる。また値α＝αｉ
＋１はプロセッサ７０によりバケツ１〜・サイズをＬｐ
（ｉ）からＴ、ｐ（ｉ＋１）へ制御するためにも使われ
る。

この新しいパケット・サイズを用いて、ネットワークは
徐々に最適の動作点へ還移する。

本発明はＬ　Ａ　Ｎ上のトラフィックが均一でない＝３
５− 重要な場合、即ちトラフィックの変化がファイル転送に
よって生じる時に適用できる。均一・な１ヘラフイツク
に関する性能特性は第８図に示すように、ネットワーク
利用効率ρの任意の値に関して不均一な１ヘラフイツク
の場合の上限を与えている。第８図から明らかなように
、均一なｉ−ラフイックを仮定した適応アルゴリズムは
常に不均一な場合にも適切に機能し、依然として最適に
非常に近い。

第８図に示す見かけの「軌跡」は以前と同じ方法を用い
て計算される（第７図参照）。しかしながら、不均一な
トラフィックに関する真の動作点は、図示したものの少
し下方にあるが、全ての実用的な目的にとってαの真の
最小値であるとしてよい。

分散型の適応制御方法を説明してきたが、本発明は中央
集中制御と共に容易に用いる事ができる。

中央集中制御方式において、ファイルを転送する準備の
できた端末はネットワーク・マネジャーにその事を知ら
せ、且つファイル・サイズ及び転送速度を指定する。ネ
ットワーク・マネジャーは第７図に示した方法を用いて
、Ｔ（ρ＊ｉ、αｊ）を最小化するαの値を見つけ、次
に各ノードにパケット・サイズ制御パラメータαｉを送
信する。

ネットワーク管理機能は、ネットワークが要求通りに機
能する事を保証するために本発明を用いてＴ（ρ＊ｉ、
αｊ）をモニタする。中央集中型の制御の利点は、負荷
を取り扱うためにネットワーク・パラメータαが調整さ
れるまで許可なしにネットワーク上では新しいトラフィ
ックが許されない事である。しかしネットワーク・マネ
ジャーは第７図の方法を用いてトラフィックをモニタし
、ネットワーク上の負荷が減少する時を感知する。

次にネットワーク・マネジャーはパケット・サイズをよ
り小さな値に減少させるαのより大きな制御値を伝送し
、各ノードによって伝送されるパケット・レートが増加
する事を許可する。もちろん分散型の適応制御は、中央
のモニタ及び制御機能が不要であって、より信頼性の高
いネットワークが得られるという利点を有する。

適応型制御と中央集中型制御との組み合せを、非常に大
規模なファイルの急速な転送を許可するためにのみ中央
集中型制御を用いるという形で実施する事もできる。こ
の特別な応用の場合、ネットワーク・マネジャーは、高
い優先順位のユーザーがファイル転送中に活性なままで
ある事を許す優先順位アルゴリズムを使用し得る。

また本発明はρ中≦ρ。である限り過負荷にならないＬ
　Ａ　Ｎの設計、即ち最悪の場合の設計に使用する事も
できる。αの値は、負荷がρ。の時にネットワークが最
適の値で動作するように、選択される。この値α＝α。

はρ＊〈ρ。の時でさえも変更されない。対（ρ。、α
。）はパケット・レートの最大値を定めている。ρ＊〈
ρ。である全ての利用度の値において、バケツ１〜・レ
ーＩ〜は次式よりも小さい。

これはネットワークの過負荷に対して保護するための最
も昨純な方式である。但し常に低いパケット・レートで
動作するという犠牲を伴なう。

第２図に示す性能トラッキング特性を記述する方程式は
下記の通りである。

Ｃ８ＭＡ／ＣＤ： Ｎ（ρ、α）＝Ｔ（ρ、α）／τ α　　　　　　　　　　　　　２ ρ　α ｅ　”Ｆ　（ρ）　　２ｓｉｎｈ　ｐ　ａ：但しＦ（ρ
）＝ｅ−ρ （固定サイズのパケット） ＝（１＋ρ）１ （ポアソン分布パケット） トークン・リング多重アクセス方式（ＴＲＭＡ）：Ｎ（
ρ、α）＝Ｔ（ρ、α）／τ 仮想トークン多重アクセス方式（ＶＴＭＡ）：Ｎ（ρ、
α）−Ｔ（ρ、α）／τ 但し ；Ｓ＝ユーザー数 式（１，１）、（１２）及び（１３）は、実際の数値は
異なっているが、全て第２図に示すのと同じ関数形を有
している。これらの式は３つの重要な通信媒体アクセス
・プロトコル：Ｃ８ＭＡ／ＣＤ、ＴＲＭＡ及びＶＴＭＡ
に関するものである。

最初の２つのプロトコルはＩＥＥＥ８０２．３及びＩＥ
ＥＥ８０２．５委員会によりＴ、　Ａ　Ｎ標準として推
薦されている。

本発明はこれらの特定の数字モデルを離れても成立する
。というのは全てのＬＡＮ媒体アクセス・プロ１〜コル
は第２図に示したものと同じ関数形を示すものと考えら
れるからである。トラッキング特性を経験的に測定し、
それを制御ＲＡＭ７２に記憶し次に適応的に性能を制御
するためにそれを使用する事さえも可能である。

第９図は代替的な実施例ＰＡＣ２４’　に関して。

測定される負荷変数Ｒ＊（ＢＰＳ）及び制御されるバケ
ツ１〜・サイズ変数Ｌｐ拳（ビット／パケッ１−）並び
に入力及び出力のパラメータ及び機能を示している。第
９図に示したパラメータ及び機能は表■に定義されてい
る。

代替的実施例のアーキテクチャは第１０図に示されてい
る。性能適応制御装置（ＰＡＣ）２４’はＯ８Ｉ／ＲＭ
通信プロトコルを用いて実現できる。Ｐ　Ａ　Ｃ２４，
’　はＲ１を測定しパケット・サイズＬｐ”を制御し、
従ってプロセッサ中に存在するネットワーク・モニタ及
び制御機能として機能する。通常のワークステシーヨン
機能は主ＣＰＵ８６で実行され、そこにはより高いレベ
ルの通信プロトコル及びアプリケーションが存在する。

他の機能はＰＡＣパラメータを入力するためのキーボー
ド８８及び要求に応してスクリーンににＰＡＣの時間的
に変化する機能を表示し得るディスプレイ・システム９
０を含む。もちろんキーボード及びディスプレイの主な
機能はワークステーションを使用する事である。

［−■− パラｉニーターＶリヒ義 τ　　　　ケーブルの電気的長さく秒）Ｒｏ　　　　ケ
ーブルの容量（ＢＰＳ）ρ　　　　ケーブル容量の利用
率 α　　　　ケーブル長（τ）対パケッ１へ長（Ｔ−Ｐ　
／　Ｒ，、）の比 １゛（ρ、α）バケツ１〜遅延トラッキング特性（秒） ＭＡＣ媒体アクセス制御プロ１−コル ＴＭ　　　　測定間隔（秒） △”Ｉ”ｊｏ　　　適応しきい値（秒）Ｒ＊　　　　ト
ラフィック負荷の被測定変数（秒） ＬｐＩ　　バケツ１〜・サイズの被制御変数（ビット／
パケット） 開−放型シスたム冊湘□瓦」４統−０λ下ユ月ＡＰＰ　
　　アプリケーション層 ＰＲＥ　　　ブリゼンテーション層 ＳＥＳ　　　セツション層 ＴＲＡ、　　　１〜ランスポ一ト層 ＮＥＴ　　　ネットワーク層 Ｔ、　Ｌ　Ｃ論理リンク制御 ＭＡＣ媒体アクセス制御 Ｉ／Ｆ　　　インタフェース ＣＰＵ　　　中央処理ユニッ１〜 適応的バケツ１〜長トラフィック制御は、伝送されるパ
ケット・サイズを制御する事によって最適の方法で、変
動するトラフィック負荷の下でバケツｉ−変換ローカル
・エリア・ネットワークのネットワークの安定性を維持
する。従ってネットワークのトラフィックが増加する時
でさえ全てのノードで１〜ラフイツク・レベルが維持さ
れる。本発明の動作はトラフィックの性質に独立であり
、即ちそれはディジタル化された音声でも、対話的デー
タでも、データ・ファイルの転送でも、又他の種々の型
のデータ通信のアプリケーションでもよい。

また本発明はローカル・エリア・ネットワークのプロト
コルにも独）γであり、Ｃ８ＭＡ／ＣＤ、トークン・リ
ング、］］〜ルークンス、仮想１〜−クン及び他のプロ
トコルに適用できる。本発明は、ノードに接続されたデ
ータ端末の動作をスロー・ダウンするか又はスピード・
アップする事なしにネットワークのフロー制御を提供す
るためのトラフィック制御機構を与える。

Ｆ０発明の効果 本発明を用いれば、ローカル・エリア・ネットワークに
おけるネットワーク過負荷の影響を低減する事ができる
。

【図面の簡単な説明】

第１図はリング状のローカル・エリア・ネットワークを
示す図、 第２図は最小のアクセス遅延時間Ｔに対応する一４４＝ フロー率（Ｒ，）　　とパケット長り、ｐ）との間の関
数関係を示すグラフ、 第３図はトークン・リング・フレームのフォーマットを
示す図、 第４図はノードのブロック図、 第５図は性能適応制御装置の動作を示す流れ図、第６図
は、ＲＡＭ、６８中のデータ・ブロックの種々の分割例
を示す図、 第７図は、性能適応制御装置のより詳細な流れ図、 第８図は不均一な１ヘラフイツクの場合の１−ランキン
グ特性を示すグラフ、 第９図は別の実施例の性能適応制御装置の図、第］、０
図は別の実施例の性能適応制御装置の図である。 第６図 第９図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 通信媒体に複数のノードが接続され、上記ノードが上記
   媒体に情報をパケットとして送信する通信ネットワーク
   において、 上記ノードが上記媒体にアクセスする時の遅延時間を最
   小にするような、上記媒体中の情報フロー率とパケット
   の大きさとの関係を表わす情報を記憶する手段と、 上記媒体中の情報フロー率を測定する手段と、情報フロ
   ー率の測定値と上記関係を表わす情報とを用いてパケッ
   トの大きさを決定する手段とを有する 通信ネットワーク。