JP2002543740A - Ａｔｍネットワークのトラフィックを管理する方法および装置 - Google Patents
Ａｔｍネットワークのトラフィックを管理する方法および装置Info
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04Q—SELECTING
- H04Q11/00—Selecting arrangements for multiplex systems
- H04Q11/04—Selecting arrangements for multiplex systems for time-division multiplexing
- H04Q11/0428—Integrated services digital network, i.e. systems for transmission of different types of digitised signals, e.g. speech, data, telecentral, television signals
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- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/54—Store-and-forward switching systems
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Abstract
(57)【要約】
各ＧＲＦ ＶＣに対する別々のライン側入口待ち行列（１０４、１０６、１０８、１１０、１１２、１１４、１１６）と、すべてのＧＦＲ ＶＣに対する１つのネットワーク側出口待ち行列（１３２、１３４、１３６、１３８）と、すべてのＧＦＲ ＶＣに対する１つのネットワーク側入口待ち行列（１４２、１４４、１４６、１４８）と、各ラインに対し別々のライン側出口待ち行列（１６０、１６２、１６４、１６６）が続くポスト待ち行列パケットプロセッサ（１５６）を備えた１つのライン側出口バルク処理待ち行列と、ネットワーク側出口待ち行列モニタ（１３２）と、ライン側入口待ち行列コントローラ（１２６）と、を有する装置（１００）。ネットワーク側出口待ち行列モニタは、メッセージを送信することができるようにライン側待ち行列コントローラに結合され、それによりコントローラが、ネットワーク側出口ＧＦＲ待ち行列の状態に基づいてライン側ＧＦＲ待ち行列からのデータを送信するよう命令される。
Description
【０００１】技術分野 本発明は、ＡＴＭ（Asynchronous Transfer Mode：非同期転送モード）ネット
ワークにおける帯域幅の割付けに関する。より詳細には、本発明は、キューイン
グ（待ち行列）構造を介してトラフィックおよび輻輳を制御する方法および装置
に関する。背景技術 適切に構成されたＡＴＭネットワークは、トラフィックを適正に管理し、音声
、ビデオおよびデータ等の異なるタイプのトラフィックに対しネットワーク容量
を有効に割付け（割当て）なければならない。また、ＡＴＭネットワークは、各
ネットワークユーザによって指定されるサービス品質（ＱＯＳ：quality of ser
vice）レベルに対して費用効率のよい動作を提供しなければならず、異なるアプ
リケーションに対し異なる遅延要件をサポートすることができなければならない
。最も重要なことには、ネットワークは、予期しないトラフィックパターン、特
にあらゆるネットワークユーザからのトラフィックの予期しないバースト、すな
わちネットワーク輻輳に適応することができなければならない。
ワークにおける帯域幅の割付けに関する。より詳細には、本発明は、キューイン
グ（待ち行列）構造を介してトラフィックおよび輻輳を制御する方法および装置
に関する。背景技術 適切に構成されたＡＴＭネットワークは、トラフィックを適正に管理し、音声
、ビデオおよびデータ等の異なるタイプのトラフィックに対しネットワーク容量
を有効に割付け（割当て）なければならない。また、ＡＴＭネットワークは、各
ネットワークユーザによって指定されるサービス品質（ＱＯＳ：quality of ser
vice）レベルに対して費用効率のよい動作を提供しなければならず、異なるアプ
リケーションに対し異なる遅延要件をサポートすることができなければならない
。最も重要なことには、ネットワークは、予期しないトラフィックパターン、特
にあらゆるネットワークユーザからのトラフィックの予期しないバースト、すな
わちネットワーク輻輳に適応することができなければならない。
【０００２】 ネットワークの帯域幅が増大しない、ネットワーク輻輳を管理する唯一の方法
は、ネットワークトラフィックを管理することである。各種のＡＴＭ標準によれ
ば、トラフィック管理は、主に、ネットワークオペレータとネットワークユーザ
との間でネゴシエートされるＱＯＳレベルに基づく。概して、ＱＯＳレベルは、
各ユーザが測定された時間間隔にネットワークに提示可能なトラフィックの最大
量、すなわちビットレートを指定する。デジタル音声接続は３２キロビット／秒
程度しか必要としないが、高精細度テレビ信号は、６メガビット／秒以上を必要
とする場合がある。これら帯域幅の予測される要件は、時に、アプリケーション
の「固有（natural）ビットレート」と呼ばれる。不特定データ送信に必要な固
有ビットレートは、数キロビット／秒程度の低いものから数百キロビット／秒程
度の高いものまで、時間の経過によって大きく変化する可能性がある。このタイ
プの可変固有ビットレートは、「バースティ（bursty）」であると言われる。Ａ
ＴＭネットワークに対する改善目標は、サービスされているすべてのアプリケー
ションに対し固有ビットレートをサポートする、ということである。アプリケー
ションに必要な最大ビットレートに対し、統計的バーストによって単純に帯域幅
を割付けることは効率が悪い。可変トラフィックプロファイルにより、ネットワ
ークに輻輳がもたらされる時、いくつかのユーザからのトラフィックを破棄する
必要のある場合がある。
は、ネットワークトラフィックを管理することである。各種のＡＴＭ標準によれ
ば、トラフィック管理は、主に、ネットワークオペレータとネットワークユーザ
との間でネゴシエートされるＱＯＳレベルに基づく。概して、ＱＯＳレベルは、
各ユーザが測定された時間間隔にネットワークに提示可能なトラフィックの最大
量、すなわちビットレートを指定する。デジタル音声接続は３２キロビット／秒
程度しか必要としないが、高精細度テレビ信号は、６メガビット／秒以上を必要
とする場合がある。これら帯域幅の予測される要件は、時に、アプリケーション
の「固有（natural）ビットレート」と呼ばれる。不特定データ送信に必要な固
有ビットレートは、数キロビット／秒程度の低いものから数百キロビット／秒程
度の高いものまで、時間の経過によって大きく変化する可能性がある。このタイ
プの可変固有ビットレートは、「バースティ（bursty）」であると言われる。Ａ
ＴＭネットワークに対する改善目標は、サービスされているすべてのアプリケー
ションに対し固有ビットレートをサポートする、ということである。アプリケー
ションに必要な最大ビットレートに対し、統計的バーストによって単純に帯域幅
を割付けることは効率が悪い。可変トラフィックプロファイルにより、ネットワ
ークに輻輳がもたらされる時、いくつかのユーザからのトラフィックを破棄する
必要のある場合がある。
【０００３】 上に示唆したように、輻輳は、ＡＴＭ層において、スイッチ、送信リンクまた
はクロスコネクト等のネットワーク要素に存在する、定められネゴシエートされ
たパフォーマンス目標（ネットワークユーザによって指定されるＱＯＳレベル）
をネットワークが満たすことができない状態を言う。一方、トラフィック制御は
、ネットワークにより輻輳を避けるためにとられる1組のアクションを言う。こ
のため、「輻輳制御」は、ＱＯＳ計画および「トラフィック制御」の結果である
。
はクロスコネクト等のネットワーク要素に存在する、定められネゴシエートされ
たパフォーマンス目標（ネットワークユーザによって指定されるＱＯＳレベル）
をネットワークが満たすことができない状態を言う。一方、トラフィック制御は
、ネットワークにより輻輳を避けるためにとられる1組のアクションを言う。こ
のため、「輻輳制御」は、ＱＯＳ計画および「トラフィック制御」の結果である
。
【０００４】 ネットワークによりトラフィックを制御するためにとることが可能なアクショ
ンは、ネットワークユーザとネゴシエートされるＱＯＳレベルによって制限され
る。ＡＴＭネットワークでは、トラフィック制御は、以下の５つのタイプのアク
ションを含む。すなわち、（１）呼セットアップ時にユーザコネクションが受入
れられるか拒絶されるかを判断するコネクション受付制御（ＣＡＣ：Connection
Admission Control）と、（２）ユーザネットワークインタフェース（ＵＮＩ：
User Network Interface）においてトラフィックを監視し統制する使用量パラメ
ータ制御（ＵＰＣ：Usage Parameter Control）と、（３）異なるタイプのトラ
フィックに対し優先度を確立するセル損失優先度（ＣＬＰ：Cell Loss Priority
）制御と、（４）３つの予め定められた制御に基づいてＵＮＩにおいてトラフィ
ックの性質を変更するトラフィックシェーピング（traffic shaping）メカニズ
ムと、（５）上記アクション（１）〜（４）からの情報を使用して指定されたポ
リシーに基づいて破棄されるトラフィックと、である。
ンは、ネットワークユーザとネゴシエートされるＱＯＳレベルによって制限され
る。ＡＴＭネットワークでは、トラフィック制御は、以下の５つのタイプのアク
ションを含む。すなわち、（１）呼セットアップ時にユーザコネクションが受入
れられるか拒絶されるかを判断するコネクション受付制御（ＣＡＣ：Connection
Admission Control）と、（２）ユーザネットワークインタフェース（ＵＮＩ：
User Network Interface）においてトラフィックを監視し統制する使用量パラメ
ータ制御（ＵＰＣ：Usage Parameter Control）と、（３）異なるタイプのトラ
フィックに対し優先度を確立するセル損失優先度（ＣＬＰ：Cell Loss Priority
）制御と、（４）３つの予め定められた制御に基づいてＵＮＩにおいてトラフィ
ックの性質を変更するトラフィックシェーピング（traffic shaping）メカニズ
ムと、（５）上記アクション（１）〜（４）からの情報を使用して指定されたポ
リシーに基づいて破棄されるトラフィックと、である。
【０００５】 ＡＴＭネットワークで利用されるコア（中核）メカニズムは、ＡＴＭノードへ
のインレット（入口）においてキュー（待ち行列）を確立することである。従来
技術の図１は、最大帯域幅、例えば１５５メガビット／秒であるアウトレット（
出口）１２を有するマルチプレクサ１０に入る異なるタイプのトラフィックの待
ち行列の簡単な概念を例示する。マルチプレクサは、１４、１６、１８、２０、
２２、…、ｎとして示す多数の入口を有し、各々には、対応する待ち行列（ＦＩ
ＦＯバッファ）１４’、１６’、１８’、２０’、２２’、…、ｎ’が提供され
る。ネットワークの帯域幅に関係なく、入口ｎのすべての統合的なビットレート
は、待ち行列がデータ損失を防止することができる短い期間（例えば、数ミリ秒
）より長い間、出口１２の帯域幅を超過してはならない。ＡＴＭ規格によれば、
各入口待ち行列は、公平かつ公正な方法でサービスされなければならない。待ち
行列サービス動作により、各アプリケーションに対し適当な遅延と許容可能なデ
ータ損失がもたらされなければならない。例えば、図１の入口１４の待ち行列が
固定ビットレート（ＣＢＲ：constant bit rate）ビデオ信号（５０〜１００キ
ロビット／秒）を受信する場合、それは、データ損失を防止するために１〜２ミ
リ秒毎にサービスされなければならない。一方、入口１８が可変ビットレートの
音声をサービスする場合、それは、サンプルの１〜１０％の間のデータ損失を許
容してよく、この入口の待ち行列は、それほど頻繁にサービスされなくてよい。
最高優先度待ち行列は、輻輳を防止するためのトラフィックシェーピング制御を
含む、ネットワークを管理する情報を含む信号チャネルをサービスするものであ
ってよい。他のデータチャネルには、これらのチャネルに対して合意されたＱＯ
Ｓにより、異なる優先度処理がなされてよい。最低優先度待ち行列は、遅延に対
してセンシティブでない(遅延がそれほど問題にならない)データ、例えばメール
を収容するものである。
のインレット（入口）においてキュー（待ち行列）を確立することである。従来
技術の図１は、最大帯域幅、例えば１５５メガビット／秒であるアウトレット（
出口）１２を有するマルチプレクサ１０に入る異なるタイプのトラフィックの待
ち行列の簡単な概念を例示する。マルチプレクサは、１４、１６、１８、２０、
２２、…、ｎとして示す多数の入口を有し、各々には、対応する待ち行列（ＦＩ
ＦＯバッファ）１４’、１６’、１８’、２０’、２２’、…、ｎ’が提供され
る。ネットワークの帯域幅に関係なく、入口ｎのすべての統合的なビットレート
は、待ち行列がデータ損失を防止することができる短い期間（例えば、数ミリ秒
）より長い間、出口１２の帯域幅を超過してはならない。ＡＴＭ規格によれば、
各入口待ち行列は、公平かつ公正な方法でサービスされなければならない。待ち
行列サービス動作により、各アプリケーションに対し適当な遅延と許容可能なデ
ータ損失がもたらされなければならない。例えば、図１の入口１４の待ち行列が
固定ビットレート（ＣＢＲ：constant bit rate）ビデオ信号（５０〜１００キ
ロビット／秒）を受信する場合、それは、データ損失を防止するために１〜２ミ
リ秒毎にサービスされなければならない。一方、入口１８が可変ビットレートの
音声をサービスする場合、それは、サンプルの１〜１０％の間のデータ損失を許
容してよく、この入口の待ち行列は、それほど頻繁にサービスされなくてよい。
最高優先度待ち行列は、輻輳を防止するためのトラフィックシェーピング制御を
含む、ネットワークを管理する情報を含む信号チャネルをサービスするものであ
ってよい。他のデータチャネルには、これらのチャネルに対して合意されたＱＯ
Ｓにより、異なる優先度処理がなされてよい。最低優先度待ち行列は、遅延に対
してセンシティブでない(遅延がそれほど問題にならない)データ、例えばメール
を収容するものである。
【０００６】 当業者は、待ち行列の数と図１のマルチプレクサ１０等のあらゆるノードで処
理されているトラフィックのタイプとが時間の経過によって変化すること、およ
びノードが、待ち行列の状態を常に監視し、新たな待ち行列を開き、古い待ち行
列を閉じ、すべての待ち行列がタイムリにサービスされることを保証しなければ
ならないということを、認識するであろう。一般的な原理によれば、信号チャネ
ルがサービスされた後、遅延センシティブな待ち行列は、Ｔ1ミリ秒間、または
Ｔ1ミリ秒の前であれば遅延センシティブな待ち行列が空になるまでサービスさ
れる。次に、遅延インセンシティブ（センシティブでない）な待ち行列は、Ｔ2
ミリ秒間、またはＴ2ミリ秒の前であればそれらが空になるまでサービスされる
。サービス時間Ｔ1およびＴ2の間、シグナリングチャネル待ち行列がサービスさ
れる必要のある場合、待ち行列のサービスは一時停止され、シグナリングチャネ
ル待ち行列のサービスが完了した時に再開する。
理されているトラフィックのタイプとが時間の経過によって変化すること、およ
びノードが、待ち行列の状態を常に監視し、新たな待ち行列を開き、古い待ち行
列を閉じ、すべての待ち行列がタイムリにサービスされることを保証しなければ
ならないということを、認識するであろう。一般的な原理によれば、信号チャネ
ルがサービスされた後、遅延センシティブな待ち行列は、Ｔ1ミリ秒間、または
Ｔ1ミリ秒の前であれば遅延センシティブな待ち行列が空になるまでサービスさ
れる。次に、遅延インセンシティブ（センシティブでない）な待ち行列は、Ｔ2
ミリ秒間、またはＴ2ミリ秒の前であればそれらが空になるまでサービスされる
。サービス時間Ｔ1およびＴ2の間、シグナリングチャネル待ち行列がサービスさ
れる必要のある場合、待ち行列のサービスは一時停止され、シグナリングチャネ
ル待ち行列のサービスが完了した時に再開する。
【０００７】 待ち行列をサービスするためのパラメータを計算するために、３つの周知の方
程式が使用される。以下に式１として記載した第１の式は、Ｔiが待ち行列ｑiを
サービスするための時間パラメータである場合、各ｑiに対し、出力リンク帯域
幅の分数ｆ1が得られることを保証する。
程式が使用される。以下に式１として記載した第１の式は、Ｔiが待ち行列ｑiを
サービスするための時間パラメータである場合、各ｑiに対し、出力リンク帯域
幅の分数ｆ1が得られることを保証する。
【０００８】
【数１】
【０００９】 式２として以下に記載する第２の式は、待ち行列のすべてに割当てられる帯域幅
のすべてが、出力リンク容量に対して分数（１−ｆ0）を超過しないことを保証
する。
のすべてが、出力リンク容量に対して分数（１−ｆ0）を超過しないことを保証
する。
【００１０】
【数２】
【００１１】 式３として以下に記載する第３の式は、遅延センシティブなトラフィックに対す
る一貫したサービスを保証するために、すべての待ち行列に対するサイクル時間
が、１〜２ミリ秒でなければならないことを示す。
る一貫したサービスを保証するために、すべての待ち行列に対するサイクル時間
が、１〜２ミリ秒でなければならないことを示す。
【００１２】
【数３】
【００１３】 式３において、Ｍcは、サービスサイクル時間中に待ち行列から引出されるセル
の数であり、ｔは、リンク上のセル送信時間である。 当業者は、トラフィック管理の最も困難な態様の１つがトラフィックの可変遅
延に関連するということを認めるであろう。トラフィック管理動作は、トラフィ
ック遅延を考慮するために、ソースＵＮＩと宛先ＵＮＩとにおいて行わなければ
ならない。言換えれば、ネットワークからＵＮＩに流れるデータはバッファリン
グされなければならず、ユーザからネットワークに流れるデータはバッファリン
グされなければならない。更に、データがソースから宛先に進む際に通る各装置
において、データはその装置の入口と出口とにおいてバッファリングされなけれ
ばならない。トラフィックの性質は、それがどのようにバッファリングされるか
と、輻輳を避けるためにデータが破棄されるか否かと、を決定する。
の数であり、ｔは、リンク上のセル送信時間である。 当業者は、トラフィック管理の最も困難な態様の１つがトラフィックの可変遅
延に関連するということを認めるであろう。トラフィック管理動作は、トラフィ
ック遅延を考慮するために、ソースＵＮＩと宛先ＵＮＩとにおいて行わなければ
ならない。言換えれば、ネットワークからＵＮＩに流れるデータはバッファリン
グされなければならず、ユーザからネットワークに流れるデータはバッファリン
グされなければならない。更に、データがソースから宛先に進む際に通る各装置
において、データはその装置の入口と出口とにおいてバッファリングされなけれ
ばならない。トラフィックの性質は、それがどのようにバッファリングされるか
と、輻輳を避けるためにデータが破棄されるか否かと、を決定する。
【００１４】 従来技術の図２は、ＵＮＩにおける最新のＡＴＭ装置の入口および出口バッフ
ァを示す。図２に示すように、複数のｘＤＳＬライン入口３０は、図１に関連し
て上述した方法と同様な方法で、複数のユーザ入口待ち行列３４を介してユーザ
側入口マルチプレクサ３２に入る。マルチプレクサ３２は、上述したような優先
度に従って待ち行列３４をサービス（処理）し、データをローカルバスまたはス
イッチファブリック３６に配置する。データは、そこから複数のネットワーク出
口待ち行列４０を介してネットワーク側出口マルチプレクサ３８に入る。マルチ
プレクサ３８は、優先度に従って待ち行列４０をサービスし、データをネットワ
ーク４２に引渡す。ネットワーク４２からのデータは、複数のネットワーク入口
待ち行列４６を介してネットワーク側入口マルチプレクサ４４に入る。マルチプ
レクサ４４は、優先度に従って待ち行列４６をサービスし、データを内部バスま
たはスイッチファブリック３６に引渡す。データは、そこから複数のユーザ出口
待ち行列５０を介してユーザ側出口マルチプレクサ４８に入る。マルチプレクサ
４８は、待ち行列５０をサービスし、データを複数のｘＤＳＬライン出口５２に
引渡す。
ァを示す。図２に示すように、複数のｘＤＳＬライン入口３０は、図１に関連し
て上述した方法と同様な方法で、複数のユーザ入口待ち行列３４を介してユーザ
側入口マルチプレクサ３２に入る。マルチプレクサ３２は、上述したような優先
度に従って待ち行列３４をサービス（処理）し、データをローカルバスまたはス
イッチファブリック３６に配置する。データは、そこから複数のネットワーク出
口待ち行列４０を介してネットワーク側出口マルチプレクサ３８に入る。マルチ
プレクサ３８は、優先度に従って待ち行列４０をサービスし、データをネットワ
ーク４２に引渡す。ネットワーク４２からのデータは、複数のネットワーク入口
待ち行列４６を介してネットワーク側入口マルチプレクサ４４に入る。マルチプ
レクサ４４は、優先度に従って待ち行列４６をサービスし、データを内部バスま
たはスイッチファブリック３６に引渡す。データは、そこから複数のユーザ出口
待ち行列５０を介してユーザ側出口マルチプレクサ４８に入る。マルチプレクサ
４８は、待ち行列５０をサービスし、データを複数のｘＤＳＬライン出口５２に
引渡す。
【００１５】 上述したように、待ち行列は、概してタイミングパラメータに従ってサービス
され、遅延データは破棄される必要のある場合がある。例えば、ネットワーク４
２から待ち行列４６の１つに入るデータは、バッファリングが何の役目も果たさ
ない場合破棄される可能性がある。このため、データパケットの１つのセグメン
トが破棄されると、データパケットの残りは、エンド・ツー・エンドフロー制御
によりとにかく再送信されなければならないため、破棄されなければならない。
され、遅延データは破棄される必要のある場合がある。例えば、ネットワーク４
２から待ち行列４６の１つに入るデータは、バッファリングが何の役目も果たさ
ない場合破棄される可能性がある。このため、データパケットの１つのセグメン
トが破棄されると、データパケットの残りは、エンド・ツー・エンドフロー制御
によりとにかく再送信されなければならないため、破棄されなければならない。
【００１６】 皮肉にも、トラフィック制御を実現する最も困難な態様の１つは、余分の帯域
幅が、ＡＢＲ（available bit rate：アベイラブルビットレート）、ＵＢＲ（un
specified bit rate：非指定ビットレート）およびＧＦＲ（guaranteed frame r
ate：保証フレームレート）等のサービスについて契約したユーザ間で分配する
ために利用可能である、軽いトラフィックの時間中の利用可能帯域幅の公平な割
付けである。これらサービスにおいて、ユーザは、バースティ期間および待ち時
間の期間がある可能性のある時間にとられる平均レートである最小セルレートま
たは最小フレームレートに対し支払を行う。バースティ期間中、ネットワークの
トラフィックが重い場合、データは破棄される可能性がある。ネットワークのト
ラフィックが軽い場合、余分の利用可能な帯域幅がこれらのユーザに対し公平に
配分されなければならない。目下、余分な帯域幅を配分するいくつかの異なる方
法がある。１つの方法は、「比例的公平性（proportional fairness）」と呼ば
れる。比例的公平性によれば、各ユーザには、ユーザが契約した最小レートに比
例して余分の帯域幅の一部が割当てられる。余分の帯域幅を配分する他の方法は
、「均等公平性（equal fairness）」として知られる。均等公平性によれば、各
ユーザには、ユーザが契約した最小レートに関わらず利用可能な余分の帯域幅の
均等な割当が配分される。余分の帯域幅を配分する第３の方法は、「重み付け公
平性（weighted fairness）」として知られる。重み付け公平性によれば、各ユ
ーザには、ユーザが契約した最小レート以外の１つまたは複数の要素に基づいて
、利用可能な余分の帯域幅の重み付けされた割当が配分される。
幅が、ＡＢＲ（available bit rate：アベイラブルビットレート）、ＵＢＲ（un
specified bit rate：非指定ビットレート）およびＧＦＲ（guaranteed frame r
ate：保証フレームレート）等のサービスについて契約したユーザ間で分配する
ために利用可能である、軽いトラフィックの時間中の利用可能帯域幅の公平な割
付けである。これらサービスにおいて、ユーザは、バースティ期間および待ち時
間の期間がある可能性のある時間にとられる平均レートである最小セルレートま
たは最小フレームレートに対し支払を行う。バースティ期間中、ネットワークの
トラフィックが重い場合、データは破棄される可能性がある。ネットワークのト
ラフィックが軽い場合、余分の利用可能な帯域幅がこれらのユーザに対し公平に
配分されなければならない。目下、余分な帯域幅を配分するいくつかの異なる方
法がある。１つの方法は、「比例的公平性（proportional fairness）」と呼ば
れる。比例的公平性によれば、各ユーザには、ユーザが契約した最小レートに比
例して余分の帯域幅の一部が割当てられる。余分の帯域幅を配分する他の方法は
、「均等公平性（equal fairness）」として知られる。均等公平性によれば、各
ユーザには、ユーザが契約した最小レートに関わらず利用可能な余分の帯域幅の
均等な割当が配分される。余分の帯域幅を配分する第３の方法は、「重み付け公
平性（weighted fairness）」として知られる。重み付け公平性によれば、各ユ
ーザには、ユーザが契約した最小レート以外の１つまたは複数の要素に基づいて
、利用可能な余分の帯域幅の重み付けされた割当が配分される。
【００１７】 比例的および均等公平性アルゴリズムの現行の実現は、統計的データベースに
よっており、不正確になりがちである。発明の要約 従って、本発明の目的は、ＡＴＭネットワークのトラフィックを管理する方法
および装置を提供することである。
よっており、不正確になりがちである。発明の要約 従って、本発明の目的は、ＡＴＭネットワークのトラフィックを管理する方法
および装置を提供することである。
【００１８】 また、本発明の目的は、ＡＴＭスイッチにおいてＡＴＭセルをキュー（待ち行
列）に入れる方法および装置を提供することである。 本発明の他の目的は、公平性メカニズムに従って利用可能な帯域幅を割付ける
方法および装置を提供することである。
列）に入れる方法および装置を提供することである。 本発明の他の目的は、公平性メカニズムに従って利用可能な帯域幅を割付ける
方法および装置を提供することである。
【００１９】 本発明の更に他の目的は、比例的公平性と均等公平性との両方に従って利用可
能な帯域幅を割付ける方法および装置を提供することである。 以下に詳細に説明するこれらの目的によれば、本発明の装置は、各ＧＦＲ Ｖ
Ｃ（virtual connection:仮想コネクション）に対する別々のライン側（すなわ
ち、加入者装置に接続された側）入口待ち行列と、すべてのＧＦＲ ＶＣに対す
る１つのネットワーク側（すなわち、コアネットワークに接続された側）出口待
ち行列と、すべてのＧＦＲ ＶＣに対する１つのネットワーク側入口待ち行列と
、各ラインに対する別々のライン側出口待ち行列が続くポスト待ち行列パケット
プロセッサを備えた１つのライン側出口バルク処理待ち行列と、ネットワーク側
出口待ち行列モニタと、ライン側入口待ち行列コントローラと、を含む。ネット
ワーク側出口待ち行列モニタは、ライン側入口待ち行列コントローラに制御メッ
セージを送信することができるように該ライン側入口待ち行列コントローラに結
合される。本発明の方法のうちの１つによれば、ネットワーク側出口待ち行列モ
ニタは、ライン側入口待ち行列コントローラに対しネットワーク側出口ＧＦＲ待
ち行列の状態に基づいてライン側ＧＦＲ待ち行列からデータを送信するよう命令
するメッセージを、ライン側入口待ち行列コントローラに送信する。本発明の他
の方法によれば、ライン側入口待ち行列コントローラは、輻輳が示される場合、
ＧＦＲ ＶＣに対するパケットを破棄する。好ましい実施の形態によれば、輻輳
は次の４つの方法のうちの１つで示される。すなわち、（ａ）待ち行列のうちの
いずれか１つに対してＰＣＲ（peak cell rate：ピークセルレート）が超過され
るか、（ｂ）待ち行列のいずれか１つの閾値サイズが超過されるか、（ｃ）サー
ビスクラス閾値（待ち行列のすべてに対しグループとしてセットされる閾値）が
超過されるか、または（ｄ）待ち行列メモリがフルになる。本発明の更に他の方
法によれば、ポスト待ち行列パケットプロセッサは、ライン側出口バルク処理待
ち行列のサイズが閾値サイズを超えた場合、ＰＣＲより上のパケットを破棄し、
ＰＣＲより上のパケットを破棄することでライン側出口バルク処理待ち行列のサ
イズが十分に低減されなかった場合、ＭＣＲより上のパケットを破棄する。
能な帯域幅を割付ける方法および装置を提供することである。 以下に詳細に説明するこれらの目的によれば、本発明の装置は、各ＧＦＲ Ｖ
Ｃ（virtual connection:仮想コネクション）に対する別々のライン側（すなわ
ち、加入者装置に接続された側）入口待ち行列と、すべてのＧＦＲ ＶＣに対す
る１つのネットワーク側（すなわち、コアネットワークに接続された側）出口待
ち行列と、すべてのＧＦＲ ＶＣに対する１つのネットワーク側入口待ち行列と
、各ラインに対する別々のライン側出口待ち行列が続くポスト待ち行列パケット
プロセッサを備えた１つのライン側出口バルク処理待ち行列と、ネットワーク側
出口待ち行列モニタと、ライン側入口待ち行列コントローラと、を含む。ネット
ワーク側出口待ち行列モニタは、ライン側入口待ち行列コントローラに制御メッ
セージを送信することができるように該ライン側入口待ち行列コントローラに結
合される。本発明の方法のうちの１つによれば、ネットワーク側出口待ち行列モ
ニタは、ライン側入口待ち行列コントローラに対しネットワーク側出口ＧＦＲ待
ち行列の状態に基づいてライン側ＧＦＲ待ち行列からデータを送信するよう命令
するメッセージを、ライン側入口待ち行列コントローラに送信する。本発明の他
の方法によれば、ライン側入口待ち行列コントローラは、輻輳が示される場合、
ＧＦＲ ＶＣに対するパケットを破棄する。好ましい実施の形態によれば、輻輳
は次の４つの方法のうちの１つで示される。すなわち、（ａ）待ち行列のうちの
いずれか１つに対してＰＣＲ（peak cell rate：ピークセルレート）が超過され
るか、（ｂ）待ち行列のいずれか１つの閾値サイズが超過されるか、（ｃ）サー
ビスクラス閾値（待ち行列のすべてに対しグループとしてセットされる閾値）が
超過されるか、または（ｄ）待ち行列メモリがフルになる。本発明の更に他の方
法によれば、ポスト待ち行列パケットプロセッサは、ライン側出口バルク処理待
ち行列のサイズが閾値サイズを超えた場合、ＰＣＲより上のパケットを破棄し、
ＰＣＲより上のパケットを破棄することでライン側出口バルク処理待ち行列のサ
イズが十分に低減されなかった場合、ＭＣＲより上のパケットを破棄する。
【００２０】 現在における好ましい実施の形態によれば、本発明の装置は、ネットワーク側
入口および出口バッファとライン側入口および出口バッファとを備えた、あらゆ
るタイプのＡＴＭトラフィックを処理する装置に組込まれる。本願と共有の許可
された出願番号第０８／９６０，４９９号に開示されているように、好ましい装
置は、バスシステムを介してネットワーク側バッファとライン側バッファとを結
合する。好ましくは、ネットワーク側出口待ち行列モニタは、同じ共通のバスシ
ステムを介してライン側入口待ち行列コントローラにメッセージを送信する。現
在における好ましい方法によれば、各ＧＦＲ ＶＣがセットアップされる時に、
ＰＣＲ、ＭＣＲおよびＭ（セルの最小数）値が各ＧＦＲ ＶＣに割当てられる。
また、待ち行列の各々の待ち行列閾値と特定のサービスクラスを提供する待ち行
列の各グループのサービスクラス閾値とは、待ち行列が確立される時にセットア
ップされる。更に、システム時間パラメータＴが定義され、それによりネットワ
ーク出口側待ち行列コントローラが、ライン入口側待ち行列コントローラに対し
各ＧＦＲ ＶＣに対してＭＣＲのＧＦＲセルを送信するよう命令する時間パラメ
ータＴに従ってメッセージ（ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲ）を、ライン入口側待ち行
列コントローラに送信する。各入口待ち行列から送信されるセルの数は、ＶＣの
ＭＣＲをパラメータＴ倍したものと等しい。ネットワーク側出口待ち行列におい
て受信されるセルの数が、すべてのＧＦＲ ＶＣの集合体に対しＴ＊ＭＣＲの和
より小さい場合、実現される公平性のタイプにより、２つのアクションのうちの
１つがとられる。比例的公平性の場合、ネットワーク出口側待ち行列モニタによ
りライン側入口待ち行列コントローラに送信されるメッセージ（ＳＥＮＤＵＢＲ
＿ＭＣＲ）の頻度は、ネットワーク側出口待ち行列をオーバフローすることなく
可能な限り高くインクリメントされることにより増大される。また、ライン側入
口待ち行列は、待ち行列のいずれに対してもＰＣＲが超過されないことを確実に
するように監視される。均等公平性の場合、ネットワーク側出口待ち行列におい
て受信されるセルの数が、各ＧＦＲに対してＴ＊ＭＣＲの和より少ない場合、ネ
ットワーク側出口待ち行列モニタは、各ＧＦＲ ＶＣに対し特定のＭ個のＧＦＲ
セルを送信するようメッセージ（ＳＥＮＤＵＢＲ＿Ｍ）をライン側入口待ち行列
コントローラに送信する。Ｍの値とＳＥＮＤＵＢＲ＿Ｍメッセージの頻度とは、
ネットワーク側出口待ち行列がアンダーフローしないように設計される。
入口および出口バッファとライン側入口および出口バッファとを備えた、あらゆ
るタイプのＡＴＭトラフィックを処理する装置に組込まれる。本願と共有の許可
された出願番号第０８／９６０，４９９号に開示されているように、好ましい装
置は、バスシステムを介してネットワーク側バッファとライン側バッファとを結
合する。好ましくは、ネットワーク側出口待ち行列モニタは、同じ共通のバスシ
ステムを介してライン側入口待ち行列コントローラにメッセージを送信する。現
在における好ましい方法によれば、各ＧＦＲ ＶＣがセットアップされる時に、
ＰＣＲ、ＭＣＲおよびＭ（セルの最小数）値が各ＧＦＲ ＶＣに割当てられる。
また、待ち行列の各々の待ち行列閾値と特定のサービスクラスを提供する待ち行
列の各グループのサービスクラス閾値とは、待ち行列が確立される時にセットア
ップされる。更に、システム時間パラメータＴが定義され、それによりネットワ
ーク出口側待ち行列コントローラが、ライン入口側待ち行列コントローラに対し
各ＧＦＲ ＶＣに対してＭＣＲのＧＦＲセルを送信するよう命令する時間パラメ
ータＴに従ってメッセージ（ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲ）を、ライン入口側待ち行
列コントローラに送信する。各入口待ち行列から送信されるセルの数は、ＶＣの
ＭＣＲをパラメータＴ倍したものと等しい。ネットワーク側出口待ち行列におい
て受信されるセルの数が、すべてのＧＦＲ ＶＣの集合体に対しＴ＊ＭＣＲの和
より小さい場合、実現される公平性のタイプにより、２つのアクションのうちの
１つがとられる。比例的公平性の場合、ネットワーク出口側待ち行列モニタによ
りライン側入口待ち行列コントローラに送信されるメッセージ（ＳＥＮＤＵＢＲ
＿ＭＣＲ）の頻度は、ネットワーク側出口待ち行列をオーバフローすることなく
可能な限り高くインクリメントされることにより増大される。また、ライン側入
口待ち行列は、待ち行列のいずれに対してもＰＣＲが超過されないことを確実に
するように監視される。均等公平性の場合、ネットワーク側出口待ち行列におい
て受信されるセルの数が、各ＧＦＲに対してＴ＊ＭＣＲの和より少ない場合、ネ
ットワーク側出口待ち行列モニタは、各ＧＦＲ ＶＣに対し特定のＭ個のＧＦＲ
セルを送信するようメッセージ（ＳＥＮＤＵＢＲ＿Ｍ）をライン側入口待ち行列
コントローラに送信する。Ｍの値とＳＥＮＤＵＢＲ＿Ｍメッセージの頻度とは、
ネットワーク側出口待ち行列がアンダーフローしないように設計される。
【００２１】 本発明の更なる目的および利点は、添付図面に関連して以下の詳細な説明を参
照することにより当業者には明らかとなろう。好適な実施態様の説明 ここで図３を参照すると、ＡＴＭネットワークのトラフィックを管理する装置
１００は、ハードウェアまたはソフトウェアあるいはハードウェアおよびソフト
ウェアの組合せで実現されてよい。概して、本装置は、一般にｘＤＳＬライン入
口（インレット）である複数のライン側入口１０２を含む。現在における好まし
い実施の形態によれば、装置１００は、１６のｘＤＳＬライン入口１０２を有す
る。ＧＦＲ以外のサービスの各クラスに対して、別々のライン側入口キュー（待
ち行列）、例えば１０４、１０６、１０８、１１０がセットアップされる。装置
１００により、各ＧＦＲ ＶＣに対し別々のライン側入口待ち行列、例えば１１
２、１１４、１１６がセットアップされる。例として示すように、待ち行列１０
４はすべてのＣＢＲ ＶＣおよび信号チャネルをサービス（処理）し、待ち行列
１０６はすべてのＶＢＲ−ｎｒｔ ＶＣをサービスし、待ち行列１０８はすべて
のＶＢＲ−ｎｒｔ ＶＣをサービスし、待ち行列１１２、１１４、１１６は個々
のＧＦＲ ＶＣをサービスする。待ち行列１０４、１０６、１０８、１１０の出
口（アウトレット）は、従来からの優先度規則（ルール）に従ってこれらの待ち
行列からバス１２０にセルを配置するマルチプレクサ１１８に入る。本発明によ
れば、ＧＦＲ ＶＣをサービスする待ち行列のすべての出口は、最初にマルチプ
レクサ１２４によって多重化され、マルチプレクサ１１８に入る１つの出口１２
２になる。マルチプレクサ１２４は、後により詳細に説明するようにバス１２０
からコマンドを受信するライン側入口待ち行列コントローラ１２６によって制御
される。
照することにより当業者には明らかとなろう。好適な実施態様の説明 ここで図３を参照すると、ＡＴＭネットワークのトラフィックを管理する装置
１００は、ハードウェアまたはソフトウェアあるいはハードウェアおよびソフト
ウェアの組合せで実現されてよい。概して、本装置は、一般にｘＤＳＬライン入
口（インレット）である複数のライン側入口１０２を含む。現在における好まし
い実施の形態によれば、装置１００は、１６のｘＤＳＬライン入口１０２を有す
る。ＧＦＲ以外のサービスの各クラスに対して、別々のライン側入口キュー（待
ち行列）、例えば１０４、１０６、１０８、１１０がセットアップされる。装置
１００により、各ＧＦＲ ＶＣに対し別々のライン側入口待ち行列、例えば１１
２、１１４、１１６がセットアップされる。例として示すように、待ち行列１０
４はすべてのＣＢＲ ＶＣおよび信号チャネルをサービス（処理）し、待ち行列
１０６はすべてのＶＢＲ−ｎｒｔ ＶＣをサービスし、待ち行列１０８はすべて
のＶＢＲ−ｎｒｔ ＶＣをサービスし、待ち行列１１２、１１４、１１６は個々
のＧＦＲ ＶＣをサービスする。待ち行列１０４、１０６、１０８、１１０の出
口（アウトレット）は、従来からの優先度規則（ルール）に従ってこれらの待ち
行列からバス１２０にセルを配置するマルチプレクサ１１８に入る。本発明によ
れば、ＧＦＲ ＶＣをサービスする待ち行列のすべての出口は、最初にマルチプ
レクサ１２４によって多重化され、マルチプレクサ１１８に入る１つの出口１２
２になる。マルチプレクサ１２４は、後により詳細に説明するようにバス１２０
からコマンドを受信するライン側入口待ち行列コントローラ１２６によって制御
される。
【００２２】 また、装置１００は、概して、ネットワーク側出口マルチプレクサ１３０から
ＡＴＭネットワーク（図示せず）にＡＴＭセルを提供するネットワーク側出口１
２８も含む。ネットワーク側出口マルチプレクサ１３０は、複数のネットワーク
側出口待ち行列、例えば待ち行列１３２、１３４、１３６、１３８から入力を受
取る。本発明によれば、サービスの各クラスに対して１つのネットワーク側出口
待ち行列が確立される。例として示すように、待ち行列１３８は、装置１００を
介してＧＦＲ ＶＣのすべてをサービスする。待ち行列１３２、１３４、１３６
、１３８の各々は、バス１２０からＡＴＭセルを受取り、そのセルをマルチプレ
クサ１３０に引渡す。ＧＦＲ ＶＣのネットワーク側出口待ち行列１３８の状態
は、待ち行列１３８とバス１２０とに結合されたネットワーク側出口待ち行列モ
ニタ１３２によって監視される。
ＡＴＭネットワーク（図示せず）にＡＴＭセルを提供するネットワーク側出口１
２８も含む。ネットワーク側出口マルチプレクサ１３０は、複数のネットワーク
側出口待ち行列、例えば待ち行列１３２、１３４、１３６、１３８から入力を受
取る。本発明によれば、サービスの各クラスに対して１つのネットワーク側出口
待ち行列が確立される。例として示すように、待ち行列１３８は、装置１００を
介してＧＦＲ ＶＣのすべてをサービスする。待ち行列１３２、１３４、１３６
、１３８の各々は、バス１２０からＡＴＭセルを受取り、そのセルをマルチプレ
クサ１３０に引渡す。ＧＦＲ ＶＣのネットワーク側出口待ち行列１３８の状態
は、待ち行列１３８とバス１２０とに結合されたネットワーク側出口待ち行列モ
ニタ１３２によって監視される。
【００２３】 ネットワーク側入口１４０は、ネットワーク（図示せず）からＡＴＭセルを受
取り、ネットワーク側入口待ち行列１４２、１４４、１４６、１４８にそれらの
セルを向ける。本発明によれば、装置１００によりトラフィックの各クラスに対
し、１つのネットワーク側入口待ち行列が確立される。ネットワーク側入口待ち
行列の出口は、バス１２０に結合されたマルチプレクサ１５０によって多重化さ
れる。
取り、ネットワーク側入口待ち行列１４２、１４４、１４６、１４８にそれらの
セルを向ける。本発明によれば、装置１００によりトラフィックの各クラスに対
し、１つのネットワーク側入口待ち行列が確立される。ネットワーク側入口待ち
行列の出口は、バス１２０に結合されたマルチプレクサ１５０によって多重化さ
れる。
【００２４】 本発明によれば、ネットワークから装置１００に入るＡＴＭセルは、マルチプ
レクサ１５０によりバス１２０に配置され、ＧＦＲセルを他のすべてのトラフィ
ックから分離するデマルチプレクサ１５２によってバスから取出される。ＧＦＲ
セルは、デマルチプレクサ１５２により１つの待ち行列１５４に配置される。待
ち行列１５４の出口は、後述するポリシーに従ってセルを破棄するポスト待ち行
列パケットプロセッサ１５６に結合される。プロセッサ１５６によって破棄され
ないＧＦＲセルは、マルチプレクサ１５８により、デマルチプレクサ１５２によ
ってバス１２０から取出されたセルの残りと再結合される。マルチプレクサ１５
８の出口は、装置１００のライン側に結合される各ラインに１つの、複数のライ
ン側出口待ち行列、例えば１６０、１６２、１６４、１６６に結合される。ライ
ン側出口待ち行列の出口は、例えばＵＴＯＰＩＡインタフェース１６８により、
個々のライン、例えばｘＤＳＬライン１７０に向けられる。
レクサ１５０によりバス１２０に配置され、ＧＦＲセルを他のすべてのトラフィ
ックから分離するデマルチプレクサ１５２によってバスから取出される。ＧＦＲ
セルは、デマルチプレクサ１５２により１つの待ち行列１５４に配置される。待
ち行列１５４の出口は、後述するポリシーに従ってセルを破棄するポスト待ち行
列パケットプロセッサ１５６に結合される。プロセッサ１５６によって破棄され
ないＧＦＲセルは、マルチプレクサ１５８により、デマルチプレクサ１５２によ
ってバス１２０から取出されたセルの残りと再結合される。マルチプレクサ１５
８の出口は、装置１００のライン側に結合される各ラインに１つの、複数のライ
ン側出口待ち行列、例えば１６０、１６２、１６４、１６６に結合される。ライ
ン側出口待ち行列の出口は、例えばＵＴＯＰＩＡインタフェース１６８により、
個々のライン、例えばｘＤＳＬライン１７０に向けられる。
【００２５】 本発明の方法によれば、装置１００は、図４〜図６に関して説明するように動
作する。ここで図４を参照すると、上述したように、２００において、各ＧＦＲ
ＶＣに対し別々のライン側入口待ち行列（キュー）が確立される（これらは、
図３に示す待ち行列１１２、１１４、１１６である）。更に、２０２において、
各ＧＦＲ ＶＣに対しＭＣＲ、ＰＣＲおよびＭ値が割当てられる。２０４におい
て、システムパラメータＴの定義付けが示されているが、このパラメータはシス
テムのブート（boot）時等の初期段階において定義されてよい。２０６において
、すべてのＧＦＲトラフィックに対し、１つのネットワーク側出口待ち行列が確
立される（これは、図３に示す待ち行列１３８である）。２０８において、１つ
のネットワーク側入力待ち行列（図３の１４８）が確立され、２１０において、
ライン側出口バルク処理待ち行列（図３の１５４）が確立される。上述したよう
に、ＧＦＲトラフィックのネットワーク側出口待ち行列が監視され、各ＧＦＲ
ＶＣに対し、ライン側入力待ち行列のコントローラにメッセージが送信される。
概して、ライン側入口待ち行列コントローラは、Ｔミリ秒毎に各ＧＦＲ ＶＣに
対しＭＣＲを送信するように命令される。これは、ネットワーク側出口待ち行列
モニタ（図３の１３２）が、図４の２１２に示すようにＴミリ秒毎にメッセージ
ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲを送信することによって達成される。また、ネットワー
ク側出口待ち行列モニタは、ＧＦＲトラフィックに対しネットワーク側出口待ち
行列のセルの数を監視し、図４の２１４において、各ＧＦＲ ＶＣに対し待ち行
列のセルの数が積Ｔ＊ＭＣＲの和より少ないか判断する。ＶＣ毎のＴ＊ＭＣＲの
実行和（running sum）は、丸め損失を防止するように分数的にアカウントされ
る。セルの数がこの閾値より下に下がる場合、ＧＦＲ ＶＣに対し帯域幅を割付
ける際に、比例的または均等公平性のいずれが使用されるかにより、２つの手続
きのうちの１つが続く。
作する。ここで図４を参照すると、上述したように、２００において、各ＧＦＲ
ＶＣに対し別々のライン側入口待ち行列（キュー）が確立される（これらは、
図３に示す待ち行列１１２、１１４、１１６である）。更に、２０２において、
各ＧＦＲ ＶＣに対しＭＣＲ、ＰＣＲおよびＭ値が割当てられる。２０４におい
て、システムパラメータＴの定義付けが示されているが、このパラメータはシス
テムのブート（boot）時等の初期段階において定義されてよい。２０６において
、すべてのＧＦＲトラフィックに対し、１つのネットワーク側出口待ち行列が確
立される（これは、図３に示す待ち行列１３８である）。２０８において、１つ
のネットワーク側入力待ち行列（図３の１４８）が確立され、２１０において、
ライン側出口バルク処理待ち行列（図３の１５４）が確立される。上述したよう
に、ＧＦＲトラフィックのネットワーク側出口待ち行列が監視され、各ＧＦＲ
ＶＣに対し、ライン側入力待ち行列のコントローラにメッセージが送信される。
概して、ライン側入口待ち行列コントローラは、Ｔミリ秒毎に各ＧＦＲ ＶＣに
対しＭＣＲを送信するように命令される。これは、ネットワーク側出口待ち行列
モニタ（図３の１３２）が、図４の２１２に示すようにＴミリ秒毎にメッセージ
ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲを送信することによって達成される。また、ネットワー
ク側出口待ち行列モニタは、ＧＦＲトラフィックに対しネットワーク側出口待ち
行列のセルの数を監視し、図４の２１４において、各ＧＦＲ ＶＣに対し待ち行
列のセルの数が積Ｔ＊ＭＣＲの和より少ないか判断する。ＶＣ毎のＴ＊ＭＣＲの
実行和（running sum）は、丸め損失を防止するように分数的にアカウントされ
る。セルの数がこの閾値より下に下がる場合、ＧＦＲ ＶＣに対し帯域幅を割付
ける際に、比例的または均等公平性のいずれが使用されるかにより、２つの手続
きのうちの１つが続く。
【００２６】 図４の２１６において、均等公平性が適用されると判断された場合、ネットワ
ーク側出口待ち行列モニタ（図３の１３２）は、図４の２１８において、ライン
側入口待ち行列コントローラ（図３の１２６）に対しメッセージＳＥＮＤＵＢＲ
＿Ｍを送信する。このメッセージは、コントローラに対し、各ＧＦＲ ＶＣにつ
いてＭ個のセルを送信するように命令する。ＧＦＲトラフィックに対するネット
ワーク側出口待ち行列のセルの数が、２１４で決定される閾値より下のままであ
る場合、ＧＦＲトラフィックのネットワーク側出口待ち行列におけるセルの数が
２１４で決定される閾値以上になるまで、ＳＥＮＤＵＢＲ＿Ｍメッセージが繰返
される。
ーク側出口待ち行列モニタ（図３の１３２）は、図４の２１８において、ライン
側入口待ち行列コントローラ（図３の１２６）に対しメッセージＳＥＮＤＵＢＲ
＿Ｍを送信する。このメッセージは、コントローラに対し、各ＧＦＲ ＶＣにつ
いてＭ個のセルを送信するように命令する。ＧＦＲトラフィックに対するネット
ワーク側出口待ち行列のセルの数が、２１４で決定される閾値より下のままであ
る場合、ＧＦＲトラフィックのネットワーク側出口待ち行列におけるセルの数が
２１４で決定される閾値以上になるまで、ＳＥＮＤＵＢＲ＿Ｍメッセージが繰返
される。
【００２７】 ２１６において、均等公平性が適用されると判断された場合、２２０において
、ネットワーク側出口待ち行列モニタは、ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲメッセージの
頻度を増加させ、２２２において、ライン側入口待ち行列コントローラは、ＧＦ
Ｒ ＶＣのいずれに対してもＰＣＲが超過されないことを保証するようアカウン
トする。ＰＣＲ違反に対するこのアカウンティングは、図５に示し後述するセル
破棄ポリシー内で達成される。図４に示すように、比例的公平性を適用する場合
、２１４においてＧＦＲトラフィックに対するネットワーク側出口待ち行列にお
けるセルの数が閾値以上であると判断されるまで、ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲメッ
セージの頻度は増大し続けることになる。
、ネットワーク側出口待ち行列モニタは、ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲメッセージの
頻度を増加させ、２２２において、ライン側入口待ち行列コントローラは、ＧＦ
Ｒ ＶＣのいずれに対してもＰＣＲが超過されないことを保証するようアカウン
トする。ＰＣＲ違反に対するこのアカウンティングは、図５に示し後述するセル
破棄ポリシー内で達成される。図４に示すように、比例的公平性を適用する場合
、２１４においてＧＦＲトラフィックに対するネットワーク側出口待ち行列にお
けるセルの数が閾値以上であると判断されるまで、ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲメッ
セージの頻度は増大し続けることになる。
【００２８】 ここで図５を参照すると、３００において始まるライン側入口待ち行列コント
ローラ（図３の１２６）は、輻輳を示す４つの状態に従ってＧＦＲ ＶＣ待ち行
列からのセルを破棄する。３０２において、コントローラは、待ち行列のいずれ
か１つに対しＰＣＲが超過されているか判断し、３０４において、影響を受けた
待ち行列から１つまたは複数のセルを破棄する。３０６において、コントローラ
は、各待ち行列に対し、閾値サイズ（待ち行列のセルの数）がその待ち行列に対
し超過されているか判断する。待ち行列閾値が超過されている場合、３０４にお
いて、影響を受けた待ち行列からのセルが破棄される。３０８において、コント
ローラは、まとめて待ち行列のすべてに対し、サービスクラス閾値サイズ（待ち
行列のすべてにおけるセルの合計数）が超過されているか判断する。そうである
場合、３１０においていくつのセルが各待ち行列から破棄されるか判断する公平
性アルゴリズムをオプションとして適用した後に、３０４においてセルが破棄さ
れる。デフォルトとして、サービスクラス閾値が超過されなくなるまで、新たに
到着するセルが破棄される。３１２において、コントローラは、待ち行列を提供
するために使用されるメモリがフル（一杯）である（または略フルである）か判
断する。そうである場合、３１０においていくつのセルが各待ち行列から破棄さ
れるか判断する公平性アルゴリズムを任意に適用した後に、３０４においてセル
が破棄される。デフォルトとして、メモリがフルでなくなるまで、新たに到着す
るセルは破棄される。
ローラ（図３の１２６）は、輻輳を示す４つの状態に従ってＧＦＲ ＶＣ待ち行
列からのセルを破棄する。３０２において、コントローラは、待ち行列のいずれ
か１つに対しＰＣＲが超過されているか判断し、３０４において、影響を受けた
待ち行列から１つまたは複数のセルを破棄する。３０６において、コントローラ
は、各待ち行列に対し、閾値サイズ（待ち行列のセルの数）がその待ち行列に対
し超過されているか判断する。待ち行列閾値が超過されている場合、３０４にお
いて、影響を受けた待ち行列からのセルが破棄される。３０８において、コント
ローラは、まとめて待ち行列のすべてに対し、サービスクラス閾値サイズ（待ち
行列のすべてにおけるセルの合計数）が超過されているか判断する。そうである
場合、３１０においていくつのセルが各待ち行列から破棄されるか判断する公平
性アルゴリズムをオプションとして適用した後に、３０４においてセルが破棄さ
れる。デフォルトとして、サービスクラス閾値が超過されなくなるまで、新たに
到着するセルが破棄される。３１２において、コントローラは、待ち行列を提供
するために使用されるメモリがフル（一杯）である（または略フルである）か判
断する。そうである場合、３１０においていくつのセルが各待ち行列から破棄さ
れるか判断する公平性アルゴリズムを任意に適用した後に、３０４においてセル
が破棄される。デフォルトとして、メモリがフルでなくなるまで、新たに到着す
るセルは破棄される。
【００２９】 ここで図６を参照すると、輻輳が示される場合、ライン側出口においてもＧＦ
Ｒセルが破棄される。特に、４００で開始し、ライン側出口バッチ処理待ち行列
（図３の１５４）が、ポスト待ち行列パケット（ポスト・キュー・パケット）プ
ロセッサ（図３の１５６）によって調べられる。４０２において、待ち行列にお
けるセルの数が事前設定された閾値を超えていると判断された場合、ＰＣＲより
上のパケットが破棄される。４０６において、ＰＣＲより上のパケットを破棄し
た後に待ち行列サイズが閾値より上のままであると判断された場合、４０８にお
いて、コントローラはＭＣＲより上のパケットを破棄する。プロセッサは、各セ
ルがいずれのＶＣに属するか知っており、各ＶＣがそれ自体のＰＣＲとそれ自体
のＭＣＲとを有するため、公平性は自動的に行われる。
Ｒセルが破棄される。特に、４００で開始し、ライン側出口バッチ処理待ち行列
（図３の１５４）が、ポスト待ち行列パケット（ポスト・キュー・パケット）プ
ロセッサ（図３の１５６）によって調べられる。４０２において、待ち行列にお
けるセルの数が事前設定された閾値を超えていると判断された場合、ＰＣＲより
上のパケットが破棄される。４０６において、ＰＣＲより上のパケットを破棄し
た後に待ち行列サイズが閾値より上のままであると判断された場合、４０８にお
いて、コントローラはＭＣＲより上のパケットを破棄する。プロセッサは、各セ
ルがいずれのＶＣに属するか知っており、各ＶＣがそれ自体のＰＣＲとそれ自体
のＭＣＲとを有するため、公平性は自動的に行われる。
【００３０】 本明細書において、ＡＴＭネットワークのトラフィックを管理する方法および
装置のいくつかの実施の形態を説明し例示した。本発明の特定の実施の形態を説
明したが、本発明はそれに限定されることを意図しておらず、本発明は本技術分
野が可能とする程度に範囲が広く本明細書が同様に読まれることを意図している
。このため、特定の方法ステップが、特定の順序で実行されるように開示されて
いるが、方法ステップのいくつかが列挙されている順序で実行される必要はない
、ということが認められよう。また、特定の数の待ち行列が示されているが、同
様の結果を得るために他の数の待ち行列を使用することができる、ということが
認められよう。更に、待ち行列、マルチプレクサ、モニタ、コントローラおよび
プロセッサの結合に関して特定の構成が示されているが、他の構成を同様に使用
することができる、ということが認められよう。特に、上述したように、本発明
の装置は、ハードウェア、ソフトウェアまたはハードウェアおよびソフトウェア
の組合せで実現されてよい。従って、当業者により、請求されているような発明
の精神および範囲から逸脱することなく、提供される発明に対し更に他の変更を
行うことができる、ということが認められよう。
装置のいくつかの実施の形態を説明し例示した。本発明の特定の実施の形態を説
明したが、本発明はそれに限定されることを意図しておらず、本発明は本技術分
野が可能とする程度に範囲が広く本明細書が同様に読まれることを意図している
。このため、特定の方法ステップが、特定の順序で実行されるように開示されて
いるが、方法ステップのいくつかが列挙されている順序で実行される必要はない
、ということが認められよう。また、特定の数の待ち行列が示されているが、同
様の結果を得るために他の数の待ち行列を使用することができる、ということが
認められよう。更に、待ち行列、マルチプレクサ、モニタ、コントローラおよび
プロセッサの結合に関して特定の構成が示されているが、他の構成を同様に使用
することができる、ということが認められよう。特に、上述したように、本発明
の装置は、ハードウェア、ソフトウェアまたはハードウェアおよびソフトウェア
の組合せで実現されてよい。従って、当業者により、請求されているような発明
の精神および範囲から逸脱することなく、提供される発明に対し更に他の変更を
行うことができる、ということが認められよう。
【図１】 複数の入口待ち行列を有する従来技術のマルチプレクサの略図である。
【図２】 ネットワーク側とライン側との両方において入口および出口待ち行列を有する
従来技術のＵＮＩ ＡＴＭ装置の略図である。
従来技術のＵＮＩ ＡＴＭ装置の略図である。
【図３】 本発明によるＵＮＩ ＡＴＭ装置の略図である。
【図４】 本発明による帯域幅の公平な割付けの実現を例示する簡易フローチャートであ
る。
る。
【図５】 本発明によるライン側入口待ち行列コントローラのパケット破棄ポリシーを例
示する簡易フローチャートである。
示する簡易フローチャートである。
【図６】 本発明によるライン側出口待ち行列パケットプロセッサのパケット破棄ポリシ
ーを例示する簡易フローチャートである。
ーを例示する簡易フローチャートである。
【手続補正書】
【提出日】平成１４年１月２２日（２００２．１．２２）
【手続補正１】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】全文
【補正方法】変更
【補正の内容】
【発明の名称】 ＡＴＭネットワークのトラフィックを管理する方法および装置
【特許請求の範囲】
【発明の詳細な説明】
【０００１】技術分野 本発明は、ＡＴＭ（Asynchronous Transfer Mode：非同期転送モード）ネット
ワークにおける帯域幅の割付けに関する。より詳細には、本発明は、キューイン
グ（待ち行列）構造を介してトラフィックおよび輻輳を制御する方法および装置
に関する。背景技術 適切に構成されたＡＴＭネットワークは、トラフィックを適正に管理し、音声
、ビデオおよびデータ等の異なるタイプのトラフィックに対しネットワーク容量
を有効に割付け（割当て）なければならない。また、ＡＴＭネットワークは、各
ネットワークユーザによって指定されるサービス品質（ＱＯＳ：quality of ser
vice）レベルに対して費用効率のよい動作を提供しなければならず、異なるアプ
リケーションに対し異なる遅延要件をサポートすることができなければならない
。最も重要なことには、ネットワークは、予期しないトラフィックパターン、特
にあらゆるネットワークユーザからのトラフィックの予期しないバースト、すな
わちネットワーク輻輳に適応することができなければならない。
ワークにおける帯域幅の割付けに関する。より詳細には、本発明は、キューイン
グ（待ち行列）構造を介してトラフィックおよび輻輳を制御する方法および装置
に関する。背景技術 適切に構成されたＡＴＭネットワークは、トラフィックを適正に管理し、音声
、ビデオおよびデータ等の異なるタイプのトラフィックに対しネットワーク容量
を有効に割付け（割当て）なければならない。また、ＡＴＭネットワークは、各
ネットワークユーザによって指定されるサービス品質（ＱＯＳ：quality of ser
vice）レベルに対して費用効率のよい動作を提供しなければならず、異なるアプ
リケーションに対し異なる遅延要件をサポートすることができなければならない
。最も重要なことには、ネットワークは、予期しないトラフィックパターン、特
にあらゆるネットワークユーザからのトラフィックの予期しないバースト、すな
わちネットワーク輻輳に適応することができなければならない。
【０００２】 ネットワークの帯域幅が増大しない、ネットワーク輻輳を管理する唯一の方法
は、ネットワークトラフィックを管理することである。各種のＡＴＭ標準によれ
ば、トラフィック管理は、主に、ネットワークオペレータとネットワークユーザ
との間でネゴシエートされるＱＯＳレベルに基づく。概して、ＱＯＳレベルは、
各ユーザが測定された時間間隔にネットワークに提示可能なトラフィックの最大
量、すなわちビットレートを指定する。デジタル音声接続は３２キロビット／秒
程度しか必要としないが、高精細度テレビ信号は、６メガビット／秒以上を必要
とする場合がある。これら帯域幅の予測される要件は、時に、アプリケーション
の「固有（natural）ビットレート」と呼ばれる。不特定データ送信に必要な固
有ビットレートは、数キロビット／秒程度の低いものから数百キロビット／秒程
度の高いものまで、時間の経過によって大きく変化する可能性がある。このタイ
プの可変固有ビットレートは、「バースティ（bursty）」であると言われる。Ａ
ＴＭネットワークに対する改善目標は、サービスされているすべてのアプリケー
ションに対し固有ビットレートをサポートする、ということである。アプリケー
ションに必要な最大ビットレートに対し、統計的バーストによって単純に帯域幅
を割付けることは効率が悪い。可変トラフィックプロファイルにより、ネットワ
ークに輻輳がもたらされる時、いくつかのユーザからのトラフィックを破棄する
必要のある場合がある。
は、ネットワークトラフィックを管理することである。各種のＡＴＭ標準によれ
ば、トラフィック管理は、主に、ネットワークオペレータとネットワークユーザ
との間でネゴシエートされるＱＯＳレベルに基づく。概して、ＱＯＳレベルは、
各ユーザが測定された時間間隔にネットワークに提示可能なトラフィックの最大
量、すなわちビットレートを指定する。デジタル音声接続は３２キロビット／秒
程度しか必要としないが、高精細度テレビ信号は、６メガビット／秒以上を必要
とする場合がある。これら帯域幅の予測される要件は、時に、アプリケーション
の「固有（natural）ビットレート」と呼ばれる。不特定データ送信に必要な固
有ビットレートは、数キロビット／秒程度の低いものから数百キロビット／秒程
度の高いものまで、時間の経過によって大きく変化する可能性がある。このタイ
プの可変固有ビットレートは、「バースティ（bursty）」であると言われる。Ａ
ＴＭネットワークに対する改善目標は、サービスされているすべてのアプリケー
ションに対し固有ビットレートをサポートする、ということである。アプリケー
ションに必要な最大ビットレートに対し、統計的バーストによって単純に帯域幅
を割付けることは効率が悪い。可変トラフィックプロファイルにより、ネットワ
ークに輻輳がもたらされる時、いくつかのユーザからのトラフィックを破棄する
必要のある場合がある。
【０００３】 上に示唆したように、輻輳は、ＡＴＭ層において、スイッチ、送信リンクまた
はクロスコネクト等のネットワーク要素に存在する、定められネゴシエートされ
たパフォーマンス目標（ネットワークユーザによって指定されるＱＯＳレベル）
をネットワークが満たすことができない状態を言う。一方、トラフィック制御は
、ネットワークにより輻輳を避けるためにとられる1組のアクションを言う。こ
のため、「輻輳制御」は、ＱＯＳ計画および「トラフィック制御」の結果である
。
はクロスコネクト等のネットワーク要素に存在する、定められネゴシエートされ
たパフォーマンス目標（ネットワークユーザによって指定されるＱＯＳレベル）
をネットワークが満たすことができない状態を言う。一方、トラフィック制御は
、ネットワークにより輻輳を避けるためにとられる1組のアクションを言う。こ
のため、「輻輳制御」は、ＱＯＳ計画および「トラフィック制御」の結果である
。
【０００４】 ネットワークによりトラフィックを制御するためにとることが可能なアクショ
ンは、ネットワークユーザとネゴシエートされるＱＯＳレベルによって制限され
る。ＡＴＭネットワークでは、トラフィック制御は、以下の５つのタイプのアク
ションを含む。すなわち、（１）呼セットアップ時にユーザコネクションが受入
れられるか拒絶されるかを判断するコネクション受付制御（ＣＡＣ：Connection
Admission Control）と、（２）ユーザネットワークインタフェース（ＵＮＩ：
User Network Interface）においてトラフィックを監視し統制する使用量パラメ
ータ制御（ＵＰＣ：Usage Parameter Control）と、（３）異なるタイプのトラ
フィックに対し優先度を確立するセル損失優先度（ＣＬＰ：Cell Loss Priority
）制御と、（４）３つの予め定められた制御に基づいてＵＮＩにおいてトラフィ
ックの性質を変更するトラフィックシェーピング（traffic shaping）メカニズ
ムと、（５）上記アクション（１）〜（４）からの情報を使用して指定されたポ
リシーに基づいて破棄されるトラフィックと、である。
ンは、ネットワークユーザとネゴシエートされるＱＯＳレベルによって制限され
る。ＡＴＭネットワークでは、トラフィック制御は、以下の５つのタイプのアク
ションを含む。すなわち、（１）呼セットアップ時にユーザコネクションが受入
れられるか拒絶されるかを判断するコネクション受付制御（ＣＡＣ：Connection
Admission Control）と、（２）ユーザネットワークインタフェース（ＵＮＩ：
User Network Interface）においてトラフィックを監視し統制する使用量パラメ
ータ制御（ＵＰＣ：Usage Parameter Control）と、（３）異なるタイプのトラ
フィックに対し優先度を確立するセル損失優先度（ＣＬＰ：Cell Loss Priority
）制御と、（４）３つの予め定められた制御に基づいてＵＮＩにおいてトラフィ
ックの性質を変更するトラフィックシェーピング（traffic shaping）メカニズ
ムと、（５）上記アクション（１）〜（４）からの情報を使用して指定されたポ
リシーに基づいて破棄されるトラフィックと、である。
【０００５】 ＡＴＭネットワークで利用されるコア（中核）メカニズムは、ＡＴＭノードへ
のインレット（入口）においてキュー（待ち行列）を確立することである。従来
技術の図１は、最大帯域幅、例えば１５５メガビット／秒であるアウトレット（
出口）１２を有するマルチプレクサ１０に入る異なるタイプのトラフィックの待
ち行列の簡単な概念を例示する。マルチプレクサは、１４、１６、１８、２０、
２２、…、ｎとして示す多数の入口を有し、各々には、対応する待ち行列（ＦＩ
ＦＯバッファ）１４’、１６’、１８’、２０’、２２’、…、ｎ’が提供され
る。ネットワークの帯域幅に関係なく、入口ｎのすべての統合的なビットレート
は、待ち行列がデータ損失を防止することができる短い期間（例えば、数ミリ秒
）より長い間、出口１２の帯域幅を超過してはならない。ＡＴＭ規格によれば、
各入口待ち行列は、公平かつ公正な方法でサービスされなければならない。待ち
行列サービス動作により、各アプリケーションに対し適当な遅延と許容可能なデ
ータ損失がもたらされなければならない。例えば、図１の入口１４の待ち行列が
固定ビットレート（ＣＢＲ：constant bit rate）ビデオ信号（５０〜１００キ
ロビット／秒）を受信する場合、それは、データ損失を防止するために１〜２ミ
リ秒毎にサービスされなければならない。一方、入口１８が可変ビットレートの
音声をサービスする場合、それは、サンプルの１〜１０％の間のデータ損失を許
容してよく、この入口の待ち行列は、それほど頻繁にサービスされなくてよい。
最高優先度待ち行列は、輻輳を防止するためのトラフィックシェーピング制御を
含む、ネットワークを管理する情報を含む信号チャネルをサービスするものであ
ってよい。他のデータチャネルには、これらのチャネルに対して合意されたＱＯ
Ｓにより、異なる優先度処理がなされてよい。最低優先度待ち行列は、遅延に対
してセンシティブでない(遅延がそれほど問題にならない)データ、例えばメール
を収容するものである。
のインレット（入口）においてキュー（待ち行列）を確立することである。従来
技術の図１は、最大帯域幅、例えば１５５メガビット／秒であるアウトレット（
出口）１２を有するマルチプレクサ１０に入る異なるタイプのトラフィックの待
ち行列の簡単な概念を例示する。マルチプレクサは、１４、１６、１８、２０、
２２、…、ｎとして示す多数の入口を有し、各々には、対応する待ち行列（ＦＩ
ＦＯバッファ）１４’、１６’、１８’、２０’、２２’、…、ｎ’が提供され
る。ネットワークの帯域幅に関係なく、入口ｎのすべての統合的なビットレート
は、待ち行列がデータ損失を防止することができる短い期間（例えば、数ミリ秒
）より長い間、出口１２の帯域幅を超過してはならない。ＡＴＭ規格によれば、
各入口待ち行列は、公平かつ公正な方法でサービスされなければならない。待ち
行列サービス動作により、各アプリケーションに対し適当な遅延と許容可能なデ
ータ損失がもたらされなければならない。例えば、図１の入口１４の待ち行列が
固定ビットレート（ＣＢＲ：constant bit rate）ビデオ信号（５０〜１００キ
ロビット／秒）を受信する場合、それは、データ損失を防止するために１〜２ミ
リ秒毎にサービスされなければならない。一方、入口１８が可変ビットレートの
音声をサービスする場合、それは、サンプルの１〜１０％の間のデータ損失を許
容してよく、この入口の待ち行列は、それほど頻繁にサービスされなくてよい。
最高優先度待ち行列は、輻輳を防止するためのトラフィックシェーピング制御を
含む、ネットワークを管理する情報を含む信号チャネルをサービスするものであ
ってよい。他のデータチャネルには、これらのチャネルに対して合意されたＱＯ
Ｓにより、異なる優先度処理がなされてよい。最低優先度待ち行列は、遅延に対
してセンシティブでない(遅延がそれほど問題にならない)データ、例えばメール
を収容するものである。
【０００６】 当業者は、待ち行列の数と図１のマルチプレクサ１０等のあらゆるノードで処
理されているトラフィックのタイプとが時間の経過によって変化すること、およ
びノードが、待ち行列の状態を常に監視し、新たな待ち行列を開き、古い待ち行
列を閉じ、すべての待ち行列がタイムリにサービスされることを保証しなければ
ならないということを、認識するであろう。一般的な原理によれば、信号チャネ
ルがサービスされた後、遅延センシティブな待ち行列は、Ｔ1ミリ秒間、または
Ｔ1ミリ秒の前であれば遅延センシティブな待ち行列が空になるまでサービスさ
れる。次に、遅延インセンシティブ（センシティブでない）な待ち行列は、Ｔ2
ミリ秒間、またはＴ2ミリ秒の前であればそれらが空になるまでサービスされる
。サービス時間Ｔ1およびＴ2の間、シグナリングチャネル待ち行列がサービスさ
れる必要のある場合、待ち行列のサービスは一時停止され、シグナリングチャネ
ル待ち行列のサービスが完了した時に再開する。
理されているトラフィックのタイプとが時間の経過によって変化すること、およ
びノードが、待ち行列の状態を常に監視し、新たな待ち行列を開き、古い待ち行
列を閉じ、すべての待ち行列がタイムリにサービスされることを保証しなければ
ならないということを、認識するであろう。一般的な原理によれば、信号チャネ
ルがサービスされた後、遅延センシティブな待ち行列は、Ｔ1ミリ秒間、または
Ｔ1ミリ秒の前であれば遅延センシティブな待ち行列が空になるまでサービスさ
れる。次に、遅延インセンシティブ（センシティブでない）な待ち行列は、Ｔ2
ミリ秒間、またはＴ2ミリ秒の前であればそれらが空になるまでサービスされる
。サービス時間Ｔ1およびＴ2の間、シグナリングチャネル待ち行列がサービスさ
れる必要のある場合、待ち行列のサービスは一時停止され、シグナリングチャネ
ル待ち行列のサービスが完了した時に再開する。
【０００７】 待ち行列をサービスするためのパラメータを計算するために、３つの周知の方
程式が使用される。以下に式１として記載した第１の式は、Ｔiが待ち行列ｑiを
サービスするための時間パラメータである場合、各ｑiに対し、出力リンク帯域
幅の分数ｆ1が得られることを保証する。
程式が使用される。以下に式１として記載した第１の式は、Ｔiが待ち行列ｑiを
サービスするための時間パラメータである場合、各ｑiに対し、出力リンク帯域
幅の分数ｆ1が得られることを保証する。
【０００８】
【数１】
【０００９】 式２として以下に記載する第２の式は、待ち行列のすべてに割当てられる帯域幅
のすべてが、出力リンク容量に対して分数（１−ｆ0）を超過しないことを保証
する。
のすべてが、出力リンク容量に対して分数（１−ｆ0）を超過しないことを保証
する。
【００１０】
【数２】
【００１１】 式３として以下に記載する第３の式は、遅延センシティブなトラフィックに対す
る一貫したサービスを保証するために、すべての待ち行列に対するサイクル時間
が、１〜２ミリ秒でなければならないことを示す。
る一貫したサービスを保証するために、すべての待ち行列に対するサイクル時間
が、１〜２ミリ秒でなければならないことを示す。
【００１２】
【数３】
【００１３】 式３において、Ｍcは、サービスサイクル時間中に待ち行列から引出されるセル
の数であり、ｔは、リンク上のセル送信時間である。 当業者は、トラフィック管理の最も困難な態様の１つがトラフィックの可変遅
延に関連するということを認めるであろう。トラフィック管理動作は、トラフィ
ック遅延を考慮するために、ソースＵＮＩと宛先ＵＮＩとにおいて行わなければ
ならない。言換えれば、ネットワークからＵＮＩに流れるデータはバッファリン
グされなければならず、ユーザからネットワークに流れるデータはバッファリン
グされなければならない。更に、データがソースから宛先に進む際に通る各装置
において、データはその装置の入口と出口とにおいてバッファリングされなけれ
ばならない。トラフィックの性質は、それがどのようにバッファリングされるか
と、輻輳を避けるためにデータが破棄されるか否かと、を決定する。
の数であり、ｔは、リンク上のセル送信時間である。 当業者は、トラフィック管理の最も困難な態様の１つがトラフィックの可変遅
延に関連するということを認めるであろう。トラフィック管理動作は、トラフィ
ック遅延を考慮するために、ソースＵＮＩと宛先ＵＮＩとにおいて行わなければ
ならない。言換えれば、ネットワークからＵＮＩに流れるデータはバッファリン
グされなければならず、ユーザからネットワークに流れるデータはバッファリン
グされなければならない。更に、データがソースから宛先に進む際に通る各装置
において、データはその装置の入口と出口とにおいてバッファリングされなけれ
ばならない。トラフィックの性質は、それがどのようにバッファリングされるか
と、輻輳を避けるためにデータが破棄されるか否かと、を決定する。
【００１４】 従来技術の図２は、ＵＮＩにおける最新のＡＴＭ装置の入口および出口バッフ
ァを示す。図２に示すように、複数のｘＤＳＬライン入口３０は、図１に関連し
て上述した方法と同様な方法で、複数のユーザ入口待ち行列３４を介してユーザ
側入口マルチプレクサ３２に入る。マルチプレクサ３２は、上述したような優先
度に従って待ち行列３４をサービス（処理）し、データをローカルバスまたはス
イッチファブリック３６に配置する。データは、そこから複数のネットワーク出
口待ち行列４０を介してネットワーク側出口マルチプレクサ３８に入る。マルチ
プレクサ３８は、優先度に従って待ち行列４０をサービスし、データをネットワ
ーク４２に引渡す。ネットワーク４２からのデータは、複数のネットワーク入口
待ち行列４６を介してネットワーク側入口マルチプレクサ４４に入る。マルチプ
レクサ４４は、優先度に従って待ち行列４６をサービスし、データを内部バスま
たはスイッチファブリック３６に引渡す。データは、そこから複数のユーザ出口
待ち行列５０を介してユーザ側出口マルチプレクサ４８に入る。マルチプレクサ
４８は、待ち行列５０をサービスし、データを複数のｘＤＳＬライン出口５２に
引渡す。
ァを示す。図２に示すように、複数のｘＤＳＬライン入口３０は、図１に関連し
て上述した方法と同様な方法で、複数のユーザ入口待ち行列３４を介してユーザ
側入口マルチプレクサ３２に入る。マルチプレクサ３２は、上述したような優先
度に従って待ち行列３４をサービス（処理）し、データをローカルバスまたはス
イッチファブリック３６に配置する。データは、そこから複数のネットワーク出
口待ち行列４０を介してネットワーク側出口マルチプレクサ３８に入る。マルチ
プレクサ３８は、優先度に従って待ち行列４０をサービスし、データをネットワ
ーク４２に引渡す。ネットワーク４２からのデータは、複数のネットワーク入口
待ち行列４６を介してネットワーク側入口マルチプレクサ４４に入る。マルチプ
レクサ４４は、優先度に従って待ち行列４６をサービスし、データを内部バスま
たはスイッチファブリック３６に引渡す。データは、そこから複数のユーザ出口
待ち行列５０を介してユーザ側出口マルチプレクサ４８に入る。マルチプレクサ
４８は、待ち行列５０をサービスし、データを複数のｘＤＳＬライン出口５２に
引渡す。
【００１５】 上述したように、待ち行列は、概してタイミングパラメータに従ってサービス
され、遅延データは破棄される必要のある場合がある。例えば、ネットワーク４
２から待ち行列４６の１つに入るデータは、バッファリングが何の役目も果たさ
ない場合破棄される可能性がある。このため、データパケットの１つのセグメン
トが破棄されると、データパケットの残りは、エンド・ツー・エンドフロー制御
によりとにかく再送信されなければならないため、破棄されなければならない。
され、遅延データは破棄される必要のある場合がある。例えば、ネットワーク４
２から待ち行列４６の１つに入るデータは、バッファリングが何の役目も果たさ
ない場合破棄される可能性がある。このため、データパケットの１つのセグメン
トが破棄されると、データパケットの残りは、エンド・ツー・エンドフロー制御
によりとにかく再送信されなければならないため、破棄されなければならない。
【００１６】 皮肉にも、トラフィック制御を実現する最も困難な態様の１つは、余分の帯域
幅が、ＡＢＲ（available bit rate：アベイラブルビットレート）、ＵＢＲ（un
specified bit rate：非指定ビットレート）およびＧＦＲ（guaranteed frame r
ate：保証フレームレート）等のサービスについて契約したユーザ間で分配する
ために利用可能である、軽いトラフィックの時間中の利用可能帯域幅の公平な割
付けである。これらサービスにおいて、ユーザは、バースティ期間および待ち時
間の期間がある可能性のある時間にとられる平均レートである最小セルレートま
たは最小フレームレートに対し支払を行う。バースティ期間中、ネットワークの
トラフィックが重い場合、データは破棄される可能性がある。ネットワークのト
ラフィックが軽い場合、余分の利用可能な帯域幅がこれらのユーザに対し公平に
配分されなければならない。目下、余分な帯域幅を配分するいくつかの異なる方
法がある。１つの方法は、「比例的公平性（proportional fairness）」と呼ば
れる。比例的公平性によれば、各ユーザには、ユーザが契約した最小レートに比
例して余分の帯域幅の一部が割当てられる。余分の帯域幅を配分する他の方法は
、「均等公平性（equal fairness）」として知られる。均等公平性によれば、各
ユーザには、ユーザが契約した最小レートに関わらず利用可能な余分の帯域幅の
均等な割当が配分される。余分の帯域幅を配分する第３の方法は、「重み付け公
平性（weighted fairness）」として知られる。重み付け公平性によれば、各ユ
ーザには、ユーザが契約した最小レート以外の１つまたは複数の要素に基づいて
、利用可能な余分の帯域幅の重み付けされた割当が配分される。
幅が、ＡＢＲ（available bit rate：アベイラブルビットレート）、ＵＢＲ（un
specified bit rate：非指定ビットレート）およびＧＦＲ（guaranteed frame r
ate：保証フレームレート）等のサービスについて契約したユーザ間で分配する
ために利用可能である、軽いトラフィックの時間中の利用可能帯域幅の公平な割
付けである。これらサービスにおいて、ユーザは、バースティ期間および待ち時
間の期間がある可能性のある時間にとられる平均レートである最小セルレートま
たは最小フレームレートに対し支払を行う。バースティ期間中、ネットワークの
トラフィックが重い場合、データは破棄される可能性がある。ネットワークのト
ラフィックが軽い場合、余分の利用可能な帯域幅がこれらのユーザに対し公平に
配分されなければならない。目下、余分な帯域幅を配分するいくつかの異なる方
法がある。１つの方法は、「比例的公平性（proportional fairness）」と呼ば
れる。比例的公平性によれば、各ユーザには、ユーザが契約した最小レートに比
例して余分の帯域幅の一部が割当てられる。余分の帯域幅を配分する他の方法は
、「均等公平性（equal fairness）」として知られる。均等公平性によれば、各
ユーザには、ユーザが契約した最小レートに関わらず利用可能な余分の帯域幅の
均等な割当が配分される。余分の帯域幅を配分する第３の方法は、「重み付け公
平性（weighted fairness）」として知られる。重み付け公平性によれば、各ユ
ーザには、ユーザが契約した最小レート以外の１つまたは複数の要素に基づいて
、利用可能な余分の帯域幅の重み付けされた割当が配分される。
【００１７】 比例的および均等公平性アルゴリズムの現行の実現は、統計的データベースに
よっており、不正確になりがちである。発明の要約 従って、本発明の目的は、ＡＴＭネットワークのトラフィックを管理する方法
および装置を提供することである。
よっており、不正確になりがちである。発明の要約 従って、本発明の目的は、ＡＴＭネットワークのトラフィックを管理する方法
および装置を提供することである。
【００１８】 また、本発明の目的は、ＡＴＭスイッチにおいてＡＴＭセルをキュー（待ち行
列）に入れる方法および装置を提供することである。 本発明の他の目的は、公平性メカニズムに従って利用可能な帯域幅を割付ける
方法および装置を提供することである。
列）に入れる方法および装置を提供することである。 本発明の他の目的は、公平性メカニズムに従って利用可能な帯域幅を割付ける
方法および装置を提供することである。
【００１９】 本発明の更に他の目的は、比例的公平性と均等公平性との両方に従って利用可
能な帯域幅を割付ける方法および装置を提供することである。 以下に詳細に説明するこれらの目的によれば、本発明の装置は、各ＧＦＲ Ｖ
Ｃ（virtual connection:仮想コネクション）に対する別々のライン側（すなわ
ち、加入者装置に接続された側）入口待ち行列と、すべてのＧＦＲ ＶＣに対す
る１つのネットワーク側（すなわち、コアネットワークに接続された側）出口待
ち行列と、すべてのＧＦＲ ＶＣに対する１つのネットワーク側入口待ち行列と
、各ラインに対する別々のライン側出口待ち行列が続くポスト待ち行列パケット
プロセッサを備えた１つのライン側出口バルク処理待ち行列と、ネットワーク側
出口待ち行列モニタと、ライン側入口待ち行列コントローラと、を含む。ネット
ワーク側出口待ち行列モニタは、ライン側入口待ち行列コントローラに制御メッ
セージを送信することができるように該ライン側入口待ち行列コントローラに結
合される。本発明の方法のうちの１つによれば、ネットワーク側出口待ち行列モ
ニタは、ライン側入口待ち行列コントローラに対しネットワーク側出口ＧＦＲ待
ち行列の状態に基づいてライン側ＧＦＲ待ち行列からデータを送信するよう命令
するメッセージを、ライン側入口待ち行列コントローラに送信する。本発明の他
の方法によれば、ライン側入口待ち行列コントローラは、輻輳が示される場合、
ＧＦＲ ＶＣに対するパケットを破棄する。好ましい実施の形態によれば、輻輳
は次の４つの方法のうちの１つで示される。すなわち、（ａ）待ち行列のうちの
いずれか１つに対してＰＣＲ（peak cell rate：ピークセルレート）が超過され
るか、（ｂ）待ち行列のいずれか１つの閾値サイズが超過されるか、（ｃ）サー
ビスクラス閾値（待ち行列のすべてに対しグループとしてセットされる閾値）が
超過されるか、または（ｄ）待ち行列メモリがフルになる。本発明の更に他の方
法によれば、ポスト待ち行列パケットプロセッサは、ライン側出口バルク処理待
ち行列のサイズが閾値サイズを超えた場合、ＰＣＲより上のパケットを破棄し、
ＰＣＲより上のパケットを破棄することでライン側出口バルク処理待ち行列のサ
イズが十分に低減されなかった場合、ＭＣＲより上のパケットを破棄する。
能な帯域幅を割付ける方法および装置を提供することである。 以下に詳細に説明するこれらの目的によれば、本発明の装置は、各ＧＦＲ Ｖ
Ｃ（virtual connection:仮想コネクション）に対する別々のライン側（すなわ
ち、加入者装置に接続された側）入口待ち行列と、すべてのＧＦＲ ＶＣに対す
る１つのネットワーク側（すなわち、コアネットワークに接続された側）出口待
ち行列と、すべてのＧＦＲ ＶＣに対する１つのネットワーク側入口待ち行列と
、各ラインに対する別々のライン側出口待ち行列が続くポスト待ち行列パケット
プロセッサを備えた１つのライン側出口バルク処理待ち行列と、ネットワーク側
出口待ち行列モニタと、ライン側入口待ち行列コントローラと、を含む。ネット
ワーク側出口待ち行列モニタは、ライン側入口待ち行列コントローラに制御メッ
セージを送信することができるように該ライン側入口待ち行列コントローラに結
合される。本発明の方法のうちの１つによれば、ネットワーク側出口待ち行列モ
ニタは、ライン側入口待ち行列コントローラに対しネットワーク側出口ＧＦＲ待
ち行列の状態に基づいてライン側ＧＦＲ待ち行列からデータを送信するよう命令
するメッセージを、ライン側入口待ち行列コントローラに送信する。本発明の他
の方法によれば、ライン側入口待ち行列コントローラは、輻輳が示される場合、
ＧＦＲ ＶＣに対するパケットを破棄する。好ましい実施の形態によれば、輻輳
は次の４つの方法のうちの１つで示される。すなわち、（ａ）待ち行列のうちの
いずれか１つに対してＰＣＲ（peak cell rate：ピークセルレート）が超過され
るか、（ｂ）待ち行列のいずれか１つの閾値サイズが超過されるか、（ｃ）サー
ビスクラス閾値（待ち行列のすべてに対しグループとしてセットされる閾値）が
超過されるか、または（ｄ）待ち行列メモリがフルになる。本発明の更に他の方
法によれば、ポスト待ち行列パケットプロセッサは、ライン側出口バルク処理待
ち行列のサイズが閾値サイズを超えた場合、ＰＣＲより上のパケットを破棄し、
ＰＣＲより上のパケットを破棄することでライン側出口バルク処理待ち行列のサ
イズが十分に低減されなかった場合、ＭＣＲより上のパケットを破棄する。
【００２０】 現在における好ましい実施の形態によれば、本発明の装置は、ネットワーク側
入口および出口バッファとライン側入口および出口バッファとを備えた、あらゆ
るタイプのＡＴＭトラフィックを処理する装置に組込まれる。本願と共有の許可
された出願番号第０８／９６０，４９９号（米国特許第５，９０１，１４６号）
に開示されているように、好ましい装置は、バスシステムを介してネットワーク
側バッファとライン側バッファとを結合する。好ましくは、ネットワーク側出口
待ち行列モニタは、同じ共通のバスシステムを介してライン側入口待ち行列コン
トローラにメッセージを送信する。現在における好ましい方法によれば、各ＧＦ
Ｒ ＶＣがセットアップされる時に、ＰＣＲ、ＭＣＲおよびＭ（セルの最小数）
値が各ＧＦＲ ＶＣに割当てられる。また、待ち行列の各々の待ち行列閾値と特
定のサービスクラスを提供する待ち行列の各グループのサービスクラス閾値とは
、待ち行列が確立される時にセットアップされる。更に、システム時間パラメー
タＴが定義され、それによりネットワーク出口側待ち行列コントローラが、ライ
ン入口側待ち行列コントローラに対し各ＧＦＲ ＶＣに対してＭＣＲのＧＦＲセ
ルを送信するよう命令する時間パラメータＴに従ってメッセージ（ＳＥＮＤＵＢ
Ｒ＿ＭＣＲ）を、ライン入口側待ち行列コントローラに送信する。各入口待ち行
列から送信されるセルの数は、ＶＣのＭＣＲをパラメータＴ倍したものと等しい
。ネットワーク側出口待ち行列において受信されるセルの数が、すべてのＧＦＲ
ＶＣの集合体に対しＴ＊ＭＣＲの和より小さい場合、実現される公平性のタイ
プにより、２つのアクションのうちの１つがとられる。比例的公平性の場合、ネ
ットワーク出口側待ち行列モニタによりライン側入口待ち行列コントローラに送
信されるメッセージ（ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲ）の頻度は、ネットワーク側出口
待ち行列をオーバフローすることなく可能な限り高くインクリメントされること
により増大される。また、ライン側入口待ち行列は、待ち行列のいずれに対して
もＰＣＲが超過されないことを確実にするように監視される。均等公平性の場合
、ネットワーク側出口待ち行列において受信されるセルの数が、各ＧＦＲに対し
てＴ＊ＭＣＲの和より少ない場合、ネットワーク側出口待ち行列モニタは、各Ｇ
ＦＲ ＶＣに対し特定のＭ個のＧＦＲセルを送信するようメッセージ（ＳＥＮＤ
ＵＢＲ＿Ｍ）をライン側入口待ち行列コントローラに送信する。Ｍの値とＳＥＮ
ＤＵＢＲ＿Ｍメッセージの頻度とは、ネットワーク側出口待ち行列がアンダーフ
ローしないように設計される。
入口および出口バッファとライン側入口および出口バッファとを備えた、あらゆ
るタイプのＡＴＭトラフィックを処理する装置に組込まれる。本願と共有の許可
された出願番号第０８／９６０，４９９号（米国特許第５，９０１，１４６号）
に開示されているように、好ましい装置は、バスシステムを介してネットワーク
側バッファとライン側バッファとを結合する。好ましくは、ネットワーク側出口
待ち行列モニタは、同じ共通のバスシステムを介してライン側入口待ち行列コン
トローラにメッセージを送信する。現在における好ましい方法によれば、各ＧＦ
Ｒ ＶＣがセットアップされる時に、ＰＣＲ、ＭＣＲおよびＭ（セルの最小数）
値が各ＧＦＲ ＶＣに割当てられる。また、待ち行列の各々の待ち行列閾値と特
定のサービスクラスを提供する待ち行列の各グループのサービスクラス閾値とは
、待ち行列が確立される時にセットアップされる。更に、システム時間パラメー
タＴが定義され、それによりネットワーク出口側待ち行列コントローラが、ライ
ン入口側待ち行列コントローラに対し各ＧＦＲ ＶＣに対してＭＣＲのＧＦＲセ
ルを送信するよう命令する時間パラメータＴに従ってメッセージ（ＳＥＮＤＵＢ
Ｒ＿ＭＣＲ）を、ライン入口側待ち行列コントローラに送信する。各入口待ち行
列から送信されるセルの数は、ＶＣのＭＣＲをパラメータＴ倍したものと等しい
。ネットワーク側出口待ち行列において受信されるセルの数が、すべてのＧＦＲ
ＶＣの集合体に対しＴ＊ＭＣＲの和より小さい場合、実現される公平性のタイ
プにより、２つのアクションのうちの１つがとられる。比例的公平性の場合、ネ
ットワーク出口側待ち行列モニタによりライン側入口待ち行列コントローラに送
信されるメッセージ（ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲ）の頻度は、ネットワーク側出口
待ち行列をオーバフローすることなく可能な限り高くインクリメントされること
により増大される。また、ライン側入口待ち行列は、待ち行列のいずれに対して
もＰＣＲが超過されないことを確実にするように監視される。均等公平性の場合
、ネットワーク側出口待ち行列において受信されるセルの数が、各ＧＦＲに対し
てＴ＊ＭＣＲの和より少ない場合、ネットワーク側出口待ち行列モニタは、各Ｇ
ＦＲ ＶＣに対し特定のＭ個のＧＦＲセルを送信するようメッセージ（ＳＥＮＤ
ＵＢＲ＿Ｍ）をライン側入口待ち行列コントローラに送信する。Ｍの値とＳＥＮ
ＤＵＢＲ＿Ｍメッセージの頻度とは、ネットワーク側出口待ち行列がアンダーフ
ローしないように設計される。
【００２１】 本発明の更なる目的および利点は、添付図面に関連して以下の詳細な説明を参
照することにより当業者には明らかとなろう。好適な実施態様の説明 ここで図３を参照すると、ＡＴＭネットワークのトラフィックを管理する装置
１００は、ハードウェアまたはソフトウェアあるいはハードウェアおよびソフト
ウェアの組合せで実現されてよい。概して、本装置は、一般にｘＤＳＬライン入
口（インレット）である複数のライン側入口１０２を含む。現在における好まし
い実施の形態によれば、装置１００は、１６のｘＤＳＬライン入口１０２を有す
る。ＧＦＲ以外のサービスの各クラスに対して、別々のライン側入口キュー（待
ち行列）、例えば１０４、１０６、１０８、１１０がセットアップされる。装置
１００により、各ＧＦＲ ＶＣに対し別々のライン側入口待ち行列、例えば１１
２、１１４、１１６がセットアップされる。例として示すように、待ち行列１０
４はすべてのＣＢＲ ＶＣおよび信号チャネルをサービス（処理）し、待ち行列
１０６はすべてのＶＢＲ−ｎｒｔ ＶＣをサービスし、待ち行列１０８はすべて
のＶＢＲ−ｎｒｔ ＶＣをサービスし、待ち行列１１２、１１４、１１６は個々
のＧＦＲ ＶＣをサービスする。待ち行列１０４、１０６、１０８、１１０の出
口（アウトレット）は、従来からの優先度規則（ルール）に従ってこれらの待ち
行列からバス１２０にセルを配置するマルチプレクサ１１８に入る。本発明によ
れば、ＧＦＲ ＶＣをサービスする待ち行列のすべての出口は、最初にマルチプ
レクサ１２４によって多重化され、マルチプレクサ１１８に入る１つの出口１２
２になる。マルチプレクサ１２４は、後により詳細に説明するようにバス１２０
からコマンドを受信するライン側入口待ち行列コントローラ１２６によって制御
される。
照することにより当業者には明らかとなろう。好適な実施態様の説明 ここで図３を参照すると、ＡＴＭネットワークのトラフィックを管理する装置
１００は、ハードウェアまたはソフトウェアあるいはハードウェアおよびソフト
ウェアの組合せで実現されてよい。概して、本装置は、一般にｘＤＳＬライン入
口（インレット）である複数のライン側入口１０２を含む。現在における好まし
い実施の形態によれば、装置１００は、１６のｘＤＳＬライン入口１０２を有す
る。ＧＦＲ以外のサービスの各クラスに対して、別々のライン側入口キュー（待
ち行列）、例えば１０４、１０６、１０８、１１０がセットアップされる。装置
１００により、各ＧＦＲ ＶＣに対し別々のライン側入口待ち行列、例えば１１
２、１１４、１１６がセットアップされる。例として示すように、待ち行列１０
４はすべてのＣＢＲ ＶＣおよび信号チャネルをサービス（処理）し、待ち行列
１０６はすべてのＶＢＲ−ｎｒｔ ＶＣをサービスし、待ち行列１０８はすべて
のＶＢＲ−ｎｒｔ ＶＣをサービスし、待ち行列１１２、１１４、１１６は個々
のＧＦＲ ＶＣをサービスする。待ち行列１０４、１０６、１０８、１１０の出
口（アウトレット）は、従来からの優先度規則（ルール）に従ってこれらの待ち
行列からバス１２０にセルを配置するマルチプレクサ１１８に入る。本発明によ
れば、ＧＦＲ ＶＣをサービスする待ち行列のすべての出口は、最初にマルチプ
レクサ１２４によって多重化され、マルチプレクサ１１８に入る１つの出口１２
２になる。マルチプレクサ１２４は、後により詳細に説明するようにバス１２０
からコマンドを受信するライン側入口待ち行列コントローラ１２６によって制御
される。
【００２２】 また、装置１００は、概して、ネットワーク側出口マルチプレクサ１３０から
ＡＴＭネットワーク（図示せず）にＡＴＭセルを提供するネットワーク側出口１
２８も含む。ネットワーク側出口マルチプレクサ１３０は、複数のネットワーク
側出口待ち行列、例えば待ち行列１３２、１３４、１３６、１３８から入力を受
取る。本発明によれば、サービスの各クラスに対して１つのネットワーク側出口
待ち行列が確立される。例として示すように、待ち行列１３８は、装置１００を
介してＧＦＲ ＶＣのすべてをサービスする。待ち行列１３２、１３４、１３６
、１３８の各々は、バス１２０からＡＴＭセルを受取り、そのセルをマルチプレ
クサ１３０に引渡す。ＧＦＲ ＶＣのネットワーク側出口待ち行列１３８の状態
は、待ち行列１３８とバス１２０とに結合されたネットワーク側出口待ち行列モ
ニタ１３３によって監視される。
ＡＴＭネットワーク（図示せず）にＡＴＭセルを提供するネットワーク側出口１
２８も含む。ネットワーク側出口マルチプレクサ１３０は、複数のネットワーク
側出口待ち行列、例えば待ち行列１３２、１３４、１３６、１３８から入力を受
取る。本発明によれば、サービスの各クラスに対して１つのネットワーク側出口
待ち行列が確立される。例として示すように、待ち行列１３８は、装置１００を
介してＧＦＲ ＶＣのすべてをサービスする。待ち行列１３２、１３４、１３６
、１３８の各々は、バス１２０からＡＴＭセルを受取り、そのセルをマルチプレ
クサ１３０に引渡す。ＧＦＲ ＶＣのネットワーク側出口待ち行列１３８の状態
は、待ち行列１３８とバス１２０とに結合されたネットワーク側出口待ち行列モ
ニタ１３３によって監視される。
【００２３】 ネットワーク側入口１４０は、ネットワーク（図示せず）からＡＴＭセルを受
取り、ネットワーク側入口待ち行列１４２、１４４、１４６、１４８にそれらの
セルを向ける。本発明によれば、装置１００によりトラフィックの各クラスに対
し、１つのネットワーク側入口待ち行列が確立される。ネットワーク側入口待ち
行列の出口は、バス１２０に結合されたマルチプレクサ１５０によって多重化さ
れる。
取り、ネットワーク側入口待ち行列１４２、１４４、１４６、１４８にそれらの
セルを向ける。本発明によれば、装置１００によりトラフィックの各クラスに対
し、１つのネットワーク側入口待ち行列が確立される。ネットワーク側入口待ち
行列の出口は、バス１２０に結合されたマルチプレクサ１５０によって多重化さ
れる。
【００２４】 本発明によれば、ネットワークから装置１００に入るＡＴＭセルは、マルチプ
レクサ１５０によりバス１２０に配置され、ＧＦＲセルを他のすべてのトラフィ
ックから分離するデマルチプレクサ１５２によってバスから取出される。ＧＦＲ
セルは、デマルチプレクサ１５２により１つの待ち行列１５４に配置される。待
ち行列１５４の出口は、後述するポリシーに従ってセルを破棄するポスト待ち行
列パケットプロセッサ１５６に結合される。プロセッサ１５６によって破棄され
ないＧＦＲセルは、マルチプレクサ１５８により、デマルチプレクサ１５２によ
ってバス１２０から取出されたセルの残りと再結合される。マルチプレクサ１５
８の出口は、装置１００のライン側に結合される各ラインに１つの、複数のライ
ン側出口待ち行列、例えば１６０、１６２、１６４、１６６に結合される。ライ
ン側出口待ち行列の出口は、例えばＵＴＯＰＩＡインタフェース１６８により、
個々のライン、例えばｘＤＳＬライン１７０に向けられる。
レクサ１５０によりバス１２０に配置され、ＧＦＲセルを他のすべてのトラフィ
ックから分離するデマルチプレクサ１５２によってバスから取出される。ＧＦＲ
セルは、デマルチプレクサ１５２により１つの待ち行列１５４に配置される。待
ち行列１５４の出口は、後述するポリシーに従ってセルを破棄するポスト待ち行
列パケットプロセッサ１５６に結合される。プロセッサ１５６によって破棄され
ないＧＦＲセルは、マルチプレクサ１５８により、デマルチプレクサ１５２によ
ってバス１２０から取出されたセルの残りと再結合される。マルチプレクサ１５
８の出口は、装置１００のライン側に結合される各ラインに１つの、複数のライ
ン側出口待ち行列、例えば１６０、１６２、１６４、１６６に結合される。ライ
ン側出口待ち行列の出口は、例えばＵＴＯＰＩＡインタフェース１６８により、
個々のライン、例えばｘＤＳＬライン１７０に向けられる。
【００２５】 本発明の方法によれば、装置１００は、図４〜図６に関して説明するように動
作する。ここで図４を参照すると、上述したように、２００において、各ＧＦＲ
ＶＣに対し別々のライン側入口待ち行列（キュー）が確立される（これらは、
図３に示す待ち行列１１２、１１４、１１６である）。更に、２０２において、
各ＧＦＲ ＶＣに対しＭＣＲ、ＰＣＲおよびＭ値が割当てられる。２０４におい
て、システムパラメータＴの定義付けが示されているが、このパラメータはシス
テムのブート（boot）時等の初期段階において定義されてよい。２０６において
、すべてのＧＦＲトラフィックに対し、１つのネットワーク側出口待ち行列が確
立される（これは、図３に示す待ち行列１３８である）。２０８において、１つ
のネットワーク側入力待ち行列（図３の１４８）が確立され、２１０において、
ライン側出口バルク処理待ち行列（図３の１５４）が確立される。上述したよう
に、ＧＦＲトラフィックのネットワーク側出口待ち行列が監視され、各ＧＦＲ
ＶＣに対し、ライン側入力待ち行列のコントローラにメッセージが送信される。
概して、ライン側入口待ち行列コントローラは、Ｔミリ秒毎に各ＧＦＲ ＶＣに
対しＭＣＲを送信するように命令される。これは、ネットワーク側出口待ち行列
モニタ（図３の１３３）が、図４の２１２に示すようにＴミリ秒毎にメッセージ
ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲを送信することによって達成される。また、ネットワー
ク側出口待ち行列モニタは、ＧＦＲトラフィックに対しネットワーク側出口待ち
行列のセルの数を監視し、図４の２１４において、各ＧＦＲ ＶＣに対し待ち行
列のセルの数が積Ｔ＊ＭＣＲの和より少ないか判断する。ＶＣ毎のＴ＊ＭＣＲの
実行和（running sum）は、丸め損失を防止するように分数的にアカウントされ
る。セルの数がこの閾値より下に下がる場合、ＧＦＲ ＶＣに対し帯域幅を割付
ける際に、比例的または均等公平性のいずれが使用されるかにより、２つの手続
きのうちの１つが続く。
作する。ここで図４を参照すると、上述したように、２００において、各ＧＦＲ
ＶＣに対し別々のライン側入口待ち行列（キュー）が確立される（これらは、
図３に示す待ち行列１１２、１１４、１１６である）。更に、２０２において、
各ＧＦＲ ＶＣに対しＭＣＲ、ＰＣＲおよびＭ値が割当てられる。２０４におい
て、システムパラメータＴの定義付けが示されているが、このパラメータはシス
テムのブート（boot）時等の初期段階において定義されてよい。２０６において
、すべてのＧＦＲトラフィックに対し、１つのネットワーク側出口待ち行列が確
立される（これは、図３に示す待ち行列１３８である）。２０８において、１つ
のネットワーク側入力待ち行列（図３の１４８）が確立され、２１０において、
ライン側出口バルク処理待ち行列（図３の１５４）が確立される。上述したよう
に、ＧＦＲトラフィックのネットワーク側出口待ち行列が監視され、各ＧＦＲ
ＶＣに対し、ライン側入力待ち行列のコントローラにメッセージが送信される。
概して、ライン側入口待ち行列コントローラは、Ｔミリ秒毎に各ＧＦＲ ＶＣに
対しＭＣＲを送信するように命令される。これは、ネットワーク側出口待ち行列
モニタ（図３の１３３）が、図４の２１２に示すようにＴミリ秒毎にメッセージ
ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲを送信することによって達成される。また、ネットワー
ク側出口待ち行列モニタは、ＧＦＲトラフィックに対しネットワーク側出口待ち
行列のセルの数を監視し、図４の２１４において、各ＧＦＲ ＶＣに対し待ち行
列のセルの数が積Ｔ＊ＭＣＲの和より少ないか判断する。ＶＣ毎のＴ＊ＭＣＲの
実行和（running sum）は、丸め損失を防止するように分数的にアカウントされ
る。セルの数がこの閾値より下に下がる場合、ＧＦＲ ＶＣに対し帯域幅を割付
ける際に、比例的または均等公平性のいずれが使用されるかにより、２つの手続
きのうちの１つが続く。
【００２６】 図４の２１６において、均等公平性が適用されると判断された場合、ネットワ
ーク側出口待ち行列モニタ（図３の１３３）は、図４の２１８において、ライン
側入口待ち行列コントローラ（図３の１２６）に対しメッセージＳＥＮＤＵＢＲ
＿Ｍを送信する。このメッセージは、コントローラに対し、各ＧＦＲ ＶＣにつ
いてＭ個のセルを送信するように命令する。ＧＦＲトラフィックに対するネット
ワーク側出口待ち行列のセルの数が、２１４で決定される閾値より下のままであ
る場合、ＧＦＲトラフィックのネットワーク側出口待ち行列におけるセルの数が
２１４で決定される閾値以上になるまで、ＳＥＮＤＵＢＲ＿Ｍメッセージが繰返
される。
ーク側出口待ち行列モニタ（図３の１３３）は、図４の２１８において、ライン
側入口待ち行列コントローラ（図３の１２６）に対しメッセージＳＥＮＤＵＢＲ
＿Ｍを送信する。このメッセージは、コントローラに対し、各ＧＦＲ ＶＣにつ
いてＭ個のセルを送信するように命令する。ＧＦＲトラフィックに対するネット
ワーク側出口待ち行列のセルの数が、２１４で決定される閾値より下のままであ
る場合、ＧＦＲトラフィックのネットワーク側出口待ち行列におけるセルの数が
２１４で決定される閾値以上になるまで、ＳＥＮＤＵＢＲ＿Ｍメッセージが繰返
される。
【００２７】 ２１６において、均等公平性が適用されると判断された場合、２２０において
、ネットワーク側出口待ち行列モニタは、ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲメッセージの
頻度を増加させ、２２２において、ライン側入口待ち行列コントローラは、ＧＦ
Ｒ ＶＣのいずれに対してもＰＣＲが超過されないことを保証するようアカウン
トする。ＰＣＲ違反に対するこのアカウンティングは、図５に示し後述するセル
破棄ポリシー内で達成される。図４に示すように、比例的公平性を適用する場合
、２１４においてＧＦＲトラフィックに対するネットワーク側出口待ち行列にお
けるセルの数が閾値以上であると判断されるまで、ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲメッ
セージの頻度は増大し続けることになる。
、ネットワーク側出口待ち行列モニタは、ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲメッセージの
頻度を増加させ、２２２において、ライン側入口待ち行列コントローラは、ＧＦ
Ｒ ＶＣのいずれに対してもＰＣＲが超過されないことを保証するようアカウン
トする。ＰＣＲ違反に対するこのアカウンティングは、図５に示し後述するセル
破棄ポリシー内で達成される。図４に示すように、比例的公平性を適用する場合
、２１４においてＧＦＲトラフィックに対するネットワーク側出口待ち行列にお
けるセルの数が閾値以上であると判断されるまで、ＳＥＮＤＵＢＲ＿ＭＣＲメッ
セージの頻度は増大し続けることになる。
【００２８】 ここで図５を参照すると、３００において始まるライン側入口待ち行列コント
ローラ（図３の１２６）は、輻輳を示す４つの状態に従ってＧＦＲ ＶＣ待ち行
列からのセルを破棄する。３０２において、コントローラは、待ち行列のいずれ
か１つに対しＰＣＲが超過されているか判断し、３０４において、影響を受けた
待ち行列から１つまたは複数のセルを破棄する。３０６において、コントローラ
は、各待ち行列に対し、閾値サイズ（待ち行列のセルの数）がその待ち行列に対
し超過されているか判断する。待ち行列閾値が超過されている場合、３０４にお
いて、影響を受けた待ち行列からのセルが破棄される。３０８において、コント
ローラは、まとめて待ち行列のすべてに対し、サービスクラス閾値サイズ（待ち
行列のすべてにおけるセルの合計数）が超過されているか判断する。そうである
場合、３１０においていくつのセルが各待ち行列から破棄されるか判断する公平
性アルゴリズムをオプションとして適用した後に、３０４においてセルが破棄さ
れる。デフォルトとして、サービスクラス閾値が超過されなくなるまで、新たに
到着するセルが破棄される。３１２において、コントローラは、待ち行列を提供
するために使用されるメモリがフル（一杯）である（または略フルである）か判
断する。そうである場合、３１０においていくつのセルが各待ち行列から破棄さ
れるか判断する公平性アルゴリズムを任意に適用した後に、３０４においてセル
が破棄される。デフォルトとして、メモリがフルでなくなるまで、新たに到着す
るセルは破棄される。
ローラ（図３の１２６）は、輻輳を示す４つの状態に従ってＧＦＲ ＶＣ待ち行
列からのセルを破棄する。３０２において、コントローラは、待ち行列のいずれ
か１つに対しＰＣＲが超過されているか判断し、３０４において、影響を受けた
待ち行列から１つまたは複数のセルを破棄する。３０６において、コントローラ
は、各待ち行列に対し、閾値サイズ（待ち行列のセルの数）がその待ち行列に対
し超過されているか判断する。待ち行列閾値が超過されている場合、３０４にお
いて、影響を受けた待ち行列からのセルが破棄される。３０８において、コント
ローラは、まとめて待ち行列のすべてに対し、サービスクラス閾値サイズ（待ち
行列のすべてにおけるセルの合計数）が超過されているか判断する。そうである
場合、３１０においていくつのセルが各待ち行列から破棄されるか判断する公平
性アルゴリズムをオプションとして適用した後に、３０４においてセルが破棄さ
れる。デフォルトとして、サービスクラス閾値が超過されなくなるまで、新たに
到着するセルが破棄される。３１２において、コントローラは、待ち行列を提供
するために使用されるメモリがフル（一杯）である（または略フルである）か判
断する。そうである場合、３１０においていくつのセルが各待ち行列から破棄さ
れるか判断する公平性アルゴリズムを任意に適用した後に、３０４においてセル
が破棄される。デフォルトとして、メモリがフルでなくなるまで、新たに到着す
るセルは破棄される。
【００２９】 ここで図６を参照すると、輻輳が示される場合、ライン側出口においてもＧＦ
Ｒセルが破棄される。特に、４００で開始し、ライン側出口バッチ処理待ち行列
（図３の１５４）が、ポスト待ち行列パケット（ポスト・キュー・パケット）プ
ロセッサ（図３の１５６）によって調べられる。４０２において、待ち行列にお
けるセルの数が事前設定された閾値を超えていると判断された場合、ＰＣＲより
上のパケットが破棄される。４０６において、ＰＣＲより上のパケットを破棄し
た後に待ち行列サイズが閾値より上のままであると判断された場合、４０８にお
いて、コントローラはＭＣＲより上のパケットを破棄する。プロセッサは、各セ
ルがいずれのＶＣに属するか知っており、各ＶＣがそれ自体のＰＣＲとそれ自体
のＭＣＲとを有するため、公平性は自動的に行われる。
Ｒセルが破棄される。特に、４００で開始し、ライン側出口バッチ処理待ち行列
（図３の１５４）が、ポスト待ち行列パケット（ポスト・キュー・パケット）プ
ロセッサ（図３の１５６）によって調べられる。４０２において、待ち行列にお
けるセルの数が事前設定された閾値を超えていると判断された場合、ＰＣＲより
上のパケットが破棄される。４０６において、ＰＣＲより上のパケットを破棄し
た後に待ち行列サイズが閾値より上のままであると判断された場合、４０８にお
いて、コントローラはＭＣＲより上のパケットを破棄する。プロセッサは、各セ
ルがいずれのＶＣに属するか知っており、各ＶＣがそれ自体のＰＣＲとそれ自体
のＭＣＲとを有するため、公平性は自動的に行われる。
【００３０】 本明細書において、ＡＴＭネットワークのトラフィックを管理する方法および
装置のいくつかの実施の形態を説明し例示した。本発明の特定の実施の形態を説
明したが、本発明はそれに限定されることを意図しておらず、本発明は本技術分
野が可能とする程度に範囲が広く本明細書が同様に読まれることを意図している
。このため、特定の方法ステップが、特定の順序で実行されるように開示されて
いるが、方法ステップのいくつかが列挙されている順序で実行される必要はない
、ということが認められよう。また、特定の数の待ち行列が示されているが、同
様の結果を得るために他の数の待ち行列を使用することができる、ということが
認められよう。更に、待ち行列、マルチプレクサ、モニタ、コントローラおよび
プロセッサの結合に関して特定の構成が示されているが、他の構成を同様に使用
することができる、ということが認められよう。特に、上述したように、本発明
の装置は、ハードウェア、ソフトウェアまたはハードウェアおよびソフトウェア
の組合せで実現されてよい。従って、当業者により、請求されているような発明
の精神および範囲から逸脱することなく、提供される発明に対し更に他の変更を
行うことができる、ということが認められよう。
装置のいくつかの実施の形態を説明し例示した。本発明の特定の実施の形態を説
明したが、本発明はそれに限定されることを意図しておらず、本発明は本技術分
野が可能とする程度に範囲が広く本明細書が同様に読まれることを意図している
。このため、特定の方法ステップが、特定の順序で実行されるように開示されて
いるが、方法ステップのいくつかが列挙されている順序で実行される必要はない
、ということが認められよう。また、特定の数の待ち行列が示されているが、同
様の結果を得るために他の数の待ち行列を使用することができる、ということが
認められよう。更に、待ち行列、マルチプレクサ、モニタ、コントローラおよび
プロセッサの結合に関して特定の構成が示されているが、他の構成を同様に使用
することができる、ということが認められよう。特に、上述したように、本発明
の装置は、ハードウェア、ソフトウェアまたはハードウェアおよびソフトウェア
の組合せで実現されてよい。従って、当業者により、請求されているような発明
の精神および範囲から逸脱することなく、提供される発明に対し更に他の変更を
行うことができる、ということが認められよう。
【図面の簡単な説明】
【図１】 複数の入口待ち行列を有する従来技術のマルチプレクサの略図である。
【図２】 ネットワーク側とライン側との両方において入口および出口待ち行列を有する
従来技術のＵＮＩ ＡＴＭ装置の略図である。
従来技術のＵＮＩ ＡＴＭ装置の略図である。
【図３】 本発明によるＵＮＩ ＡＴＭ装置の略図である。
【図４】 本発明による帯域幅の公平な割付けの実現を例示する簡易フローチャートであ
る。
る。
【図５】 本発明によるライン側入口待ち行列コントローラのパケット破棄ポリシーを例
示する簡易フローチャートである。
示する簡易フローチャートである。
【図６】 本発明によるライン側出口待ち行列パケットプロセッサのパケット破棄ポリシ
ーを例示する簡易フローチャートである。
ーを例示する簡易フローチャートである。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 アップ，ダニエル・シー アメリカ合衆国コネチカット州06488，サ ウスバリー，ペッパー・トゥリー・ヒル・ レイン 15 (72)発明者 ブリッカ，アルベルト イタリア国イー−0040 モレナ，ヴィア・ アナグニナ 203 Ｆターム(参考） 5K030 GA13 HA10 HB14 JA01 KA03 LC02 LC11 LC15 MA04 MB02 MB09 MC08
Claims (36)
- 【請求項１】 ＡＴＭネットワークのトラフィックを管理する装置であって
、 ａ）複数の加入者ラインからＡＴＭセルを受取るライン側入口と、 ｂ）前記加入者ラインから前記ＡＴＭネットワークへＡＴＭセルを提供するネ
ットワーク側出口と、 ｃ）前記ＡＴＭネットワークからＡＴＭセルを受取るネットワーク側入口と、 ｄ）前記ＡＴＭネットワークから前記加入者ラインへＡＴＭセルを提供するラ
イン側出口と、 ｅ）前記加入者ラインから受取られるＡＴＭセルをバッファリングするライン
側入口待ち行列と、 ｆ）前記ライン側入口待ち行列に結合され、該ライン側入口待ち行列から受取
られるＡＴＭセルをバッファリングするネットワーク側出口待ち行列と、 ｇ）前記ネットワーク側出口待ち行列に結合され、該ネットワーク側出口待ち
行列の状態を監視するネットワーク側出口待ち行列モニタ手段と、 ｈ）前記ライン側入口待ち行列に結合され、該ライン側入口待ち行列からのセ
ルの解放を制御し、前記ネットワーク側出口待ち行列モニタに結合されたライン
側入口待ち行列コントローラ手段と、 を具備し、 前記ネットワーク側出口待ち行列モニタ手段は、前記ネットワーク側出口待ち
行列の状態に基づいて前記ライン側入口待ち行列コントローラ手段にメッセージ
を送信し、該ライン側入口待ち行列コントローラ手段は、該ネットワーク側出口
待ち行列モニタ手段からのメッセージに応答して、セルを前記ライン側入口待ち
行列から前記ネットワーク出口待ち行列に移動させる、装置。 - 【請求項２】 前記ライン側入口待ち行列は、各ＧＦＲ ＶＣに対して１つ
の、複数のライン側入口待ち行列を含む請求項１記載の装置。 - 【請求項３】 前記ネットワーク側出口待ち行列モニタ手段は、前記ネット
ワーク側出口待ち行列の状態に関わらず、事前選択された時間パラメータ（Ｔ）
に基づいて前記ライン側入口待ち行列コントローラ手段に周期的メッセージを送
信する請求項１記載の装置。 - 【請求項４】 前記ネットワーク側出口待ち行列モニタ手段は、前記ネット
ワーク側出口待ち行列の状態に関わらず、事前選択された時間パラメータ（Ｔ）
に基づいて前記ライン側入口待ち行列コントローラ手段に周期的メッセージを送
信し、該周期的メッセージは、各ＧＦＲ ＶＣに対し前記ライン側待ち行列の各
々からＭＣＲのセルを移動させるように、前記ライン側入口待ち行列コントロー
ラ手段に対して命令する、請求項２記載の装置。 - 【請求項５】 前記ネットワーク側出口待ち行列モニタ手段は、前記ネット
ワーク側出口待ち行列のセルの数が閾値より下に下がるとき、前記ライン側入口
待ち行列コントローラ手段に対する前記周期的メッセージの頻度を増加させる請
求項３記載の装置。 - 【請求項６】 前記ネットワーク側出口待ち行列モニタ手段は、前記ネット
ワーク側出口待ち行列のセルの数がＧＦＲ ＶＣの各々に対し積Ｔ＊ＭＣＲの合
計に等しい閾値より下に下がるとき、前記ライン側入口待ち行列コントローラ手
段に対する前記周期的メッセージの頻度を増加させる請求項４記載の装置。 - 【請求項７】 前記ネットワーク側出口待ち行列のセルの数が閾値より下に
下がるとき、前記ネットワーク側出口待ち行列モニタ手段は、前記ライン側入口
待ち行列の各々から事前選択されたＭ個のセルを移動させるメッセージを前記ラ
イン側入口待ち行列コントローラ手段に送信する請求項４記載の装置。 - 【請求項８】 Ｍは、各ＧＦＲ ＶＣに対して異なる数である請求項７記載
の装置。 - 【請求項９】 前記ライン側入口待ち行列コントローラ手段は、前記ライン
側入口待ち行列が輻輳状態にあるとき、該ライン側入口待ち行列からのセルを破
棄する請求項１記載の装置。 - 【請求項１０】 前記ライン側入口待ち行列コントローラ手段は、輻輳状態
が示されるとき、該ライン側入口待ち行列からのセルを破棄する請求項２記載の
装置。 - 【請求項１１】 前記輻輳状態は、前記ライン側入口待ち行列のうちの１つ
が前記ＧＦＲ ＶＣに対しＰＣＲを超過するレートでセルを受取るときに示され
る請求項１０記載の装置。 - 【請求項１２】 前記輻輳状態は、前記ライン側入口待ち行列のうちの１つ
が事前選択された閾値数を超える多数のセルを含むときに示される請求項１０記
載の装置。 - 【請求項１３】 前記輻輳状態は、前記ライン側入口待ち行列のすべてにお
けるセルの合計数が事前選択された閾値数を超えるときに示される請求項１０記
載の装置。 - 【請求項１４】 前記ライン側入口待ち行列は、共有メモリにおいて実現さ
れ、前記輻輳状態は、該共有メモリが略フルであるときに示される請求項１０記
載の装置。 - 【請求項１５】 ｉ）前記ネットワーク側入口に結合され、前記ＡＴＭネッ
トワークから受取られるセルをバッファリングする第1のライン側出口待ち行列
と、 ｊ）該第１のライン側出口待ち行列に結合され、輻輳状態が示されるときに該
第1のライン側出口待ち行列からのセルを破棄する第1のライン側出口待ち行列プ
ロセッサ手段と、 を更に具備する請求項１記載の装置。 - 【請求項１６】 前記輻輳状態は、前記第1のライン側出口待ち行列のセル
の数が所定の閾値を超えるときに示される請求項１５記載の装置。 - 【請求項１７】 ｋ）他のすべてのセルからのＧＦＲセルを識別し、前記第
１のライン側出口待ち行列と前記ネットワーク側入口との間に結合されるデマル
チプレクサ手段を更に具備し、 ＧＦＲセルのみが前記第1のライン側出口待ち行列に入り、前記輻輳状態が示
されるとき、各ＧＦＲに対し前記ＰＣＲを超過するセルが、前記第1のライン側
出口待ち行列プロセッサ手段によって破棄される請求項１６記載の装置。 - 【請求項１８】 前記第１のライン側出口待ち行列プロセッサ手段は、各Ｇ
ＦＲに対し前記ＰＣＲを超えるセルを破棄することで輻輳が除去されない場合、
各ＧＦＲに対し前記ＭＣＲを超過するセルを破棄する請求項１７記載の装置。 - 【請求項１９】 ＡＴＭネットワークのトラフィックを管理する方法であっ
て、 ａ）加入者ラインから受取るＡＴＭセルをバッファリングするライン側入口待
ち行列を提供し、 ｂ）前記ライン側入口待ち行列に結合され、該ライン側入口待ち行列から受取
るＡＴＭセルをバッファリングするネットワーク側出口待ち行列を提供し、 ｃ）前記ネットワーク側出口待ち行列の状態を監視し、 ｄ）前記ネットワーク側出口待ち行列の該状態に基づいて前記ライン側入口待
ち行列からのセルの解放を制御する、 ことを含む方法。 - 【請求項２０】 前記ライン側入口待ち行列を提供するステップは、各ＧＦ
Ｒ ＶＣに対して１つの、複数のライン側入口待ち行列を提供することを含む請
求項１９記載の方法。 - 【請求項２１】 ｅ）前記ネットワーク側出口待ち行列の前記状態に関わら
ず事前選択された時間パラメータ（Ｔ）に基づいて前記ライン側入口待ち行列か
ら所定数のセルを周期的に解放する、ことを更に含む請求項２０記載の方法。 - 【請求項２２】 前記セルの所定数は、各ＧＦＲ ＶＣに対しＴ＊ＭＣＲで
ある請求項２１記載の方法。 - 【請求項２３】 ｆ）前記周期的に解放するステップは、前記ネットワーク
側出口待ち行列におけるセルの数が閾値より下に下がるときに頻度が増加する、
ことを更に含む請求項２１記載の方法。 - 【請求項２４】 前記閾値は、前記ＧＦＲ ＶＣの各々に対する積Ｔ＊ＭＣ
Ｒの和と等しい請求項２３記載の方法。 - 【請求項２５】 ｆ）前記ネットワーク側出口待ち行列におけるセルの数が
閾値より下に下がるときに、前記ライン側入口待ち行列の各々から事前選択され
たＭ個のセルを解放する、ことを更に含む請求項２１記載の方法。 - 【請求項２６】 前記値Ｍは各ＧＦＲ ＶＣに対して異なる請求項２５記載
の方法。 - 【請求項２７】 前記ライン側入口待ち行列コントローラは、前記ライン側
入口待ち行列が輻輳状態にあるとき、該ライン側入口待ち行列からのセルを破棄
する請求項１９記載の方法。 - 【請求項２８】 ｅ）輻輳状態が示されるとき、前記ライン側入口待ち行列
からのセルを破棄する、ことを更に含む請求項１９記載の方法。 - 【請求項２９】 ｅ）前記ライン側入口待ち行列が前記ＧＦＲ ＶＣに対し
前記ＰＣＲを超過するレートでセルを受取るとき、ライン側入口待ち行列からの
セルを破棄する、ことを更に含む請求項２０記載の方法。 - 【請求項３０】 ｅ）前記ライン側入口待ち行列が事前選択された閾値数を
超える多数のセルを含むとき、ライン側入口待ち行列からのセルを破棄する、こ
とを更に含む請求項２０記載の方法。 - 【請求項３１】 ｅ）前記ライン側入口待ち行列のすべてにおけるセルの合
計数が事前選択された閾値数を超えるとき、ライン側入口待ち行列からのセルを
破棄する、ことを更に含む請求項２０記載の方法。 - 【請求項３２】 ｅ）前記ライン側入口待ち行列に対して利用可能なメモリ
が略フルである時、ライン側入口待ち行列からのセルを破棄する、ことを更に含
む請求項２０記載の方法。 - 【請求項３３】 ｅ）前記ＡＴＭネットワークから受取られるセルをバッフ
ァリングする第1のライン側出口待ち行列を提供し、 ｆ）輻輳状態が示されるときに該第1のライン側出口待ち行列からのセルを破
棄する、 ことを更に含む請求項１９記載の方法。 - 【請求項３４】 輻輳は、前記第1のライン側出口待ち行列におけるセルの
数が所定の閾値を超えるときに示される請求項３３記載の方法。 - 【請求項３５】 ｇ）他のすべてのセルからＧＦＲセルを識別する手段を提
供し、 ｈ）前記第1のライン側出口待ち行列におけるＧＦＲセルのみをバッファリン
グし、 ｉ）輻輳が示されるときに各ＧＦＲに対し前記ＰＣＲを超過するセルを破棄す
る、 ことを更に含む請求項３３記載の方法。 - 【請求項３６】 ｊ）各ＧＦＲに対し前記ＰＣＲが超過するセルを破棄する
ことにより輻輳が除去されない場合に、各ＧＦＲに対し前記ＭＣＲを超えるセル
を破棄する、ことを更に含む請求項３５記載の方法。
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