JP2002232470A - スケジューリング装置 - Google Patents
スケジューリング装置Info
- Publication number
- JP2002232470A JP2002232470A JP2002000603A JP2002000603A JP2002232470A JP 2002232470 A JP2002232470 A JP 2002232470A JP 2002000603 A JP2002000603 A JP 2002000603A JP 2002000603 A JP2002000603 A JP 2002000603A JP 2002232470 A JP2002232470 A JP 2002232470A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- service
- flow
- data packet
- frame
- scheduler
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
Links
Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/54—Store-and-forward switching systems
- H04L12/56—Packet switching systems
- H04L12/5601—Transfer mode dependent, e.g. ATM
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L47/00—Traffic control in data switching networks
- H04L47/10—Flow control; Congestion control
- H04L47/24—Traffic characterised by specific attributes, e.g. priority or QoS
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L47/00—Traffic control in data switching networks
- H04L47/10—Flow control; Congestion control
- H04L47/28—Flow control; Congestion control in relation to timing considerations
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L47/00—Traffic control in data switching networks
- H04L47/50—Queue scheduling
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L47/00—Traffic control in data switching networks
- H04L47/50—Queue scheduling
- H04L47/52—Queue scheduling by attributing bandwidth to queues
- H04L47/521—Static queue service slot or fixed bandwidth allocation
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L47/00—Traffic control in data switching networks
- H04L47/50—Queue scheduling
- H04L47/52—Queue scheduling by attributing bandwidth to queues
- H04L47/525—Queue scheduling by attributing bandwidth to queues by redistribution of residual bandwidth
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L47/00—Traffic control in data switching networks
- H04L47/50—Queue scheduling
- H04L47/62—Queue scheduling characterised by scheduling criteria
- H04L47/622—Queue service order
- H04L47/6225—Fixed service order, e.g. Round Robin
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L49/00—Packet switching elements
- H04L49/25—Routing or path finding in a switch fabric
- H04L49/253—Routing or path finding in a switch fabric using establishment or release of connections between ports
- H04L49/254—Centralised controller, i.e. arbitration or scheduling
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L49/00—Packet switching elements
- H04L49/30—Peripheral units, e.g. input or output ports
- H04L49/3081—ATM peripheral units, e.g. policing, insertion or extraction
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/54—Store-and-forward switching systems
- H04L12/56—Packet switching systems
- H04L12/5601—Transfer mode dependent, e.g. ATM
- H04L2012/5638—Services, e.g. multimedia, GOS, QOS
- H04L2012/5646—Cell characteristics, e.g. loss, delay, jitter, sequence integrity
- H04L2012/5649—Cell delay or jitter
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/54—Store-and-forward switching systems
- H04L12/56—Packet switching systems
- H04L12/5601—Transfer mode dependent, e.g. ATM
- H04L2012/5638—Services, e.g. multimedia, GOS, QOS
- H04L2012/5646—Cell characteristics, e.g. loss, delay, jitter, sequence integrity
- H04L2012/5651—Priority, marking, classes
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/54—Store-and-forward switching systems
- H04L12/56—Packet switching systems
- H04L12/5601—Transfer mode dependent, e.g. ATM
- H04L2012/5678—Traffic aspects, e.g. arbitration, load balancing, smoothing, buffer management
- H04L2012/5679—Arbitration or scheduling
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L49/00—Packet switching elements
- H04L49/20—Support for services
- H04L49/205—Quality of Service based
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L49/00—Packet switching elements
- H04L49/30—Peripheral units, e.g. input or output ports
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 帯域保証型（ＧＢ）およびベストエフォート
型（ＢＥ）のフローをフレキシブルに統合するスケジュ
ーリング装置を実現する。 【解決手段】 スケジューリング装置は、（１）サービ
スフレーム４０６の第１サブフレーム４０７の期間中
に、帯域保証をＧＢフロー４０２のセットに提供する第
１スケジューラ４０１と、（２）サービスフレーム４０
６の第２サブフレーム４０８の期間中に、サービスをＢ
Ｅフロー４０５のセットに提供する第２スケジューラ４
０４とを有する。第１サブフレーム４０７の期間は、Ｇ
Ｂフロー４０２の帯域要求を満たすように調整される。
ＢＥフロー４０５は、保証帯域要求で表現されないサー
ビス要求を有し、第２サブフレーム４０８の期間は、サ
ービスフレーム４０６の期間から、同じサービスフレー
ム４０６内の第１サブフレーム４０７の期間を差し引い
たものである。
型（ＢＥ）のフローをフレキシブルに統合するスケジュ
ーリング装置を実現する。 【解決手段】 スケジューリング装置は、（１）サービ
スフレーム４０６の第１サブフレーム４０７の期間中
に、帯域保証をＧＢフロー４０２のセットに提供する第
１スケジューラ４０１と、（２）サービスフレーム４０
６の第２サブフレーム４０８の期間中に、サービスをＢ
Ｅフロー４０５のセットに提供する第２スケジューラ４
０４とを有する。第１サブフレーム４０７の期間は、Ｇ
Ｂフロー４０２の帯域要求を満たすように調整される。
ＢＥフロー４０５は、保証帯域要求で表現されないサー
ビス要求を有し、第２サブフレーム４０８の期間は、サ
ービスフレーム４０６の期間から、同じサービスフレー
ム４０６内の第１サブフレーム４０７の期間を差し引い
たものである。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、パケットスケジュ
ーラに関し、特に、帯域要求のあるデータソースへのデ
ータ転送レートと、帯域要求のないデータソースへのフ
ェアネス（公平性）とを同時に保証するパケットスケジ
ューリング装置および方法に関する。
ーラに関し、特に、帯域要求のあるデータソースへのデ
ータ転送レートと、帯域要求のないデータソースへのフ
ェアネス（公平性）とを同時に保証するパケットスケジ
ューリング装置および方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】Integrated Service (Intserv)やDiffer
entiated Service (Diffserv)のような精緻なサービス
品質（ＱｏＳ）フレームワークがますます広まるととも
に、フレキシブルな帯域管理の可能なパケットスケジュ
ーラが重要視されている。最適遅延性能を実現するパケ
ットスケジューラの実装コストが高いため、また、最悪
の場合の遅延性能はＩＰネットワークにおける頑強（ロ
バスト）な帯域性能にとっては実際にはあまり重要でな
いため、産業界は、重み付けラウンドロビン（ＷＲＲ：
Weighted Round Robin）スケジューラ［後記の［付録］
に列挙した文献１，２，３参照］に強い関心を示してい
る。ＷＲＲスケジューラは、複雑さが非常に低く、ロバ
ストな帯域保証およびフェアネスを提供することができ
るが、ぎりぎりまでの（タイトな）遅延限界を必ずしも
達成するものではない。
entiated Service (Diffserv)のような精緻なサービス
品質（ＱｏＳ）フレームワークがますます広まるととも
に、フレキシブルな帯域管理の可能なパケットスケジュ
ーラが重要視されている。最適遅延性能を実現するパケ
ットスケジューラの実装コストが高いため、また、最悪
の場合の遅延性能はＩＰネットワークにおける頑強（ロ
バスト）な帯域性能にとっては実際にはあまり重要でな
いため、産業界は、重み付けラウンドロビン（ＷＲＲ：
Weighted Round Robin）スケジューラ［後記の［付録］
に列挙した文献１，２，３参照］に強い関心を示してい
る。ＷＲＲスケジューラは、複雑さが非常に低く、ロバ
ストな帯域保証およびフェアネスを提供することができ
るが、ぎりぎりまでの（タイトな）遅延限界を必ずしも
達成するものではない。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】ＷＲＲスケジューラで
は、厳格な帯域保証を帯域保証型（ＧＢ：guaranteed-b
andwidth）フロー（すなわち、指定された帯域要求のあ
るフロー）に提供することと、サービスフェアネスをベ
ストエフォート型（ＢＥ：best-effort）フロー（すな
わち、指定された帯域要求のないフロー）を提供するこ
とが、いずれかの型のフローを単独で処理するとき（す
なわち、他方の型のフローがない場合）には可能であ
る。一般に、ＧＢフローとＢＥフローを単一のＷＲＲス
ケジューラでまとめると、帯域資源を割り当てる際のサ
ーバの効率が低下する。
は、厳格な帯域保証を帯域保証型（ＧＢ：guaranteed-b
andwidth）フロー（すなわち、指定された帯域要求のあ
るフロー）に提供することと、サービスフェアネスをベ
ストエフォート型（ＢＥ：best-effort）フロー（すな
わち、指定された帯域要求のないフロー）を提供するこ
とが、いずれかの型のフローを単独で処理するとき（す
なわち、他方の型のフローがない場合）には可能であ
る。一般に、ＧＢフローとＢＥフローを単一のＷＲＲス
ケジューラでまとめると、帯域資源を割り当てる際のサ
ーバの効率が低下する。
【０００４】従来のＷＲＲスケジューラでは、ＢＥフロ
ーは、サービスシェアが割り当てられた場合にのみサー
ビスされる。サービスシェアの選択は常に任意であり、
本質的に、ＢＥフローへの帯域の分配を特徴づけるべき
フレキシビリティをその代わりに低下させる。さらに、
ＢＥフローに割り当てられるサービスシェアは、ＧＢフ
ローと共有される帯域プールから差し引かれるが、この
ことは、スケジューラがサポート可能なＧＢフローの量
の低下を意味する。
ーは、サービスシェアが割り当てられた場合にのみサー
ビスされる。サービスシェアの選択は常に任意であり、
本質的に、ＢＥフローへの帯域の分配を特徴づけるべき
フレキシビリティをその代わりに低下させる。さらに、
ＢＥフローに割り当てられるサービスシェアは、ＧＢフ
ローと共有される帯域プールから差し引かれるが、この
ことは、スケジューラがサポート可能なＧＢフローの量
の低下を意味する。
【０００５】ＧＢおよびＢＥフローを効率的に統合する
ことが可能な改良されたＷＲＲスケジューラが必要とさ
れている。
ことが可能な改良されたＷＲＲスケジューラが必要とさ
れている。
【０００６】
【課題を解決するための手段】本発明によれば、帯域保
証型（ＧＢ）およびベストエフォート型（ＢＥ）のフロ
ーをフレキシブルに統合するスケジューリング方法およ
び装置が実現される。本発明のパケットスケジューリン
グ装置は、一次ＷＲＲスケジューラ（ＰＷＳ：primary
WRR scheduler）と二次ＷＲＲスケジューラ（ＳＷＳ：s
econdary WRR scheduler）の組合せを有する。ＰＷＳ
は、サーバのアクティビティをサービスフレームに分割
する。各サービスフレーム内で、ＰＷＳは、サービスを
個々のＧＢフローに分配し、すべてのバックログ（積
滞）ＢＥフローの集合(aggregate)が受けるべきサービ
スの量を決定する。ＳＷＳは、ＢＥ集合のサービスシェ
アを個々のＢＥフローにわたり公平（フェア）に分配す
ることを担当する。
証型（ＧＢ）およびベストエフォート型（ＢＥ）のフロ
ーをフレキシブルに統合するスケジューリング方法およ
び装置が実現される。本発明のパケットスケジューリン
グ装置は、一次ＷＲＲスケジューラ（ＰＷＳ：primary
WRR scheduler）と二次ＷＲＲスケジューラ（ＳＷＳ：s
econdary WRR scheduler）の組合せを有する。ＰＷＳ
は、サーバのアクティビティをサービスフレームに分割
する。各サービスフレーム内で、ＰＷＳは、サービスを
個々のＧＢフローに分配し、すべてのバックログ（積
滞）ＢＥフローの集合(aggregate)が受けるべきサービ
スの量を決定する。ＳＷＳは、ＢＥ集合のサービスシェ
アを個々のＢＥフローにわたり公平（フェア）に分配す
ることを担当する。
【０００７】パケットスケジューリング装置の動作によ
りサービスフレームは２個のサブフレームに分割され
る。第１サブフレームで、ＰＷＳはＧＢフローの帯域要
求を充足する。第２サブフレームで、ＳＷＳはフェアサ
ービスをＢＥフローに分配する。各フレームについて、
２個のサブフレームの期間は、ＧＢフローに割り当てら
れる帯域の量と、そのフレームの最初に積滞している
（溜まっている）ＧＢフローの数とに依存する。第２サ
ブフレームの期間は、１サービスフレーム内でＢＥフロ
ーに利用可能な帯域の量を反映する。それは、ＧＢフロ
ーのバックログ状態とともに変化する。すなわち、ＧＢ
フローのアクティビティが低いときに増大し、ＧＢフロ
ーのアクティビティが高くなると減少する。こうして、
本発明のスケジューラでは、ＢＥフローのサービスシェ
アは、ＧＢフローの帯域保証をも支持する同一の有限な
プール（これはサーバの容量によって制約される）から
差し引かれるのではなく、ＧＢフローにより未使用のま
ま残されているサーバ容量の部分に動的に適応する別個
の無制約のプールから差し引かれる。
りサービスフレームは２個のサブフレームに分割され
る。第１サブフレームで、ＰＷＳはＧＢフローの帯域要
求を充足する。第２サブフレームで、ＳＷＳはフェアサ
ービスをＢＥフローに分配する。各フレームについて、
２個のサブフレームの期間は、ＧＢフローに割り当てら
れる帯域の量と、そのフレームの最初に積滞している
（溜まっている）ＧＢフローの数とに依存する。第２サ
ブフレームの期間は、１サービスフレーム内でＢＥフロ
ーに利用可能な帯域の量を反映する。それは、ＧＢフロ
ーのバックログ状態とともに変化する。すなわち、ＧＢ
フローのアクティビティが低いときに増大し、ＧＢフロ
ーのアクティビティが高くなると減少する。こうして、
本発明のスケジューラでは、ＢＥフローのサービスシェ
アは、ＧＢフローの帯域保証をも支持する同一の有限な
プール（これはサーバの容量によって制約される）から
差し引かれるのではなく、ＧＢフローにより未使用のま
ま残されているサーバ容量の部分に動的に適応する別個
の無制約のプールから差し引かれる。
【０００８】具体的には、本発明によれば、サービスフ
レームに分けてデータパケットフローをサービスするス
ケジューリング装置が実現される。スケジューリング装
置は、（１）サービスフレームの第１サブフレームの期
間中に、帯域保証を第１のＧＢフローのセットに提供す
る第１スケジューラと、（２）サービスフレームの第２
サブフレームの期間中に、サービスを第２のＢＥフロー
のセットに提供する第２スケジューラとを有する。第１
サブフレームの期間は、ＧＢフローの帯域要求を満たす
ように調整される。ＢＥフローは、保証帯域要求で表現
されないサービス要求を有し、第２サブフレームの期間
は、サービスフレームの期間から、同じサービスフレー
ム内の第１サブフレームの期間を差し引いたものであ
る。なお、本発明のもう１つの特徴によれば、第２スケ
ジューラは、必ずしも、サービスをそれぞれのＢＥフロ
ーに等分配するように設定される必要はない。
レームに分けてデータパケットフローをサービスするス
ケジューリング装置が実現される。スケジューリング装
置は、（１）サービスフレームの第１サブフレームの期
間中に、帯域保証を第１のＧＢフローのセットに提供す
る第１スケジューラと、（２）サービスフレームの第２
サブフレームの期間中に、サービスを第２のＢＥフロー
のセットに提供する第２スケジューラとを有する。第１
サブフレームの期間は、ＧＢフローの帯域要求を満たす
ように調整される。ＢＥフローは、保証帯域要求で表現
されないサービス要求を有し、第２サブフレームの期間
は、サービスフレームの期間から、同じサービスフレー
ム内の第１サブフレームの期間を差し引いたものであ
る。なお、本発明のもう１つの特徴によれば、第２スケ
ジューラは、必ずしも、サービスをそれぞれのＢＥフロ
ーに等分配するように設定される必要はない。
【０００９】また、本発明によれば、サービスフレーム
に分けてＧＢフローおよびＢＥフローのデータパケット
をサービスするためにスケジューラを動作させる方法が
実現される。この方法は、（１）サービスフレームの第
１サブフレームの期間中に、サービスを第１のＧＢフロ
ーのセットに提供するステップと、（２）サービスフレ
ームの第２サブフレームの期間中に、サービスを第２の
ＢＥフローのセットに提供するステップとを有する。前
記ＧＢデータパケットフローは、帯域要求で表現される
サービス要求を有し、第１サブフレームの期間は、前記
ＧＢデータパケットフローの帯域要求を満たすように調
整される。前記ＢＥデータパケットフローは、保証帯域
要求で表現されないサービス要求を有し、第２サブフレ
ームの期間は、サービスフレームの期間から、同じサー
ビスフレーム内の第１サブフレームの期間を差し引いた
ものである。
に分けてＧＢフローおよびＢＥフローのデータパケット
をサービスするためにスケジューラを動作させる方法が
実現される。この方法は、（１）サービスフレームの第
１サブフレームの期間中に、サービスを第１のＧＢフロ
ーのセットに提供するステップと、（２）サービスフレ
ームの第２サブフレームの期間中に、サービスを第２の
ＢＥフローのセットに提供するステップとを有する。前
記ＧＢデータパケットフローは、帯域要求で表現される
サービス要求を有し、第１サブフレームの期間は、前記
ＧＢデータパケットフローの帯域要求を満たすように調
整される。前記ＢＥデータパケットフローは、保証帯域
要求で表現されないサービス要求を有し、第２サブフレ
ームの期間は、サービスフレームの期間から、同じサー
ビスフレーム内の第１サブフレームの期間を差し引いた
ものである。
【００１０】
【発明の実施の形態】図１に、複数の通信スイッチ１０
１−１〜１０１−ｐが通信リンクにより相互に接続され
た例示的なパケットネットワークを示す。いくつかのデ
ータソース１０２−１〜１０２−ｑが通信スイッチに接
続される。ネットワークコネクションが、それぞれのデ
ータソースから、対応する宛先１０３−１〜１０３−ｇ
へと確立され、データパケットは、各データソースから
対応する宛先へ送信される。
１−１〜１０１−ｐが通信リンクにより相互に接続され
た例示的なパケットネットワークを示す。いくつかのデ
ータソース１０２−１〜１０２−ｑが通信スイッチに接
続される。ネットワークコネクションが、それぞれのデ
ータソースから、対応する宛先１０３−１〜１０３−ｇ
へと確立され、データパケットは、各データソースから
対応する宛先へ送信される。
【００１１】図２は、パケットネットワークの通信スイ
ッチ１０１−１の例示的なブロック図である。図示のよ
うに、通信スイッチは、スイッチファブリック２５０
と、複数の通信リンクインタフェース２００−１〜２０
０−ｓを有する。各通信リンクインタフェースは、複数
の入力リンクを１つの出力リンクに接続し、データパケ
ットを入力リンクから出力リンクへ転送する。通信スイ
ッチ１０１−１は、このような通信リンクインタフェー
ス２００を１個だけ含むことも、複数含むことも可能で
ある。例えば、入力通信リンクインタフェース２００−
１はスイッチファブリック２５０の前に配置され、その
場合、入力通信リンクインタフェース２００−１の入力
リンク２０１−１〜２０１−ｒは通信スイッチ１０１−
１の入力リンクであり、入力通信リンクインタフェース
２００−１の出力リンク２０３はスイッチファブリック
２５０に接続される。
ッチ１０１−１の例示的なブロック図である。図示のよ
うに、通信スイッチは、スイッチファブリック２５０
と、複数の通信リンクインタフェース２００−１〜２０
０−ｓを有する。各通信リンクインタフェースは、複数
の入力リンクを１つの出力リンクに接続し、データパケ
ットを入力リンクから出力リンクへ転送する。通信スイ
ッチ１０１−１は、このような通信リンクインタフェー
ス２００を１個だけ含むことも、複数含むことも可能で
ある。例えば、入力通信リンクインタフェース２００−
１はスイッチファブリック２５０の前に配置され、その
場合、入力通信リンクインタフェース２００−１の入力
リンク２０１−１〜２０１−ｒは通信スイッチ１０１−
１の入力リンクであり、入力通信リンクインタフェース
２００−１の出力リンク２０３はスイッチファブリック
２５０に接続される。
【００１２】第２の例として、出力通信リンクインタフ
ェース２００−ｊはスイッチファブリック２５０の出力
に配置され、出力通信リンクインタフェース２００−ｊ
の入力リンクはスイッチファブリック２５０の複数の出
力リンク２０４であることが可能であり、出力通信リン
クインタフェース２００−ｊの出力リンクは通信スイッ
チ１０１−１の出力リンク２０２−ｊである。注意すべ
き点であるが、１つの特定のリンクを通じて、または、
複数の相異なるリンクを通じて受信されるパケットは、
同じ長さであることもそうでないこともある。例えば、
スイッチファブリック２５０が非同期転送モード（ＡＴ
Ｍ）スイッチであり、図１のネットワークがＡＴＭネッ
トワークである場合、すべてのパケットは同じ長さを有
する。本発明の以下の説明では、１つの特定のリンクを
通じて、または、複数の相異なるリンクを通じて受信さ
れるパケットは、長さが必ずしも同じでないと仮定す
る。
ェース２００−ｊはスイッチファブリック２５０の出力
に配置され、出力通信リンクインタフェース２００−ｊ
の入力リンクはスイッチファブリック２５０の複数の出
力リンク２０４であることが可能であり、出力通信リン
クインタフェース２００−ｊの出力リンクは通信スイッ
チ１０１−１の出力リンク２０２−ｊである。注意すべ
き点であるが、１つの特定のリンクを通じて、または、
複数の相異なるリンクを通じて受信されるパケットは、
同じ長さであることもそうでないこともある。例えば、
スイッチファブリック２５０が非同期転送モード（ＡＴ
Ｍ）スイッチであり、図１のネットワークがＡＴＭネッ
トワークである場合、すべてのパケットは同じ長さを有
する。本発明の以下の説明では、１つの特定のリンクを
通じて、または、複数の相異なるリンクを通じて受信さ
れるパケットは、長さが必ずしも同じでないと仮定す
る。
【００１３】図６に関連して後の段落で説明するよう
に、図２の通信リンクインタフェース２００のそれぞれ
は一般に、少なくともパケット受信器、スケジューラ、
およびパケット送信器を有する。前述のように、スケジ
ューラは、重み付けラウンドロビン（ＷＲＲ）スケジュ
ーラ［１，２，３］であることが可能であり、さらにこ
れは、不足ラウンドロビン（ＤＲＲ：Deficit Round Ro
bin）［２］または余剰ラウンドロビン（ＳＲＲ：Surpl
us Round Robin）［３］のアルゴリズムに従って実装さ
れることが可能である。
に、図２の通信リンクインタフェース２００のそれぞれ
は一般に、少なくともパケット受信器、スケジューラ、
およびパケット送信器を有する。前述のように、スケジ
ューラは、重み付けラウンドロビン（ＷＲＲ）スケジュ
ーラ［１，２，３］であることが可能であり、さらにこ
れは、不足ラウンドロビン（ＤＲＲ：Deficit Round Ro
bin）［２］または余剰ラウンドロビン（ＳＲＲ：Surpl
us Round Robin）［３］のアルゴリズムに従って実装さ
れることが可能である。
【００１４】不足ラウンドロビン（ＤＲＲ）アルゴリズ
ムは、その最小限の実装複雑さと、割り当てられるサー
ビスシェアに比例してフローをサービスする際のその効
率とにより、可変サイズのパケットに対するＷＲＲスケ
ジューラの最も普及している実例の１つである。ＤＲＲ
アルゴリズムはまた、サーバのアクティビティをサービ
スフレームに分割する。ＷＲＲパラダイムに従って、Ｄ
ＲＲアルゴリズムは、サービスシェアρｉを各設定フロ
ーｉに関連づける。サービスシェアは、すべての設定フ
ローにわたるそれらの和がサーバの容量ｒを超えないと
きに、最小の保証サービスレートとなる。
ムは、その最小限の実装複雑さと、割り当てられるサー
ビスシェアに比例してフローをサービスする際のその効
率とにより、可変サイズのパケットに対するＷＲＲスケ
ジューラの最も普及している実例の１つである。ＤＲＲ
アルゴリズムはまた、サーバのアクティビティをサービ
スフレームに分割する。ＷＲＲパラダイムに従って、Ｄ
ＲＲアルゴリズムは、サービスシェアρｉを各設定フロ
ーｉに関連づける。サービスシェアは、すべての設定フ
ローにわたるそれらの和がサーバの容量ｒを超えないと
きに、最小の保証サービスレートとなる。
【数１】 式（１）の限界（ただし、Ｖは設定フローの総数であ
る）は、ρｉより低くない長期レートでフローｉがサー
ビスを受けることを保証する。
る）は、ρｉより低くない長期レートでフローｉがサー
ビスを受けることを保証する。
【００１５】ＤＲＲアルゴリズムは、サーバのアクティ
ビティをサービスフレームに分割する。本発明は、基準
タイムスタンプ増分ＴＱを用いて仮想時間領域でフレー
ム期間を表現するアルゴリズムの定式化を参照する。こ
の定式化は、最初に［２］で提示されたＤＲＲの定義と
機能的に等価であるが、本発明の記述にはより適してい
る。
ビティをサービスフレームに分割する。本発明は、基準
タイムスタンプ増分ＴＱを用いて仮想時間領域でフレー
ム期間を表現するアルゴリズムの定式化を参照する。こ
の定式化は、最初に［２］で提示されたＤＲＲの定義と
機能的に等価であるが、本発明の記述にはより適してい
る。
【００１６】１フレーム内で、各設定フローｉには、次
式のような量Ｑｉの情報ユニットの送信の権利が与えら
れる。 Ｑｉ＝ρｉ・ＴＱ （２）
式のような量Ｑｉの情報ユニットの送信の権利が与えら
れる。 Ｑｉ＝ρｉ・ＴＱ （２）
【００１７】スケジューラは、フレームあたり１回だけ
バックログフローを処理するため、一発でそのフレーム
に対するそれらのフローのサービス期待値を充足する。
各フローｉは、パケットのキュー（フローキュー）と、
長さｌｉ ｋの新たなパケットｐｉ ｋがフローキューの先
頭に到着するごとに更新される次式のタイムスタンプＦ
ｉとを管理する。 Ｆｉ ｋ＝Ｆｉ ｋ−１＋ｌｉ ｋ／ρｉ （３）
バックログフローを処理するため、一発でそのフレーム
に対するそれらのフローのサービス期待値を充足する。
各フローｉは、パケットのキュー（フローキュー）と、
長さｌｉ ｋの新たなパケットｐｉ ｋがフローキューの先
頭に到着するごとに更新される次式のタイムスタンプＦ
ｉとを管理する。 Ｆｉ ｋ＝Ｆｉ ｋ−１＋ｌｉ ｋ／ρｉ （３）
【００１８】スケジューラは、フローへのサービスを、
そのタイムスタンプがＴＱより小さくとどまる限り続け
る。タイムスタンプＦｉが基準タイムスタンプ増分ＴＱ
を超えると、スケジューラは、フローｉの処理の終了を
宣言し、ＴＱをフローｉのタイムスタンプから減算し、
サービスすべき別のバックログフローを探す。その結
果、ＴＱの減算後、Ｆｉの値は、フローｉに対するサー
ビスクレジット（貸し）を表現する。一般に、タイムス
タンプは、バックログフローのサービスクレジットを後
のフレームに持ち越すため、スケジューラは、長期間で
は（すなわち、複数のフレームにわたって）、割り当て
られたサービスシェアに比例してサービスを分配するこ
とができる。
そのタイムスタンプがＴＱより小さくとどまる限り続け
る。タイムスタンプＦｉが基準タイムスタンプ増分ＴＱ
を超えると、スケジューラは、フローｉの処理の終了を
宣言し、ＴＱをフローｉのタイムスタンプから減算し、
サービスすべき別のバックログフローを探す。その結
果、ＴＱの減算後、Ｆｉの値は、フローｉに対するサー
ビスクレジット（貸し）を表現する。一般に、タイムス
タンプは、バックログフローのサービスクレジットを後
のフレームに持ち越すため、スケジューラは、長期間で
は（すなわち、複数のフレームにわたって）、割り当て
られたサービスシェアに比例してサービスを分配するこ
とができる。
【００１９】フローｉがアイドルになると、スケジュー
ラは直ちに別のフローに移り、それへのサービスの提供
を開始する。フローｉが短時間で再びバックログになる
と、フローｉは、サーバからの次の処理を受けるために
は、次のフレームの開始を待たなければならない。フロ
ーがアイドルになると、同じフローが将来のフレームで
再びバックログになった場合のサービスの損失を避ける
ために、そのフローのタイムスタンプはゼロにリセット
される。構成により、アイドルのフローのタイムスタン
プは常にＴＱより小さいため、タイムスタンプのリセッ
トは、他のフローに不利になるような余分のサービスク
レジットを生じることはない。
ラは直ちに別のフローに移り、それへのサービスの提供
を開始する。フローｉが短時間で再びバックログになる
と、フローｉは、サーバからの次の処理を受けるために
は、次のフレームの開始を待たなければならない。フロ
ーがアイドルになると、同じフローが将来のフレームで
再びバックログになった場合のサービスの損失を避ける
ために、そのフローのタイムスタンプはゼロにリセット
される。構成により、アイドルのフローのタイムスタン
プは常にＴＱより小さいため、タイムスタンプのリセッ
トは、他のフローに不利になるような余分のサービスク
レジットを生じることはない。
【００２０】構成により、サービスフレームの始めに
は、フローｉのタイムスタンプＦｉの値は０とＬｉ／ρ
ｉの間にある。ただし、Ｌｉはフローｉのパケットの最
大サイズである。タイムスタンプの初期値のゆらぎは、
フローｉが１フレームで送信する情報ユニットの量のゆ
らぎを引き起こし、これは区間（Ｑｉ−Ｌｉ，Ｑｉ＋Ｌ
ｉ）内にある。このため、すべての設定フローが永続的
に積滞しているときでさえ、サーバが１フレームで送信
する情報ユニットの総量は一定でない。
は、フローｉのタイムスタンプＦｉの値は０とＬｉ／ρ
ｉの間にある。ただし、Ｌｉはフローｉのパケットの最
大サイズである。タイムスタンプの初期値のゆらぎは、
フローｉが１フレームで送信する情報ユニットの量のゆ
らぎを引き起こし、これは区間（Ｑｉ−Ｌｉ，Ｑｉ＋Ｌ
ｉ）内にある。このため、すべての設定フローが永続的
に積滞しているときでさえ、サーバが１フレームで送信
する情報ユニットの総量は一定でない。
【００２１】ＤＲＲスケジューラは、［２］では、ＦＩ
ＦＯ順に巡回されるバックログフローの単一の連結リス
トにより実装された。次式のように、基準タイムスタン
プ増分ＴＱが、最小サービスシェアのフローに対する最
大サイズのパケットにより定まるタイムスタンプ増分よ
り小さくない場合には、バックログフローを単一ＦＩＦ
Ｏキューに配置すると、Ｏ（１）の実装複雑さとなる。 ＴＱ≧Ｌｍａ／ρｍｉ （４）
ＦＯ順に巡回されるバックログフローの単一の連結リス
トにより実装された。次式のように、基準タイムスタン
プ増分ＴＱが、最小サービスシェアのフローに対する最
大サイズのパケットにより定まるタイムスタンプ増分よ
り小さくない場合には、バックログフローを単一ＦＩＦ
Ｏキューに配置すると、Ｏ（１）の実装複雑さとなる。 ＴＱ≧Ｌｍａ／ρｍｉ （４）
【００２２】式（４）の条件が満たされない場合、スケ
ジューラのアルゴリズム複雑さは、連続するパケット送
信間に実行されるべき基本オペレーションの最悪の場合
の数とともに爆発的に増大する（基本オペレーションに
は、連結リストにおけるフローの取り出しおよび挿入、
タイムスタンプ更新、タイムスタンプと基準タイムスタ
ンプ増分の比較、が含まれる）。実際、スケジューラ
は、基準タイムスタンプ増分の反復減算によりタイムス
タンプが［０，ＴＱ）区間内に入るまで、いくつかの連
続するフレームの間、フローへのサービスを拒否しなけ
ればならない可能性がある。図３Ａに、ＤＲＲにおい
て、新たなパケットがフローｉのキューの先頭に到着し
たときに、そのフローｉを処理しそのタイムスタンプを
更新するための規則を指定する例示的な擬似コードのリ
ストを示す。
ジューラのアルゴリズム複雑さは、連続するパケット送
信間に実行されるべき基本オペレーションの最悪の場合
の数とともに爆発的に増大する（基本オペレーションに
は、連結リストにおけるフローの取り出しおよび挿入、
タイムスタンプ更新、タイムスタンプと基準タイムスタ
ンプ増分の比較、が含まれる）。実際、スケジューラ
は、基準タイムスタンプ増分の反復減算によりタイムス
タンプが［０，ＴＱ）区間内に入るまで、いくつかの連
続するフレームの間、フローへのサービスを拒否しなけ
ればならない可能性がある。図３Ａに、ＤＲＲにおい
て、新たなパケットがフローｉのキューの先頭に到着し
たときに、そのフローｉを処理しそのタイムスタンプを
更新するための規則を指定する例示的な擬似コードのリ
ストを示す。
【００２３】余剰ラウンドロビン（ＳＲＲ）の記述は
［３］に与えられている。このアルゴリズムは、ＤＲＲ
と同じパラメータおよび変数を有するが、異なるイベン
トがタイムスタンプの更新を引き起こす。すなわち、フ
ローｉは、パケットｐｉ ｋの送信が完了すると、その結
果のフローのバックログ状態とは独立に、新たなタイム
スタンプＦｉ ｋを受け取る。フレームの終わりは、１パ
ケットの送信後に常に検出され、その前には検出されな
い。タイムスタンプは、（ＤＲＲの場合のクレジット
（貸し）の代わりに）現フレームの期間中にフローによ
って累積されたデビット（借り）を次フレームに持ち越
す。
［３］に与えられている。このアルゴリズムは、ＤＲＲ
と同じパラメータおよび変数を有するが、異なるイベン
トがタイムスタンプの更新を引き起こす。すなわち、フ
ローｉは、パケットｐｉ ｋの送信が完了すると、その結
果のフローのバックログ状態とは独立に、新たなタイム
スタンプＦｉ ｋを受け取る。フレームの終わりは、１パ
ケットの送信後に常に検出され、その前には検出されな
い。タイムスタンプは、（ＤＲＲの場合のクレジット
（貸し）の代わりに）現フレームの期間中にフローによ
って累積されたデビット（借り）を次フレームに持ち越
す。
【００２４】ＤＲＲに比べてＳＲＲの利点は、ＳＲＲ
は、フローのフレームの終わりを決定するためにキュー
先頭パケットの長さを前もって知る必要がないことであ
る。逆に、悪意のあるフローが競争相手から帯域を盗む
ことを防ぐために、このアルゴリズムは、アイドルにな
ったフローのタイムスタンプをリセットすることができ
ない。アイドルフローのヌルでないタイムスタンプは、
そのフローがアイドルになったのと同じフレームの終了
によって結局は不用(obsolete)となる。理想的には、タ
イムスタンプは、不用になったらすぐにリセットされる
べきである。しかし、数十万、さらには数百万のフロー
を処理するスケジューラでは、同時に不用になる可能性
のあるすべてのタイムスタンプを即座にリセットするこ
とは現実には不可能である。
は、フローのフレームの終わりを決定するためにキュー
先頭パケットの長さを前もって知る必要がないことであ
る。逆に、悪意のあるフローが競争相手から帯域を盗む
ことを防ぐために、このアルゴリズムは、アイドルにな
ったフローのタイムスタンプをリセットすることができ
ない。アイドルフローのヌルでないタイムスタンプは、
そのフローがアイドルになったのと同じフレームの終了
によって結局は不用(obsolete)となる。理想的には、タ
イムスタンプは、不用になったらすぐにリセットされる
べきである。しかし、数十万、さらには数百万のフロー
を処理するスケジューラでは、同時に不用になる可能性
のあるすべてのタイムスタンプを即座にリセットするこ
とは現実には不可能である。
【００２５】本発明についてのこの記述は、アイドルフ
ローのタイムスタンプの不用性を何らチェックしないＳ
ＲＲアルゴリズムの実装に焦点をしぼる。この実装で
は、新たに積滞したフローは常に、そのタイムスタンプ
の値がいかに古くとも、そのタイムスタンプの最近の値
からアクティビティを再開する。この仮定の効果は、新
たに積滞したフローが、前に長時間の間に累積したデビ
ットの結果として、サーバが最初にやってくるときにそ
の受けるべきサービスの一部をあきらめなければならな
いことがあることである。図３Ｂに、ＳＲＲにおいて、
サーバがパケットｐｉ ｋの送信を完了したときにフロー
ｉを処理しそのタイムスタンプを更新するための規則を
指定する例示的な擬似コードのリストを示す。
ローのタイムスタンプの不用性を何らチェックしないＳ
ＲＲアルゴリズムの実装に焦点をしぼる。この実装で
は、新たに積滞したフローは常に、そのタイムスタンプ
の値がいかに古くとも、そのタイムスタンプの最近の値
からアクティビティを再開する。この仮定の効果は、新
たに積滞したフローが、前に長時間の間に累積したデビ
ットの結果として、サーバが最初にやってくるときにそ
の受けるべきサービスの一部をあきらめなければならな
いことがあることである。図３Ｂに、ＳＲＲにおいて、
サーバがパケットｐｉ ｋの送信を完了したときにフロー
ｉを処理しそのタイムスタンプを更新するための規則を
指定する例示的な擬似コードのリストを示す。
【００２６】説明を簡単にするため、本明細書の残りの
部分では、重み付けラウンドロビン（ＷＲＲ）の名称は
一般に、ＤＲＲまたはＳＲＲを総称的に（それらを区別
する特徴への明示的な言及がなければ）指すために用い
るものとする。
部分では、重み付けラウンドロビン（ＷＲＲ）の名称は
一般に、ＤＲＲまたはＳＲＲを総称的に（それらを区別
する特徴への明示的な言及がなければ）指すために用い
るものとする。
【００２７】エンドツーエンドのフローまたはそれらの
フローの集合に帯域保証を提供するための低コストのト
ラフィック管理技術の利用可能性と、ネットワーク全体
でサービス保証をサポートするためのロバストなフレー
ムワークの存在［４，５，６，７］とは、ＩＰネットワ
ークからベストエフォート型トラフィックを除去するこ
との十分な理由とはならず、代わりに、相異なる型のト
ラフィックを効率的に統合するためにネットワークノー
ドで解決されるべき追加のトラフィック管理問題を導入
する。ベストエフォート型フローは、明示的に指定され
たＱｏＳ要求を有しない。そのため、出リンクへのアク
セスを規制するスケジューラにおいて、これらのフロー
に対する帯域資源は予約されない。しかし、同じリンク
を要求する相異なるＢＥフローの相対的扱いにおけるフ
ェアネス（公平性）が強く望まれることがある。
フローの集合に帯域保証を提供するための低コストのト
ラフィック管理技術の利用可能性と、ネットワーク全体
でサービス保証をサポートするためのロバストなフレー
ムワークの存在［４，５，６，７］とは、ＩＰネットワ
ークからベストエフォート型トラフィックを除去するこ
との十分な理由とはならず、代わりに、相異なる型のト
ラフィックを効率的に統合するためにネットワークノー
ドで解決されるべき追加のトラフィック管理問題を導入
する。ベストエフォート型フローは、明示的に指定され
たＱｏＳ要求を有しない。そのため、出リンクへのアク
セスを規制するスケジューラにおいて、これらのフロー
に対する帯域資源は予約されない。しかし、同じリンク
を要求する相異なるＢＥフローの相対的扱いにおけるフ
ェアネス（公平性）が強く望まれることがある。
【００２８】ベストエフォート型フローのセットだけを
考える場合、すべてのフローに対して同一のサービスシ
ェア割当てを行うＷＲＲスケジューラは、フェアネス目
標を満たすために考え得る最も単純な方式である。帯域
保証型フローも同じ出リンクで競合する場合には、単一
のＷＲＲスケジューラではもはや不十分である。ＢＥフ
ローに割り当てられるシェアは、ＧＢフローに割り当て
可能なプールから帯域を差し引き、帯域の分配における
固定された割合を強制して、ＢＥフローの性質とは矛盾
することになる。
考える場合、すべてのフローに対して同一のサービスシ
ェア割当てを行うＷＲＲスケジューラは、フェアネス目
標を満たすために考え得る最も単純な方式である。帯域
保証型フローも同じ出リンクで競合する場合には、単一
のＷＲＲスケジューラではもはや不十分である。ＢＥフ
ローに割り当てられるシェアは、ＧＢフローに割り当て
可能なプールから帯域を差し引き、帯域の分配における
固定された割合を強制して、ＢＥフローの性質とは矛盾
することになる。
【００２９】この問題点について簡単な例で説明する。
ある単一のＷＲＲスケジューラが、ＧＢおよびＢＥの両
方のフローを処理する。サーバは、その容量ｒの１％を
各設定ＢＥフローに割り当てる（もちろん、１％を選ぶ
のは全く任意であり、他のどのような値でも同様であ
る）。スケジューラのアクティビティは、２０個の設定
ＢＥフローから開始される。この時点で、各ＢＥフロー
は、すべてのＢＥフローが永続的に積滞している場合に
は、サーバ容量の５％を取得する。次に、サーバは、そ
れぞれ０．４ｒを要求する２個のＧＢフローを受け付け
る。これで、サーバの容量は完全に割り当てられ、これ
以上いずれの型のフローも設定することはできない。
ある単一のＷＲＲスケジューラが、ＧＢおよびＢＥの両
方のフローを処理する。サーバは、その容量ｒの１％を
各設定ＢＥフローに割り当てる（もちろん、１％を選ぶ
のは全く任意であり、他のどのような値でも同様であ
る）。スケジューラのアクティビティは、２０個の設定
ＢＥフローから開始される。この時点で、各ＢＥフロー
は、すべてのＢＥフローが永続的に積滞している場合に
は、サーバ容量の５％を取得する。次に、サーバは、そ
れぞれ０．４ｒを要求する２個のＧＢフローを受け付け
る。これで、サーバの容量は完全に割り当てられ、これ
以上いずれの型のフローも設定することはできない。
【００３０】ベストエフォート型フローに明示的シェア
を割り当てる結果、このようなフローの存在は、サーバ
がＧＢフローに予約可能な公称帯域の量を縮小する。さ
らに、公称帯域の利用可能性は、設定可能なＢＥフロー
の数を制約する。理想的には、ＧＢフローは、サーバの
容量全体にアクセスできるべきであり、ＢＥフローの設
定は、（単に、ＢＥフローは明示的な帯域要求を有しな
いという理由だけで）公称帯域の利用可能性によって制
約されるべきではない。
を割り当てる結果、このようなフローの存在は、サーバ
がＧＢフローに予約可能な公称帯域の量を縮小する。さ
らに、公称帯域の利用可能性は、設定可能なＢＥフロー
の数を制約する。理想的には、ＧＢフローは、サーバの
容量全体にアクセスできるべきであり、ＢＥフローの設
定は、（単に、ＢＥフローは明示的な帯域要求を有しな
いという理由だけで）公称帯域の利用可能性によって制
約されるべきではない。
【００３１】この例では、２個の設定ＧＢフローのうち
の一方がアイドルになると、この単一ＷＲＲスケジュー
ラは、積滞しているＧＢフローに０．６６ｒを与える一
方、各ＢＥフローは、サーバの容量の１．６６％を得る
（スケジューラは、バックログフローの明示的なシェア
に従って、固定割合でバックログフローへのサービスを
継続する）。理想的には、積滞しているＧＢフローは、
代わりに、サーバの容量の４０％以下を受けるべきであ
り、一方、各ＢＥフローは、０．０３ｒでサービスされ
るべきである。
の一方がアイドルになると、この単一ＷＲＲスケジュー
ラは、積滞しているＧＢフローに０．６６ｒを与える一
方、各ＢＥフローは、サーバの容量の１．６６％を得る
（スケジューラは、バックログフローの明示的なシェア
に従って、固定割合でバックログフローへのサービスを
継続する）。理想的には、積滞しているＧＢフローは、
代わりに、サーバの容量の４０％以下を受けるべきであ
り、一方、各ＢＥフローは、０．０３ｒでサービスされ
るべきである。
【００３２】Fair Airportスケジューラ［８］では、Ｂ
Ｅフローは、保証サービスキュー（ＧＳＱ：Guaranteed
Service Queue）において予約帯域を有さず、補助サー
ビスキュー（ＡＳＱ：Auxiliary Service Queue）にお
いてＧＢフローより高い優先度を有する。これは、ＧＢ
フローとＢＥフローの統合に関するすべての機能的な問
題に対するエレガントな解決法を提供するであろうが、
スケジューラの実装コストは、ＷＲＲスケジューラの代
表的なコストよりはるかに高くなる。ずっと安価な選択
肢は、［９，１０］に見られる。この場合、サーバは、
２個のＷＲＲスケジューラでＧＢおよびＢＥフローを処
理し、割り当てられるＧＢフローの保証サービスシェア
の総和をＧＢ集合に与えた後にのみ、ＢＥ集合をサービ
スする。
Ｅフローは、保証サービスキュー（ＧＳＱ：Guaranteed
Service Queue）において予約帯域を有さず、補助サー
ビスキュー（ＡＳＱ：Auxiliary Service Queue）にお
いてＧＢフローより高い優先度を有する。これは、ＧＢ
フローとＢＥフローの統合に関するすべての機能的な問
題に対するエレガントな解決法を提供するであろうが、
スケジューラの実装コストは、ＷＲＲスケジューラの代
表的なコストよりはるかに高くなる。ずっと安価な選択
肢は、［９，１０］に見られる。この場合、サーバは、
２個のＷＲＲスケジューラでＧＢおよびＢＥフローを処
理し、割り当てられるＧＢフローの保証サービスシェア
の総和をＧＢ集合に与えた後にのみ、ＢＥ集合をサービ
スする。
【００３３】残念ながら、このアプローチは、アイドル
ＧＢフローによって使用されていない帯域をＢＥフロー
に移す際のフレキシビリティに欠ける。その理由は、少
なくとも１つのＧＢフローが積滞している限り、ＧＢ集
合からＢＥ集合へ帯域が移されないからである。このよ
うに、従来のＷＲＲスケジューラは、ＧＢフローとＢＥ
フローの効率的な統合を提供していない。
ＧＢフローによって使用されていない帯域をＢＥフロー
に移す際のフレキシビリティに欠ける。その理由は、少
なくとも１つのＧＢフローが積滞している限り、ＧＢ集
合からＢＥ集合へ帯域が移されないからである。このよ
うに、従来のＷＲＲスケジューラは、ＧＢフローとＢＥ
フローの効率的な統合を提供していない。
【００３４】従来技術の問題点は、本発明によれば、帯
域保証型（ＧＢ）フローとベストエフォート型（ＢＥ）
フローを効率的に統合する単一のＷＲＲスケジューリン
グエンジンを用いて解決される。図４に、この改良され
たＷＲＲスケジューラの２層論理編成を示す。
域保証型（ＧＢ）フローとベストエフォート型（ＢＥ）
フローを効率的に統合する単一のＷＲＲスケジューリン
グエンジンを用いて解決される。図４に、この改良され
たＷＲＲスケジューラの２層論理編成を示す。
【００３５】本発明のＷＲＲスケジューラは、２個のＷ
ＲＲスケジューラの組合せからなる。一次ＷＲＲスケジ
ューラ（ＰＷＳ）４０１は、サービスを個々のＧＢフロ
ー４０２に分配し、ＢＥフロー集合４０３が各フレーム
の期間中に受けるべきサービスの量を決定する。二次Ｗ
ＲＲスケジューラ（ＳＷＳ）４０４は、ＢＥフロー集合
のサービスシェアを個々のＢＥフロー４０５にわたり公
平に分配することを担当する。
ＲＲスケジューラの組合せからなる。一次ＷＲＲスケジ
ューラ（ＰＷＳ）４０１は、サービスを個々のＧＢフロ
ー４０２に分配し、ＢＥフロー集合４０３が各フレーム
の期間中に受けるべきサービスの量を決定する。二次Ｗ
ＲＲスケジューラ（ＳＷＳ）４０４は、ＢＥフロー集合
のサービスシェアを個々のＢＥフロー４０５にわたり公
平に分配することを担当する。
【００３６】本発明のＷＲＲスケジューラは、基本のＷ
ＲＲスケジューラのキューイング構造を複製すること、
および、ＢＥ集合のいくつかの状態情報を管理すること
（図５）のコストだけで、ＧＢフローからＢＥフローへ
の未使用帯域の移動における最も精細なグラニュラリテ
ィを達成する。ＷＲＲスケジューラは、サービスフレー
ム４０６を２個のサブフレームに分割することによっ
て、基本ＷＲＲスケジューラの動作を修正する。第１サ
ブフレーム４０７で、ＰＷＳ４０１はＧＢフロー４０２
の帯域要求を充足する。第２サブフレーム４０８で、Ｓ
ＷＳ４０２はフェアサービスを複数のＢＥフロー４０５
に分配する。各フレーム４０６の期待される（予想）期
間４０９は固定され、形式的にはＰＷＳ基準タイムスタ
ンプ増分Ｔ Ｑ ＰＷＳによって表現される。実際のフレー
ム期間４１０は、おおむね、そのフレーム全体でのバッ
クログＢＥフローの利用可能性（アベイラビリティ）に
依存する。
ＲＲスケジューラのキューイング構造を複製すること、
および、ＢＥ集合のいくつかの状態情報を管理すること
（図５）のコストだけで、ＧＢフローからＢＥフローへ
の未使用帯域の移動における最も精細なグラニュラリテ
ィを達成する。ＷＲＲスケジューラは、サービスフレー
ム４０６を２個のサブフレームに分割することによっ
て、基本ＷＲＲスケジューラの動作を修正する。第１サ
ブフレーム４０７で、ＰＷＳ４０１はＧＢフロー４０２
の帯域要求を充足する。第２サブフレーム４０８で、Ｓ
ＷＳ４０２はフェアサービスを複数のＢＥフロー４０５
に分配する。各フレーム４０６の期待される（予想）期
間４０９は固定され、形式的にはＰＷＳ基準タイムスタ
ンプ増分Ｔ Ｑ ＰＷＳによって表現される。実際のフレー
ム期間４１０は、おおむね、そのフレーム全体でのバッ
クログＢＥフローの利用可能性（アベイラビリティ）に
依存する。
【００３７】従来技術のＷＲＲスケジューラとは異な
り、本発明の改良されたＷＲＲスケジューラでは、ＢＥ
フローのサービスシェアは、ＧＢフローの帯域保証をも
支持する同一の有限なプール（これはサーバの容量によ
って制約される）から差し引かれるのではなく、ＧＢフ
ローにより未使用のまま残されているサーバ容量の部分
に動的に適応する別個の無制約のプールから差し引かれ
る。本発明のスケジューリング装置は、個々のＧＢフロ
ー４０２と、ＢＥフロー集合４０３（単一のエンティテ
ィとして扱われる）とをＰＷＳ４０１で処理する。ＰＷ
Ｓ４０１では、ＢＥフロー集合４０２のサービスシェア
は固定されず、その代わりに、毎回のサービスフレーム
で、ＧＢフローのバックログダイナミクスに適応する。
り、本発明の改良されたＷＲＲスケジューラでは、ＢＥ
フローのサービスシェアは、ＧＢフローの帯域保証をも
支持する同一の有限なプール（これはサーバの容量によ
って制約される）から差し引かれるのではなく、ＧＢフ
ローにより未使用のまま残されているサーバ容量の部分
に動的に適応する別個の無制約のプールから差し引かれ
る。本発明のスケジューリング装置は、個々のＧＢフロ
ー４０２と、ＢＥフロー集合４０３（単一のエンティテ
ィとして扱われる）とをＰＷＳ４０１で処理する。ＰＷ
Ｓ４０１では、ＢＥフロー集合４０２のサービスシェア
は固定されず、その代わりに、毎回のサービスフレーム
で、ＧＢフローのバックログダイナミクスに適応する。
【００３８】ＳＷＳ４０４は、機能的にはＰＷＳ４０１
と同一であるが、すべてのフローに同じ値のサービスシ
ェアを割り当てることによって、個々のＢＥフロー４０
５へのサービスのフェアな（等しい）分配を保証する。
このようにして、ＷＲＲスケジューラは、帯域保証型フ
ローとベストエフォート型フローをフレキシブルに統合
する。なお、本発明のもう１つの特徴によれば、第２ス
ケジューラは、必ずしも、サービスをＢＥフローに等分
配するように設定される必要はない。
と同一であるが、すべてのフローに同じ値のサービスシ
ェアを割り当てることによって、個々のＢＥフロー４０
５へのサービスのフェアな（等しい）分配を保証する。
このようにして、ＷＲＲスケジューラは、帯域保証型フ
ローとベストエフォート型フローをフレキシブルに統合
する。なお、本発明のもう１つの特徴によれば、第２ス
ケジューラは、必ずしも、サービスをＢＥフローに等分
配するように設定される必要はない。
【００３９】スケジューラの詳細な動作について説明す
る前に、その機能的要素に焦点を当てる。図５に、ＧＢ
フローとＢＥフローをフレキシブルに統合するために改
良されたＷＲＲスケジューラによって利用されるキュ
ー、状態テーブル、およびパラメータを図示する。ＧＢ
フロー４０２は、ｇｂ１〜ｇｂＶとして示されている。
それぞれのＧＢフロー４０２ごとに、受信されるパケッ
トはそれぞれのフローキュー５０２に格納される。フロ
ーごとのＧＢ状態テーブル５０３は、ＧＢフローのさま
ざまなデータ要素を格納し、それぞれのＧＢフロー４０
２ごとに１つずつある。例えば、フローｇｂ１を考える
と、ＧＢ状態テーブル５０３は、タイムスタンプＦ
ｇｂ１、最小保証サービスシェアρｇｂ１、およびフレ
ームフラグＦＦ ｇｂ１を含む。
る前に、その機能的要素に焦点を当てる。図５に、ＧＢ
フローとＢＥフローをフレキシブルに統合するために改
良されたＷＲＲスケジューラによって利用されるキュ
ー、状態テーブル、およびパラメータを図示する。ＧＢ
フロー４０２は、ｇｂ１〜ｇｂＶとして示されている。
それぞれのＧＢフロー４０２ごとに、受信されるパケッ
トはそれぞれのフローキュー５０２に格納される。フロ
ーごとのＧＢ状態テーブル５０３は、ＧＢフローのさま
ざまなデータ要素を格納し、それぞれのＧＢフロー４０
２ごとに１つずつある。例えば、フローｇｂ１を考える
と、ＧＢ状態テーブル５０３は、タイムスタンプＦ
ｇｂ１、最小保証サービスシェアρｇｂ１、およびフレ
ームフラグＦＦ ｇｂ１を含む。
【００４０】個々のＢＥフロー４０５は、ｂｅ１〜ｂｅ
Ｕとして示されている。それぞれのＢＥフロー４０５ご
とに、受信されるパケットはそれぞれのフローキュー５
０５に格納される。フローごとのＢＥ状態テーブル５０
６は、ＢＥフローのさまざまなデータ要素を格納し、そ
れぞれのＢＥフロー４０５ごとに１つずつある。例え
ば、フローｂｅ１を考えると、データテーブル５０６
は、タイムスタンプＦｂｅ １およびサービスシェアρ
ｂｅ１を含む。前に言及したように、サービスシェアρ
ｂｅ１〜ρｂｅＵは、すべてのＢＥフローｂｅ１〜ｂｅ
Ｕについて同一である必要はない。
Ｕとして示されている。それぞれのＢＥフロー４０５ご
とに、受信されるパケットはそれぞれのフローキュー５
０５に格納される。フローごとのＢＥ状態テーブル５０
６は、ＢＥフローのさまざまなデータ要素を格納し、そ
れぞれのＢＥフロー４０５ごとに１つずつある。例え
ば、フローｂｅ１を考えると、データテーブル５０６
は、タイムスタンプＦｂｅ １およびサービスシェアρ
ｂｅ１を含む。前に言及したように、サービスシェアρ
ｂｅ１〜ρｂｅＵは、すべてのＢＥフローｂｅ１〜ｂｅ
Ｕについて同一である必要はない。
【００４１】グローバル状態テーブル５０７は、グロー
バルフレームカウンタＧＦＣ、ＰＷＳの基準タイムスタ
ンプ増分ＴＱ ＰＷＳ、およびＳＷＳの基準タイムスタン
プ増分ＴＱ ＳＷＳのようなデータを格納する。ＢＥフロ
ー集合状態テーブル５０８は、タイムスタンプＦＢＥ、
ＢＥ現在シェアφＢＥ、およびＢＥ累積シェアΦＢＥの
ような、ＢＥフロー集合に関係するデータを格納する。
ＰＷＳ先入れ先出し（ＦＩＦＯ）キュー５０９は、ＧＢ
フロー４０２へのポインタを格納する。
バルフレームカウンタＧＦＣ、ＰＷＳの基準タイムスタ
ンプ増分ＴＱ ＰＷＳ、およびＳＷＳの基準タイムスタン
プ増分ＴＱ ＳＷＳのようなデータを格納する。ＢＥフロ
ー集合状態テーブル５０８は、タイムスタンプＦＢＥ、
ＢＥ現在シェアφＢＥ、およびＢＥ累積シェアΦＢＥの
ような、ＢＥフロー集合に関係するデータを格納する。
ＰＷＳ先入れ先出し（ＦＩＦＯ）キュー５０９は、ＧＢ
フロー４０２へのポインタを格納する。
【００４２】ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９は、それぞ
れのＧＢフローキュー５０２からのパケットの送信を決
定するためにＰＷＳがＧＢフローを巡回すべき順序を示
す。レジスタ５１０は、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９
における先頭および末尾の位置へのポインタを格納す
る。ＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５１１は、ＢＥフロー４０
５へのポインタを格納する。ＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５
１１は、それぞれのＢＥフローキュー５０５からのパケ
ットの送信を決定するためにＳＷＳがＢＥフローを巡回
すべき順序を示す。レジスタ５１２は、ＳＷＳ ＦＩＦ
Ｏキュー５１１における先頭および末尾の位置へのポイ
ンタを格納する。
れのＧＢフローキュー５０２からのパケットの送信を決
定するためにＰＷＳがＧＢフローを巡回すべき順序を示
す。レジスタ５１０は、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９
における先頭および末尾の位置へのポインタを格納す
る。ＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５１１は、ＢＥフロー４０
５へのポインタを格納する。ＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５
１１は、それぞれのＢＥフローキュー５０５からのパケ
ットの送信を決定するためにＳＷＳがＢＥフローを巡回
すべき順序を示す。レジスタ５１２は、ＳＷＳ ＦＩＦ
Ｏキュー５１１における先頭および末尾の位置へのポイ
ンタを格納する。
【００４３】図６は、スケジューラが利用される入力通
信リンクインタフェース２００の例示的なブロック図で
ある。通信リンクインタフェース２００は、データパケ
ット受信器６００、スケジューラ６０２、およびパケッ
ト送信器６０１を有する。例として、スケジューラは、
コントローラ６０３、グローバル状態ＲＡＭ６０４、お
よびレジスタ６０５を、すべて同一のチップ６０６上に
有するように示されている。パケットＲＡＭ６０７およ
びフロー別状態ＲＡＭ６０８は、別々のチップ上に位置
するように示されている。明らかに、動作容量およびそ
の他の特性に依存して、スケジューラ６０２は、他の構
成でも実装可能である。
信リンクインタフェース２００の例示的なブロック図で
ある。通信リンクインタフェース２００は、データパケ
ット受信器６００、スケジューラ６０２、およびパケッ
ト送信器６０１を有する。例として、スケジューラは、
コントローラ６０３、グローバル状態ＲＡＭ６０４、お
よびレジスタ６０５を、すべて同一のチップ６０６上に
有するように示されている。パケットＲＡＭ６０７およ
びフロー別状態ＲＡＭ６０８は、別々のチップ上に位置
するように示されている。明らかに、動作容量およびそ
の他の特性に依存して、スケジューラ６０２は、他の構
成でも実装可能である。
【００４４】コントローラ６０３は、本発明の方法を実
装したプログラムを格納し実行する。通信リンクインタ
フェース２００の動作を制御するプログラムの実施例を
図７〜図８にフローチャート形式で示す。図５および図
６をあわせて参照すると、ＧＢおよびＢＥのフローキュ
ー５０２および５０５内のパケットはパケットＲＡＭ６
０７に格納される。ＧＢフロー別状態テーブル５０３お
よびＢＥフロー別状態テーブル５０６はＲＡＭ６０８に
格納される。グローバル状態テーブル５０７およびＢＥ
集合状態テーブル５０８はＲＡＭ６０４に格納される。
ＰＷＳおよびＳＷＳのＦＩＦＯキュー５０９および５１
１内の要素はＲＡＭ６０８に格納される。ＰＷＳおよび
ＳＷＳのＦＩＦＯキューの先頭および末尾ポインタ５１
０および５１２はレジスタのセット６０５に格納され
る。ＧＢおよびＢＥのフローキュー５０２および５０５
は、データパケットのＦＩＦＯキューとして実装され
る。
装したプログラムを格納し実行する。通信リンクインタ
フェース２００の動作を制御するプログラムの実施例を
図７〜図８にフローチャート形式で示す。図５および図
６をあわせて参照すると、ＧＢおよびＢＥのフローキュ
ー５０２および５０５内のパケットはパケットＲＡＭ６
０７に格納される。ＧＢフロー別状態テーブル５０３お
よびＢＥフロー別状態テーブル５０６はＲＡＭ６０８に
格納される。グローバル状態テーブル５０７およびＢＥ
集合状態テーブル５０８はＲＡＭ６０４に格納される。
ＰＷＳおよびＳＷＳのＦＩＦＯキュー５０９および５１
１内の要素はＲＡＭ６０８に格納される。ＰＷＳおよび
ＳＷＳのＦＩＦＯキューの先頭および末尾ポインタ５１
０および５１２はレジスタのセット６０５に格納され
る。ＧＢおよびＢＥのフローキュー５０２および５０５
は、データパケットのＦＩＦＯキューとして実装され
る。
【００４５】スケジューラ６０２の動作の概略は以下の
通りである。パケット受信器６００は、入力リンク２０
１−１〜２０１−ｒから到着するＧＢデータパケットフ
ローｇｂ１〜ｇｂＶおよびＢＥデータパケットフローｂ
ｅ１〜ｂｅＵのパケットを受信する。受信器６００は、
それぞれの入パケット（図示せず）のヘッダに含まれる
フロー識別フィールドの内容を用いて、そのパケットの
データパケットフローを識別する。識別されるフロー
は、ＧＢフローまたはＢＥフローのいずれかであること
が可能である。したがって、フロー識別は、入パケット
がＧＢフローキュー５０２のうちの１つまたはＢＥフロ
ーキュー５０５のうちの１つのいずれに格納されるべき
かを決定する。スケジューラは、ＧＢフロー別状態テー
ブル５０３、ＢＥフロー別状態テーブル５０６、グロー
バル状態テーブル５０７、およびＢＥ集合状態テーブル
５０８の内容を用いて、各サービスフレーム４０６内の
第１サブフレーム４０７および第２サブフレーム４０８
の長さを決定する。例えば、現在積滞しているＧＢフロ
ーが、サーバ容量ｒの８０％に等しい累積帯域割当てを
有する場合、スケジューラ６０２は、サービスフレーム
の約８０％を第１サブフレームに割り当て、残りの２０
％を第２サブフレームに割り当てる。このようにして、
スケジューラは、すべてのバックログＧＢフローの帯域
保証を強制するとともに、サーバ容量の未使用部分があ
れば（われわれの例では２０％）、ＢＥフロー集合に分
配する。第１サブフレーム４０７の期間中、スケジュー
ラ６０２は、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９の先頭から
バックログＧＢフローをサービスし、そのフローキュー
５０２から送信器６０３へパケットを転送する。第２サ
ブフレーム４０８の期間中、スケジューラ６０２は、Ｓ
ＷＳ ＦＩＦＯキュー５１１の先頭からバックログＢＥ
フローをサービスし、そのフローキュー５０５から送信
器６０３へパケットを送る。
通りである。パケット受信器６００は、入力リンク２０
１−１〜２０１−ｒから到着するＧＢデータパケットフ
ローｇｂ１〜ｇｂＶおよびＢＥデータパケットフローｂ
ｅ１〜ｂｅＵのパケットを受信する。受信器６００は、
それぞれの入パケット（図示せず）のヘッダに含まれる
フロー識別フィールドの内容を用いて、そのパケットの
データパケットフローを識別する。識別されるフロー
は、ＧＢフローまたはＢＥフローのいずれかであること
が可能である。したがって、フロー識別は、入パケット
がＧＢフローキュー５０２のうちの１つまたはＢＥフロ
ーキュー５０５のうちの１つのいずれに格納されるべき
かを決定する。スケジューラは、ＧＢフロー別状態テー
ブル５０３、ＢＥフロー別状態テーブル５０６、グロー
バル状態テーブル５０７、およびＢＥ集合状態テーブル
５０８の内容を用いて、各サービスフレーム４０６内の
第１サブフレーム４０７および第２サブフレーム４０８
の長さを決定する。例えば、現在積滞しているＧＢフロ
ーが、サーバ容量ｒの８０％に等しい累積帯域割当てを
有する場合、スケジューラ６０２は、サービスフレーム
の約８０％を第１サブフレームに割り当て、残りの２０
％を第２サブフレームに割り当てる。このようにして、
スケジューラは、すべてのバックログＧＢフローの帯域
保証を強制するとともに、サーバ容量の未使用部分があ
れば（われわれの例では２０％）、ＢＥフロー集合に分
配する。第１サブフレーム４０７の期間中、スケジュー
ラ６０２は、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９の先頭から
バックログＧＢフローをサービスし、そのフローキュー
５０２から送信器６０３へパケットを転送する。第２サ
ブフレーム４０８の期間中、スケジューラ６０２は、Ｓ
ＷＳ ＦＩＦＯキュー５１１の先頭からバックログＢＥ
フローをサービスし、そのフローキュー５０５から送信
器６０３へパケットを送る。
【００４６】［動作の詳細］図４〜図６をあわせて参照
して、以下の記載では、本発明の方法がどのようにして
第２サブフレーム４０８においてＢＥフロー集合４０３
に付与されるサービスの量を決定するかについて説明す
る。第１サブフレーム（あるいは「ＧＢサブフレー
ム」）４０７は、フレームの最初に積滞しているＧＢフ
ロー４０２の帯域要求を充足することに充てられる。第
２サブフレーム（あるいは「ＢＥサブフレーム」）４０
８では、ＷＲＲスケジューラ６０２は、予想フレーム期
間４０９に達するまで、ＢＥフロー集合４０３をサービ
スする（予想フレーム期間は、リンクの全容量がＧＢフ
ローに割り当てられ、すべての割り当てられたＧＢフロ
ーが積滞しているときのＷＲＲサービスフレームの期間
である）。第１サブフレーム４０７および第２サブフレ
ーム４０８の両方の期間は、ＧＢフロー４０２のバック
ログ状態の変化によって引き起こされるゆらぎを受ける
一方、実際の全フレーム期間４１０は、バックログＢＥ
フロー４０５が利用可能である限り、ほぼ一定のままで
ある（前述のように、各バックログフローが１フレーム
期間中に受けることのできるサービスの量の可変性のた
め、サービスフレームの全期間は、「ほぼ一定」なだけ
であり、「厳密に一定」ではない）。
して、以下の記載では、本発明の方法がどのようにして
第２サブフレーム４０８においてＢＥフロー集合４０３
に付与されるサービスの量を決定するかについて説明す
る。第１サブフレーム（あるいは「ＧＢサブフレー
ム」）４０７は、フレームの最初に積滞しているＧＢフ
ロー４０２の帯域要求を充足することに充てられる。第
２サブフレーム（あるいは「ＢＥサブフレーム」）４０
８では、ＷＲＲスケジューラ６０２は、予想フレーム期
間４０９に達するまで、ＢＥフロー集合４０３をサービ
スする（予想フレーム期間は、リンクの全容量がＧＢフ
ローに割り当てられ、すべての割り当てられたＧＢフロ
ーが積滞しているときのＷＲＲサービスフレームの期間
である）。第１サブフレーム４０７および第２サブフレ
ーム４０８の両方の期間は、ＧＢフロー４０２のバック
ログ状態の変化によって引き起こされるゆらぎを受ける
一方、実際の全フレーム期間４１０は、バックログＢＥ
フロー４０５が利用可能である限り、ほぼ一定のままで
ある（前述のように、各バックログフローが１フレーム
期間中に受けることのできるサービスの量の可変性のた
め、サービスフレームの全期間は、「ほぼ一定」なだけ
であり、「厳密に一定」ではない）。
【００４７】１サービスフレーム４０６内でＢＥフロー
集合４０３に付与されるサービスの量を決定するため
に、スケジューラは、リンク容量ｒと、バックログＧＢ
フローのサービスシェアの総和との間の差を追跡するＢ
Ｅ現在シェアφＢＥを管理する。
集合４０３に付与されるサービスの量を決定するため
に、スケジューラは、リンク容量ｒと、バックログＧＢ
フローのサービスシェアの総和との間の差を追跡するＢ
Ｅ現在シェアφＢＥを管理する。
【数２】 ただし、ＢＧＢ（ｔ）は、時刻ｔにおいて積滞している
ＧＢフローの集合である。（式（５）におけるφＢＥの
定義は、ＧＢフローに割り当てられるサービスシェアの
総和がサーバの容量を超えないことを仮定している。）
ＧＢフローの集合である。（式（５）におけるφＢＥの
定義は、ＧＢフローに割り当てられるサービスシェアの
総和がサーバの容量を超えないことを仮定している。）
【００４８】スケジューラ６０２は、各ＧＢサブフレー
ム４０７の最後（これは、どのバックログＧＢフローも
現フレームでさらなるサービスを期待しないときに検出
される）にＢＥ現在シェアφＢＥをサンプリングし、そ
の値を用いて、次のＢＥサブフレーム４０８に対するＢ
Ｅ累積シェアΦＢＥをセットする。スケジューラ６０２
はまた、ＢＥサブフレーム４０８の期間を規制するため
にＢＥタイムスタンプＦＢＥを管理する。ＳＲＲアルゴ
リズムに従って、サイズｌＢＥ ｋのＢＥパケットの送信
の終了時に、スケジューラは、ＢＥフロー集合のタイム
スタンプを次式のように更新する。 ＦＢＥ ｋ＝ＦＢＥ ｋ−１＋ｌＢＥ ｋ／ΦＢＥ （６）
ム４０７の最後（これは、どのバックログＧＢフローも
現フレームでさらなるサービスを期待しないときに検出
される）にＢＥ現在シェアφＢＥをサンプリングし、そ
の値を用いて、次のＢＥサブフレーム４０８に対するＢ
Ｅ累積シェアΦＢＥをセットする。スケジューラ６０２
はまた、ＢＥサブフレーム４０８の期間を規制するため
にＢＥタイムスタンプＦＢＥを管理する。ＳＲＲアルゴ
リズムに従って、サイズｌＢＥ ｋのＢＥパケットの送信
の終了時に、スケジューラは、ＢＥフロー集合のタイム
スタンプを次式のように更新する。 ＦＢＥ ｋ＝ＦＢＥ ｋ−１＋ｌＢＥ ｋ／ΦＢＥ （６）
【００４９】ＢＥフロー集合へのサービスの分配は、バ
ックログＢＥフローが利用可能であり、かつ、ＢＥタイ
ムスタンプが基準タイムスタンプ増分ＴＱ ＰＷＳを超え
ない限り、継続される。この２つの条件のいずれかが満
たされないことは、ＢＥサブフレームおよびフレーム全
体の両方の終了を引き起こし、新たなフレームでＧＢフ
ロー４０２へのサービスの分配が再開される。
ックログＢＥフローが利用可能であり、かつ、ＢＥタイ
ムスタンプが基準タイムスタンプ増分ＴＱ ＰＷＳを超え
ない限り、継続される。この２つの条件のいずれかが満
たされないことは、ＢＥサブフレームおよびフレーム全
体の両方の終了を引き起こし、新たなフレームでＧＢフ
ロー４０２へのサービスの分配が再開される。
【００５０】ＢＥサブフレーム４０８の期間中、スケジ
ューラは、さらに、どのＢＥフローをサービスすべきか
を決定しなければならない。同時に積滞しているＢＥフ
ローに対する等量のサービスを要求するフェアネス基準
のため、ＢＥフローを処理するメカニズムとして、別の
ＷＲＲスケジューラ（すなわち、ＳＷＳ４０４）を採用
する。ＳＷＳ４０４では、図４に示したように、すべて
のＢＥフロー４０５に同じサービスシェアρが割り当て
られる。ＢＥフローのサービスシェアρは、サーバの容
量に対してはカウントされないため、システムで割当て
可能なＢＥフローの数に対する帯域制約はない。ＳＷＳ
のフレームダイナミクスは、ＰＷＳにおける対応するダ
イナミクスとは完全に独立である。すなわち、ＳＷＳに
おける１フレームを完了するのに複数のＢＥサブフレー
ム４０８が必要となることもあり、また逆に、ＳＷＳに
おける数個のフレームを完了するのにＰＷＳにおける単
一のＢＥサブフレーム４０８で十分なこともある。ま
た、ＰＷＳおよびＳＷＳは、それらの基準タイムスタン
プ増分（それぞれ、ＴＱ ＰＷＳおよびＴＱ ＳＷＳ）とし
て、相異なる値を採用することができる。
ューラは、さらに、どのＢＥフローをサービスすべきか
を決定しなければならない。同時に積滞しているＢＥフ
ローに対する等量のサービスを要求するフェアネス基準
のため、ＢＥフローを処理するメカニズムとして、別の
ＷＲＲスケジューラ（すなわち、ＳＷＳ４０４）を採用
する。ＳＷＳ４０４では、図４に示したように、すべて
のＢＥフロー４０５に同じサービスシェアρが割り当て
られる。ＢＥフローのサービスシェアρは、サーバの容
量に対してはカウントされないため、システムで割当て
可能なＢＥフローの数に対する帯域制約はない。ＳＷＳ
のフレームダイナミクスは、ＰＷＳにおける対応するダ
イナミクスとは完全に独立である。すなわち、ＳＷＳに
おける１フレームを完了するのに複数のＢＥサブフレー
ム４０８が必要となることもあり、また逆に、ＳＷＳに
おける数個のフレームを完了するのにＰＷＳにおける単
一のＢＥサブフレーム４０８で十分なこともある。ま
た、ＰＷＳおよびＳＷＳは、それらの基準タイムスタン
プ増分（それぞれ、ＴＱ ＰＷＳおよびＴＱ ＳＷＳ）とし
て、相異なる値を採用することができる。
【００５１】ＢＥ現在シェアφＢＥは、１個のＧＢフロ
ーがアイドルになるたびにインクリメントされ、１個の
ＧＢフローがバックログになるたびにデクリメントされ
る。第１（第２）の場合にＢＥ現在シェアφＢＥに加算
（から減算）される量は、ＧＢフローの割り当てられる
サービスシェアに等しい。
ーがアイドルになるたびにインクリメントされ、１個の
ＧＢフローがバックログになるたびにデクリメントされ
る。第１（第２）の場合にＢＥ現在シェアφＢＥに加算
（から減算）される量は、ＧＢフローの割り当てられる
サービスシェアに等しい。
【００５２】ＰＷＳがバックログＧＢフローの単一のＦ
ＩＦＯキューとして実装される場合、ＧＢサブフレーム
の予想期間の検出は、各フローｉに対応するフレームフ
ラグＦＦｉと、グローバルフレームカウンタＧＦＣとい
う、２個の１ビットフラグの比較による。フレームフラ
グとグローバルフレームカウンタは次のように作用す
る。ＧＢフローｉは、バックログになると、バックログ
ＧＢフローのキュー（すなわち、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュ
ー５０９）の末尾に付加され、そのフレームフラグＦＦ
ｉがＧＦＣの補数にセットされる。 ＦＦｉ＝¬ＧＦＣ （７） サーバは、現フレームに対するフローｉの処理を完了す
ると、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９の先頭からそのフ
ローを取り出す。次に、そのＧＢフローに依然としてバ
ックログがある場合、サーバは、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュ
ー５０９の末尾にそのフローを付加し、そのフレームフ
ラグをトグルする。 ＦＦｉ＝¬ＦＦｉ （８） ＧＢサブフレームは、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９の
先頭にあるフローのフレームフラグがＧＦＣと異なった
ときに終了する。サーバは、この条件を検出すると、Ｇ
ＦＣの値をトグルし、ＢＥ現在シェアφＢＥをＢＥ累積
シェアΦＢＥにコピーする。ＰＷＳ４０１は、ＢＥ累積
シェアΦＢＥがゼロより大きい限り、ＢＥ集合をサービ
スする。ＢＥ集合へのあらゆるＰＷＳサービスは、ＢＥ
フローへのＳＷＳサービスに転換される。最後のバック
ログＢＥフローがアイドルになること、あるいは、ＢＥ
タイムスタンプＦＢＥがＰＷＳ基準タイムスタンプ増分
ＴＱ ＰＷＳを超えること、という２つのイベントが、Ｂ
Ｅ累積シェアΦＢＥのリセットを、したがってＢＥサブ
フレームの終了を引き起こす可能性がある。
ＩＦＯキューとして実装される場合、ＧＢサブフレーム
の予想期間の検出は、各フローｉに対応するフレームフ
ラグＦＦｉと、グローバルフレームカウンタＧＦＣとい
う、２個の１ビットフラグの比較による。フレームフラ
グとグローバルフレームカウンタは次のように作用す
る。ＧＢフローｉは、バックログになると、バックログ
ＧＢフローのキュー（すなわち、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュ
ー５０９）の末尾に付加され、そのフレームフラグＦＦ
ｉがＧＦＣの補数にセットされる。 ＦＦｉ＝¬ＧＦＣ （７） サーバは、現フレームに対するフローｉの処理を完了す
ると、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９の先頭からそのフ
ローを取り出す。次に、そのＧＢフローに依然としてバ
ックログがある場合、サーバは、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュ
ー５０９の末尾にそのフローを付加し、そのフレームフ
ラグをトグルする。 ＦＦｉ＝¬ＦＦｉ （８） ＧＢサブフレームは、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９の
先頭にあるフローのフレームフラグがＧＦＣと異なった
ときに終了する。サーバは、この条件を検出すると、Ｇ
ＦＣの値をトグルし、ＢＥ現在シェアφＢＥをＢＥ累積
シェアΦＢＥにコピーする。ＰＷＳ４０１は、ＢＥ累積
シェアΦＢＥがゼロより大きい限り、ＢＥ集合をサービ
スする。ＢＥ集合へのあらゆるＰＷＳサービスは、ＢＥ
フローへのＳＷＳサービスに転換される。最後のバック
ログＢＥフローがアイドルになること、あるいは、ＢＥ
タイムスタンプＦＢＥがＰＷＳ基準タイムスタンプ増分
ＴＱ ＰＷＳを超えること、という２つのイベントが、Ｂ
Ｅ累積シェアΦＢＥのリセットを、したがってＢＥサブ
フレームの終了を引き起こす可能性がある。
【００５３】図７および図８に、本発明に従ってパケッ
トの送信をスケジューリングする方法をフローチャート
形式で示す。このフローチャートは、ＳＲＲが、基礎と
なるスケジューリングアルゴリズムであるという仮定に
基づいている。機能性に関する限り、ＳＲＲの代わりに
ＤＲＲを用いても問題はない。同様に、図４の装置は、
ＰＷＳ４０１およびＳＷＳ４０２のそれぞれに対してバ
ックログフローの単一のＦＩＦＯキュー（それぞれ、Ｐ
ＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９およびＳＷＳ ＦＩＦＯキ
ュー５１１）を用いて、ＰＷＳ４０１およびＳＷＳ４０
２を実装している。フレーム内とフレーム外のフローの
明確な分離が可能な他の任意のキューイング構造も同様
に使用可能である。最後に、ＢＥフローを処理するため
にＷＲＲスケジューラを採用することにより、ＢＥフロ
ー全体にわたるサービスフェアネスを強制することがで
きるが、これはＧＢフローとＢＥフローの効率的な統合
を達成するためには厳密には要求されない。ＢＥフロー
をＧＢフローとは別個に処理するために、他の任意のス
ケジューリングメカニズムも同様に使用可能である。
トの送信をスケジューリングする方法をフローチャート
形式で示す。このフローチャートは、ＳＲＲが、基礎と
なるスケジューリングアルゴリズムであるという仮定に
基づいている。機能性に関する限り、ＳＲＲの代わりに
ＤＲＲを用いても問題はない。同様に、図４の装置は、
ＰＷＳ４０１およびＳＷＳ４０２のそれぞれに対してバ
ックログフローの単一のＦＩＦＯキュー（それぞれ、Ｐ
ＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９およびＳＷＳ ＦＩＦＯキ
ュー５１１）を用いて、ＰＷＳ４０１およびＳＷＳ４０
２を実装している。フレーム内とフレーム外のフローの
明確な分離が可能な他の任意のキューイング構造も同様
に使用可能である。最後に、ＢＥフローを処理するため
にＷＲＲスケジューラを採用することにより、ＢＥフロ
ー全体にわたるサービスフェアネスを強制することがで
きるが、これはＧＢフローとＢＥフローの効率的な統合
を達成するためには厳密には要求されない。ＢＥフロー
をＧＢフローとは別個に処理するために、他の任意のス
ケジューリングメカニズムも同様に使用可能である。
【００５４】以下の記述では、図４、図５、図６、およ
び図７〜図８を参照する。図４（図５、図６）で最初に
定義される要素の参照符号は４（５、６）から始まる
が、図７〜図８のフローチャートのステップは、ステッ
プ番号の前にＳを付けることによって（例えば、Ｓ３１
０）示される。
び図７〜図８を参照する。図４（図５、図６）で最初に
定義される要素の参照符号は４（５、６）から始まる
が、図７〜図８のフローチャートのステップは、ステッ
プ番号の前にＳを付けることによって（例えば、Ｓ３１
０）示される。
【００５５】図７において、Ｓ３１０で、スケジューラ
６０２は、新たに受信したデータパケットがあるかどう
かをチェックする。Ｓ３１０で、新たに受信したデータ
パケットがなく、Ｓ３１５で、バックログフローがある
場合、制御はＳ５００に移る。他方、Ｓ３１０で、新た
に受信したデータパケットがなく、Ｓ３１５で、バック
ログフローがない場合、スケジューラ６０２は、新たな
パケットが受信されるまで、ステップＳ３１０とＳ３１
５の間を循環する。Ｓ３１０において、新たに受信した
パケットの存在が受信器６００で検出されると、Ｓ３２
０で、スケジューラ６０２は、それらのパケットのうち
の１つを選択する。その後、Ｓ３３０で、スケジューラ
６０２は、データパケットのフローを識別し、最終的
に、パケットを適当なフローキュー（識別されたフロー
に依存して、ＧＢフローキュー５０２またはＢＥフロー
キュー５０５）に格納する。Ｓ３５０で、フローキュー
の長さがゼロでない場合、Ｓ３５５で、そのフローのキ
ュー長をインクリメントし、制御はＳ５００に移る。Ｓ
３５０で、フローのキュー長がゼロである場合、Ｓ３６
０で、スケジューラ６０２は、バックログフローの数を
インクリメントし、Ｓ３７０で、フローキューの長さを
インクリメントする（例として、フローキューの長さ
は、キュー内のデータパケットの数を表すことが可能で
あるが、バイト数、ビット数、またはメモリワード数の
ような他の単位も、フローキューの長さを表現するため
に使用可能である）。その後、Ｓ３８０で、スケジュー
ラ６０２は、識別されたフローがＧＢフローであるかど
うかをチェックする。識別されたフローがＧＢフローｇ
ｂｉである場合、Ｓ３９０で、スケジューラ６０２は、
フレームフラグＦＦｇｂｉを¬ＧＦＣに等しいとセット
する。その後、スケジューラ６０２は、Ｓ４００で、Ｂ
Ｅ現在シェアφＢＥをデクリメントし、Ｓ４１０で、フ
ローｇｂｉをＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９の末尾に付
加し、最後に制御をＳ５００に移す。
６０２は、新たに受信したデータパケットがあるかどう
かをチェックする。Ｓ３１０で、新たに受信したデータ
パケットがなく、Ｓ３１５で、バックログフローがある
場合、制御はＳ５００に移る。他方、Ｓ３１０で、新た
に受信したデータパケットがなく、Ｓ３１５で、バック
ログフローがない場合、スケジューラ６０２は、新たな
パケットが受信されるまで、ステップＳ３１０とＳ３１
５の間を循環する。Ｓ３１０において、新たに受信した
パケットの存在が受信器６００で検出されると、Ｓ３２
０で、スケジューラ６０２は、それらのパケットのうち
の１つを選択する。その後、Ｓ３３０で、スケジューラ
６０２は、データパケットのフローを識別し、最終的
に、パケットを適当なフローキュー（識別されたフロー
に依存して、ＧＢフローキュー５０２またはＢＥフロー
キュー５０５）に格納する。Ｓ３５０で、フローキュー
の長さがゼロでない場合、Ｓ３５５で、そのフローのキ
ュー長をインクリメントし、制御はＳ５００に移る。Ｓ
３５０で、フローのキュー長がゼロである場合、Ｓ３６
０で、スケジューラ６０２は、バックログフローの数を
インクリメントし、Ｓ３７０で、フローキューの長さを
インクリメントする（例として、フローキューの長さ
は、キュー内のデータパケットの数を表すことが可能で
あるが、バイト数、ビット数、またはメモリワード数の
ような他の単位も、フローキューの長さを表現するため
に使用可能である）。その後、Ｓ３８０で、スケジュー
ラ６０２は、識別されたフローがＧＢフローであるかど
うかをチェックする。識別されたフローがＧＢフローｇ
ｂｉである場合、Ｓ３９０で、スケジューラ６０２は、
フレームフラグＦＦｇｂｉを¬ＧＦＣに等しいとセット
する。その後、スケジューラ６０２は、Ｓ４００で、Ｂ
Ｅ現在シェアφＢＥをデクリメントし、Ｓ４１０で、フ
ローｇｂｉをＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９の末尾に付
加し、最後に制御をＳ５００に移す。
【００５６】Ｓ３３０で識別されたフローがＳ３８０で
ＧＢフローとして認識されない場合、スケジューラ６０
２は、まず、（Ｓ４２０で）そのフローをＳＷＳ ＦＩ
ＦＯキュー５１１の末尾に付加した後、（Ｓ４３０で）
バックログフローの数が１に等しいかどうかをチェック
する。Ｓ４３０でバックログフローの数が１に等しい場
合、スケジューラ６０２は、Ｓ４４０で、ＢＥ累積シェ
アΦＢＥをＢＥ現在シェアφＢＥに等しいとセットした
後、制御をＳ５００に移す。Ｓ４３０で、バックログフ
ローの数が１に等しくない場合、スケジューラは制御を
直接Ｓ５００に移す。
ＧＢフローとして認識されない場合、スケジューラ６０
２は、まず、（Ｓ４２０で）そのフローをＳＷＳ ＦＩ
ＦＯキュー５１１の末尾に付加した後、（Ｓ４３０で）
バックログフローの数が１に等しいかどうかをチェック
する。Ｓ４３０でバックログフローの数が１に等しい場
合、スケジューラ６０２は、Ｓ４４０で、ＢＥ累積シェ
アΦＢＥをＢＥ現在シェアφＢＥに等しいとセットした
後、制御をＳ５００に移す。Ｓ４３０で、バックログフ
ローの数が１に等しくない場合、スケジューラは制御を
直接Ｓ５００に移す。
【００５７】Ｓ５００で、送信器６０１が古いパケット
の送信で依然としてビジーであり、送信のために新たな
パケットを受け付けることができない場合、スケジュー
ラ６０２はＳ３１０に戻る。他方、送信器６０１が古い
パケットの送信でビジーでない場合、Ｓ５１０で、スケ
ジューラ６０２は、前にサービスしたフローでその状態
をさらに更新しなければならないものがあるかどうかを
チェックする。このようなフローが存在しない場合、ス
ケジューラ６０２は最後にサービスしたフローの状態を
すでに更新したことを意味しており、Ｓ５２０で、スケ
ジューラ６０２は、バックログフローがあるかどうかを
判定する。バックログフローが存在しない場合、スケジ
ューラ６０２の制御はＳ３１０に戻る。他方、Ｓ５２０
でバックログフローの存在が検出された場合、Ｓ５３０
で、スケジューラ６０２は、ＢＥフロー集合状態テーブ
ル５０８に格納された、ＢＥ累積シェアΦＢＥの現在の
値をチェックする。ＢＥ累積シェアΦＢＥの値がゼロで
ある場合、スケジューラ６０２はＳ５４０に進み、サー
ビスのために、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９の先頭の
ＧＢフロー４０２を選択する。その後、Ｓ５６０で、ス
ケジューラ６０２は、選択したＧＢフロー４０２のフロ
ーキュー５０２の先頭のパケットを送信器６０１に送
る。その後、制御はＳ３１０に戻る。Ｓ５３０で、ＢＥ
累積シェアΦＢ Ｅの値がゼロより大きい場合、スケジュ
ーラ６０２はＳ５５０に進み、サービスのために、ＳＷ
Ｓ ＦＩＦＯキュー５１１の先頭のＢＥフロー４０５を
選択する。その後、Ｓ５６０で、スケジューラ６０２
は、選択したＢＥフロー４０５のフローキュー５０５の
先頭のパケットを送信器６０１に送る。その後、制御は
Ｓ３１０に戻る。
の送信で依然としてビジーであり、送信のために新たな
パケットを受け付けることができない場合、スケジュー
ラ６０２はＳ３１０に戻る。他方、送信器６０１が古い
パケットの送信でビジーでない場合、Ｓ５１０で、スケ
ジューラ６０２は、前にサービスしたフローでその状態
をさらに更新しなければならないものがあるかどうかを
チェックする。このようなフローが存在しない場合、ス
ケジューラ６０２は最後にサービスしたフローの状態を
すでに更新したことを意味しており、Ｓ５２０で、スケ
ジューラ６０２は、バックログフローがあるかどうかを
判定する。バックログフローが存在しない場合、スケジ
ューラ６０２の制御はＳ３１０に戻る。他方、Ｓ５２０
でバックログフローの存在が検出された場合、Ｓ５３０
で、スケジューラ６０２は、ＢＥフロー集合状態テーブ
ル５０８に格納された、ＢＥ累積シェアΦＢＥの現在の
値をチェックする。ＢＥ累積シェアΦＢＥの値がゼロで
ある場合、スケジューラ６０２はＳ５４０に進み、サー
ビスのために、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９の先頭の
ＧＢフロー４０２を選択する。その後、Ｓ５６０で、ス
ケジューラ６０２は、選択したＧＢフロー４０２のフロ
ーキュー５０２の先頭のパケットを送信器６０１に送
る。その後、制御はＳ３１０に戻る。Ｓ５３０で、ＢＥ
累積シェアΦＢ Ｅの値がゼロより大きい場合、スケジュ
ーラ６０２はＳ５５０に進み、サービスのために、ＳＷ
Ｓ ＦＩＦＯキュー５１１の先頭のＢＥフロー４０５を
選択する。その後、Ｓ５６０で、スケジューラ６０２
は、選択したＢＥフロー４０５のフローキュー５０５の
先頭のパケットを送信器６０１に送る。その後、制御は
Ｓ３１０に戻る。
【００５８】Ｓ５１０で、スケジューラ６０２は、最後
にサービスしたフローの状態をまだ更新しなければなら
ないと判定した場合、Ｓ５７０で、最後にサービスした
フローのキュー長のデクリメントを開始する。その後、
Ｓ５８０で、スケジューラ６０２は、フロータイムスタ
ンプの更新に進む。Ｓ５９０で、スケジューラ６０２
は、最後にサービスしたフローがＧＢフローであるかど
うかをチェックする。最後にサービスしたフローがＧＢ
フローｇｂｉである場合、Ｓ６００で、スケジューラ６
０２は、フローのキュー長が今ゼロに等しいかどうかを
チェックする。キュー長がゼロに等しくない場合、Ｓ６
１０で、スケジューラは、ＧＢフローｇｂ ｉの更新され
たタイムスタンプがＰＷＳ基準タイムスタンプ増分ＴＱ
ＰＷＳ以上であるかどうかをチェックする。更新された
タイムスタンプがＴＱ ＰＷＳより小さい場合、スケジュ
ーラ６０２はＳ７１０に進む。他方、更新されたタイム
スタンプがＴＱ ＰＷＳより小さくない場合、スケジュー
ラ６０２は、まず、最後にサービスしたＧＢフローｇｂ
ｉのフレームフラグＦＦｉをトグルした後、Ｓ６３０
で、タイムスタンプを正当な範囲［０，ＴＱ ＰＷＳ）内
にリセットし、Ｓ６４０で、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５
０９の先頭からＧＢフローｇｂｉへのポインタを取り出
し、最後に、Ｓ６５０で、同じフローポインタをＰＷＳ
ＦＩＦＯキュー５０９の末尾に付加する。その後、制
御はＳ７１０に移る。
にサービスしたフローの状態をまだ更新しなければなら
ないと判定した場合、Ｓ５７０で、最後にサービスした
フローのキュー長のデクリメントを開始する。その後、
Ｓ５８０で、スケジューラ６０２は、フロータイムスタ
ンプの更新に進む。Ｓ５９０で、スケジューラ６０２
は、最後にサービスしたフローがＧＢフローであるかど
うかをチェックする。最後にサービスしたフローがＧＢ
フローｇｂｉである場合、Ｓ６００で、スケジューラ６
０２は、フローのキュー長が今ゼロに等しいかどうかを
チェックする。キュー長がゼロに等しくない場合、Ｓ６
１０で、スケジューラは、ＧＢフローｇｂ ｉの更新され
たタイムスタンプがＰＷＳ基準タイムスタンプ増分ＴＱ
ＰＷＳ以上であるかどうかをチェックする。更新された
タイムスタンプがＴＱ ＰＷＳより小さい場合、スケジュ
ーラ６０２はＳ７１０に進む。他方、更新されたタイム
スタンプがＴＱ ＰＷＳより小さくない場合、スケジュー
ラ６０２は、まず、最後にサービスしたＧＢフローｇｂ
ｉのフレームフラグＦＦｉをトグルした後、Ｓ６３０
で、タイムスタンプを正当な範囲［０，ＴＱ ＰＷＳ）内
にリセットし、Ｓ６４０で、ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー５
０９の先頭からＧＢフローｇｂｉへのポインタを取り出
し、最後に、Ｓ６５０で、同じフローポインタをＰＷＳ
ＦＩＦＯキュー５０９の末尾に付加する。その後、制
御はＳ７１０に移る。
【００５９】Ｓ６００で、ＧＢフローｇｂｉのキュー長
がゼロに等しい場合、Ｓ６６０で、スケジューラ６０２
は、フローのタイムスタンプがＴＱ ＰＷＳ以上であるか
どうかをチェックする。タイムスタンプがＴＱ ＰＷＳよ
り小さい場合、制御はＳ６８０に進む。そうでない場
合、Ｓ６７０で、スケジューラは、タイムスタンプを正
当な範囲内にリセットした後、Ｓ６８０に進む。Ｓ６８
０で、スケジューラは、最後にサービスしたフローをＰ
ＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９の先頭から取り出した後、
Ｓ６９０で、ＢＥ現在シェアφＢＥをインクリメントす
る。Ｓ７００で、スケジューラ６０２は、バックログフ
ローの数をデクリメントした後、Ｓ７１０に進む。
がゼロに等しい場合、Ｓ６６０で、スケジューラ６０２
は、フローのタイムスタンプがＴＱ ＰＷＳ以上であるか
どうかをチェックする。タイムスタンプがＴＱ ＰＷＳよ
り小さい場合、制御はＳ６８０に進む。そうでない場
合、Ｓ６７０で、スケジューラは、タイムスタンプを正
当な範囲内にリセットした後、Ｓ６８０に進む。Ｓ６８
０で、スケジューラは、最後にサービスしたフローをＰ
ＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９の先頭から取り出した後、
Ｓ６９０で、ＢＥ現在シェアφＢＥをインクリメントす
る。Ｓ７００で、スケジューラ６０２は、バックログフ
ローの数をデクリメントした後、Ｓ７１０に進む。
【００６０】Ｓ７１０で、スケジューラ６０２は、今Ｐ
ＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９の先頭にあるＧＢフローｇ
ｂｊのフレームフラグを、グローバルフレームカウンタ
ＧＦＣと比較する。フレームフラグとＧＦＣが同じ値を
有する場合、スケジューラ６０２は、制御をＳ５２０に
移し、そうでない場合、Ｓ７２０で、ＧＦＣの値をトグ
ルし、Ｓ７３０で、ＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５１１にバ
ックログフローがあるかどうかをチェックする。少なく
とも１つのバックログフローがＳＷＳ ＦＩＦＯキュー
５１１にある場合、Ｓ７４０で、スケジューラ６０２
は、ＢＥ累積シェアΦＢＥをＢＥ現在シェアφＢＥに等
しいとセットした後、制御をＳ５２０に移す。Ｓ７３０
でバックログフローが検出されない場合、スケジューラ
６０２は制御を直接Ｓ５２０に移す。
ＷＳ ＦＩＦＯキュー５０９の先頭にあるＧＢフローｇ
ｂｊのフレームフラグを、グローバルフレームカウンタ
ＧＦＣと比較する。フレームフラグとＧＦＣが同じ値を
有する場合、スケジューラ６０２は、制御をＳ５２０に
移し、そうでない場合、Ｓ７２０で、ＧＦＣの値をトグ
ルし、Ｓ７３０で、ＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５１１にバ
ックログフローがあるかどうかをチェックする。少なく
とも１つのバックログフローがＳＷＳ ＦＩＦＯキュー
５１１にある場合、Ｓ７４０で、スケジューラ６０２
は、ＢＥ累積シェアΦＢＥをＢＥ現在シェアφＢＥに等
しいとセットした後、制御をＳ５２０に移す。Ｓ７３０
でバックログフローが検出されない場合、スケジューラ
６０２は制御を直接Ｓ５２０に移す。
【００６１】Ｓ５９０で、最後にサービスしたフローが
ＢＥフローｂｅｉとして分類された場合、Ｓ７５０で、
スケジューラ６０２は、ＢＥフローｂｅｉのキュー長が
ゼロに等しいかどうかをチェックする。キュー長がゼロ
に等しくない場合、最後にサービスしたＢＥフローｂｅ
ｉのフローキュー５０５にパケットが残っていることを
意味し、スケジューラは、最後にサービスしたＢＥフロ
ーｂｅｉの更新されたばかりのタイムスタンプがＳＷＳ
ＦＩＦＯキュー５１１の基準タイムスタンプ増分ＴＱ
ＳＷＳ以上であるかどうかをチェックする。更新された
タイムスタンプがＴＱ ＳＷＳより小さい場合、スケジュ
ーラ６０２はＳ８４０に進む。他方、更新されたタイム
スタンプがＴＱ ＳＷＳより小さくない場合、スケジュー
ラ６０２は、まず、Ｓ７７０で、タイムスタンプを正当
な範囲［０，ＴＱ ＳＷＳ）内にリセットした後、Ｓ７８
０で、ＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５１１の先頭からＢＥフ
ローｂｅｉへのポインタを取り出し、最後に、Ｓ７９０
で、同じフローポインタをＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５１
１の末尾に付加する。その後、スケジューラ６０２は、
制御をＳ８４０に移す。
ＢＥフローｂｅｉとして分類された場合、Ｓ７５０で、
スケジューラ６０２は、ＢＥフローｂｅｉのキュー長が
ゼロに等しいかどうかをチェックする。キュー長がゼロ
に等しくない場合、最後にサービスしたＢＥフローｂｅ
ｉのフローキュー５０５にパケットが残っていることを
意味し、スケジューラは、最後にサービスしたＢＥフロ
ーｂｅｉの更新されたばかりのタイムスタンプがＳＷＳ
ＦＩＦＯキュー５１１の基準タイムスタンプ増分ＴＱ
ＳＷＳ以上であるかどうかをチェックする。更新された
タイムスタンプがＴＱ ＳＷＳより小さい場合、スケジュ
ーラ６０２はＳ８４０に進む。他方、更新されたタイム
スタンプがＴＱ ＳＷＳより小さくない場合、スケジュー
ラ６０２は、まず、Ｓ７７０で、タイムスタンプを正当
な範囲［０，ＴＱ ＳＷＳ）内にリセットした後、Ｓ７８
０で、ＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５１１の先頭からＢＥフ
ローｂｅｉへのポインタを取り出し、最後に、Ｓ７９０
で、同じフローポインタをＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５１
１の末尾に付加する。その後、スケジューラ６０２は、
制御をＳ８４０に移す。
【００６２】Ｓ７５０で、ＢＥフローｂｅｉのキュー長
がゼロに等しい場合、Ｓ８００で、スケジューラ６０２
は、フローのタイムスタンプがＴＱ ＳＷＳ以上であるか
どうかをチェックする。タイムスタンプがＴＱ ＳＷＳよ
り小さい場合、制御はＳ８２０に移る。そうでない場
合、Ｓ８１０で、スケジューラ６０２は、タイムスタン
プを正当な範囲内にリセットした後、Ｓ８２０に進む。
Ｓ８２０で、スケジューラ６０２は、最後にサービスし
たフローｂｅｉをＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５１１の先頭
から取り出す。Ｓ８３０で、スケジューラ６０２は、バ
ックログフローの数をデクリメントした後、Ｓ８４０に
進む。
がゼロに等しい場合、Ｓ８００で、スケジューラ６０２
は、フローのタイムスタンプがＴＱ ＳＷＳ以上であるか
どうかをチェックする。タイムスタンプがＴＱ ＳＷＳよ
り小さい場合、制御はＳ８２０に移る。そうでない場
合、Ｓ８１０で、スケジューラ６０２は、タイムスタン
プを正当な範囲内にリセットした後、Ｓ８２０に進む。
Ｓ８２０で、スケジューラ６０２は、最後にサービスし
たフローｂｅｉをＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５１１の先頭
から取り出す。Ｓ８３０で、スケジューラ６０２は、バ
ックログフローの数をデクリメントした後、Ｓ８４０に
進む。
【００６３】Ｓ８４０で、スケジューラ６０２は、ＢＥ
フロー集合のタイムスタンプＦＢＥを更新する。その
後、Ｓ８５０で、スケジューラ６０２は、ＢＥフロー集
合の更新されたタイムスタンプを、ＰＷＳ基準タイムス
タンプ増分ＴＱ ＰＷＳと比較する。タイムスタンプＦ
ＢＥが基準タイムスタンプ増分ＴＱ ＰＷＳ以上である場
合、Ｓ８６０で、スケジューラは、タイムスタンプを正
当な範囲［０，ＴＱ ＰＷＳ）内にリセットした後、Ｓ８
７０に進み、ＢＥフロー集合のＢＥ累積シェアΦＢ Ｅを
ゼロにリセットする。その後、スケジューラ６０２は、
制御をＳ５２０に移す。Ｓ８５０で、ＢＥフロー集合の
タイムスタンプが、ＰＷＳ基準タイムスタンプ増分より
小さいと判定された場合、スケジューラ６０２は、Ｓ８
８０に進み、ＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５１１にバックロ
グフローが存在するかどうかをチェックする。バックロ
グフローがＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５１１に残っていな
い場合、スケジューラ６０２は制御をＳ８７０に移し、
そうでない場合、Ｓ５２０に進む。
フロー集合のタイムスタンプＦＢＥを更新する。その
後、Ｓ８５０で、スケジューラ６０２は、ＢＥフロー集
合の更新されたタイムスタンプを、ＰＷＳ基準タイムス
タンプ増分ＴＱ ＰＷＳと比較する。タイムスタンプＦ
ＢＥが基準タイムスタンプ増分ＴＱ ＰＷＳ以上である場
合、Ｓ８６０で、スケジューラは、タイムスタンプを正
当な範囲［０，ＴＱ ＰＷＳ）内にリセットした後、Ｓ８
７０に進み、ＢＥフロー集合のＢＥ累積シェアΦＢ Ｅを
ゼロにリセットする。その後、スケジューラ６０２は、
制御をＳ５２０に移す。Ｓ８５０で、ＢＥフロー集合の
タイムスタンプが、ＰＷＳ基準タイムスタンプ増分より
小さいと判定された場合、スケジューラ６０２は、Ｓ８
８０に進み、ＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５１１にバックロ
グフローが存在するかどうかをチェックする。バックロ
グフローがＳＷＳ ＦＩＦＯキュー５１１に残っていな
い場合、スケジューラ６０２は制御をＳ８７０に移し、
そうでない場合、Ｓ５２０に進む。
【００６４】上記の実施例は、本発明に従って、重み付
けラウンドロビンスケジューラで帯域保証型およびベス
トエフォート型のフローを統合するために使用可能な諸
原理の単なる例示である。当業者であれば、ここに明示
的に記載していなくとも、特許請求の範囲により規定さ
れる本発明の技術思想および技術的範囲から離れずに、
それらの原理を実現するさまざまな構成を考えることが
可能である。
けラウンドロビンスケジューラで帯域保証型およびベス
トエフォート型のフローを統合するために使用可能な諸
原理の単なる例示である。当業者であれば、ここに明示
的に記載していなくとも、特許請求の範囲により規定さ
れる本発明の技術思想および技術的範囲から離れずに、
それらの原理を実現するさまざまな構成を考えることが
可能である。
【００６５】［付録］文献 ［１］ M. Katevenis, S. Sidiropoulos, and C. Courc
oubetis, "Weighted Round Robin Cell Multiplexing i
n a General-Purpose ATM Switch", IEEE Journal on S
elected Areas in Communications, vol.9, pp.1265-7
9, October 1991. ［２］ M. Shreedhar and G. Varghese, "Efficient Fa
ir Queueing Using Deficit Round Robin", IEEE/ACM T
ransactions on Networking, vol.4, no.3, pp.375-38
5, June 1996. ［３］ H. Adiseshu, G. Parulkar, and G. Varghese,
"A Reliable and Scalable Striping Protocol", Proc
eedings of ACM SIGCOMM '96, August 1996. ［４］ K. Nichols, V. Jacobson, and L. Zhang, "A T
wo-bit DifferentiatedServices Architecture for the
Internet", Request for Comments (RFC) 2638, IETF,
July 1999. ［５］ R. Braden, D. Clark, and S. Shenker, "Integ
rated Services in theInternet Architecture: an Ove
rview", Request for Comments (RFC) 1633, IETF, Jun
e 1994. ［６］ J. Heinanen, F. Baker, W. Weiss, and J. Wro
clawski, "Assured Forwarding PHB Group", Request f
or Comments (RFC) 2597, IETF, June 1999. ［７］ V. Jacobson, K. Nichols, and K. Poduri, "An
Expedited ForwardingPHB", Request for Comments (R
FC) 2598, IETF, June 1999. ［８］ P. Goyal and H. M. Vin, "Fair Airport Sched
uling Algorithms", Proceedings of NOSSDAV '97, pp.
273-282, May 1997. ［９］ F. M. Chiussi and A. Francini, "Providing Q
oS Guarantees in Packet Switches", Proceedings of
IEEE GLOBECOM '99, High-Speed Networks Symposium,
Rio de Janeiro, Brazil, December 1999. ［１０］ F. M. Chiussi and A. Francini, "A Distrib
uted Scheduling Architecture for Scalable Packet S
witches", IEEE Journal on Selected Areas inCommuni
cations, Vol.18, No.12, December 2000.
oubetis, "Weighted Round Robin Cell Multiplexing i
n a General-Purpose ATM Switch", IEEE Journal on S
elected Areas in Communications, vol.9, pp.1265-7
9, October 1991. ［２］ M. Shreedhar and G. Varghese, "Efficient Fa
ir Queueing Using Deficit Round Robin", IEEE/ACM T
ransactions on Networking, vol.4, no.3, pp.375-38
5, June 1996. ［３］ H. Adiseshu, G. Parulkar, and G. Varghese,
"A Reliable and Scalable Striping Protocol", Proc
eedings of ACM SIGCOMM '96, August 1996. ［４］ K. Nichols, V. Jacobson, and L. Zhang, "A T
wo-bit DifferentiatedServices Architecture for the
Internet", Request for Comments (RFC) 2638, IETF,
July 1999. ［５］ R. Braden, D. Clark, and S. Shenker, "Integ
rated Services in theInternet Architecture: an Ove
rview", Request for Comments (RFC) 1633, IETF, Jun
e 1994. ［６］ J. Heinanen, F. Baker, W. Weiss, and J. Wro
clawski, "Assured Forwarding PHB Group", Request f
or Comments (RFC) 2597, IETF, June 1999. ［７］ V. Jacobson, K. Nichols, and K. Poduri, "An
Expedited ForwardingPHB", Request for Comments (R
FC) 2598, IETF, June 1999. ［８］ P. Goyal and H. M. Vin, "Fair Airport Sched
uling Algorithms", Proceedings of NOSSDAV '97, pp.
273-282, May 1997. ［９］ F. M. Chiussi and A. Francini, "Providing Q
oS Guarantees in Packet Switches", Proceedings of
IEEE GLOBECOM '99, High-Speed Networks Symposium,
Rio de Janeiro, Brazil, December 1999. ［１０］ F. M. Chiussi and A. Francini, "A Distrib
uted Scheduling Architecture for Scalable Packet S
witches", IEEE Journal on Selected Areas inCommuni
cations, Vol.18, No.12, December 2000.
【００６６】
【発明の効果】以上述べたごとく、本発明によれば、帯
域保証型（ＧＢ）およびベストエフォート型（ＢＥ）の
フローをフレキシブルに統合するスケジューリング方法
および装置が実現される。
域保証型（ＧＢ）およびベストエフォート型（ＢＥ）の
フローをフレキシブルに統合するスケジューリング方法
および装置が実現される。
【００６７】特許請求の範囲の発明の要件の後に括弧で
記載した番号がある場合は、本発明の一実施例の対応関
係を示すものであって、本発明の範囲を限定するものと
解釈すべきではない。
記載した番号がある場合は、本発明の一実施例の対応関
係を示すものであって、本発明の範囲を限定するものと
解釈すべきではない。
【図１】データソース、通信スイッチ、およびデータ宛
先を含む例示的なパケットネットワークを示す図であ
る。
先を含む例示的なパケットネットワークを示す図であ
る。
【図２】図１のパケットネットワークで用いられる例示
的な通信スイッチを示す図である。
的な通信スイッチを示す図である。
【図３】図３Ａは、新たなパケットがフローキューの先
頭に到着したときにフローｉを処理する不足ラウンドロ
ビン（ＤＲＲ）アルゴリズムで用いられる擬似コードの
例を示し、図３Ｂは、サーバが１パケットの送信を完了
したときにタイムスタンプｉを更新する余剰ラウンドロ
ビン（ＳＲＲ）アルゴリズムで用いられる擬似コードの
例を示す図である。
頭に到着したときにフローｉを処理する不足ラウンドロ
ビン（ＤＲＲ）アルゴリズムで用いられる擬似コードの
例を示し、図３Ｂは、サーバが１パケットの送信を完了
したときにタイムスタンプｉを更新する余剰ラウンドロ
ビン（ＳＲＲ）アルゴリズムで用いられる擬似コードの
例を示す図である。
【図４】本発明による、スケジューラの２層論理編成を
示す図である。
示す図である。
【図５】本発明のスケジューラによって利用されるキュ
ー、状態テーブル、レジスタ、およびパラメータの機能
図である。
ー、状態テーブル、レジスタ、およびパラメータの機能
図である。
【図６】図５の装置の具体的実装の例示的ブロック図で
ある。
ある。
【図７】本発明に従ってパケットの送信をスケジューリ
ングする方法を記述した例示的な流れ図である。
ングする方法を記述した例示的な流れ図である。
【図８】本発明に従ってパケットの送信をスケジューリ
ングする方法を記述した例示的な流れ図である。
ングする方法を記述した例示的な流れ図である。
１０１ 通信スイッチ １０２ データソース １０３ 宛先 ２００ 通信リンクインタフェース ２０１ 入力リンク ２０２ 出力リンク ２５０ スイッチファブリック ４０１ 一次ＷＲＲスケジューラ（ＰＷＳ） ４０２ ＧＢフロー ４０３ ＢＥフロー集合 ４０４ 二次ＷＲＲスケジューラ（ＳＷＳ） ４０５ ＢＥフロー ４０６ サービスフレーム ４０７ 第１サブフレーム（ＧＢサブフレーム） ４０８ 第２サブフレーム（ＢＥサブフレーム） ４０９ 予想フレーム期間 ４１０ 実際のフレーム期間 ５０２ ＧＢフローキュー ５０３ ＧＢフロー別状態テーブル ５０５ ＢＥフローキュー ５０６ ＢＥフロー別状態テーブル ５０７ グローバル状態テーブル ５０８ ＢＥフロー集合状態テーブル ５０９ ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー ５１０ レジスタ ５１１ ＳＷＳ ＦＩＦＯキュー ５１２ レジスタ ６００ パケット受信器 ６０１ パケット送信器 ６０２ スケジューラ ６０３ コントローラ ６０４ グローバル状態ＲＡＭ ６０５ レジスタ ６０６ チップ ６０７ パケットＲＡＭ ６０８ フロー別状態ＲＡＭ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 596077259 600 Ｍｏｕｎｔａｉｎ Ａｖｅｎｕｅ, Ｍｕｒｒａｙ Ｈｉｌｌ， Ｎｅｗ Ｊｅ ｒｓｅｙ 07974−0636Ｕ．Ｓ．Ａ. (72)発明者 ファビオ エム チウスイ アメリカ合衆国、07740 ニュージャージ ー州、ロング ブランチ、Ａｐｔ．４Ｄ、 オーシャン アベニュー Ｎ 300 (72)発明者 ケヴィン ディー ドラッカー アメリカ合衆国、08801 ニュージャージ ー州、アナンデール、ウェストゲート ド ライブ 18 (72)発明者 アンドレーエ フランシーン アメリカ合衆国、07701 ニュージャージ ー州、レッド バンク、ウェスト フロン ト ストリート 537 Ｆターム(参考） 5K030 HA08 KX18 LC01 LC08
Claims (10)
- 【請求項１】 複数のデータパケットフローをサービス
するスケジューリング装置において、 前記データパケットフローのそれぞれは、指定されたサ
ービス要求を有し、それぞれ複数のキューのうちの１つ
が対応し、該複数のキューのそれぞれはデータパケット
を含み、前記データパケットフローへのサービスの分配
はサービスフレームに分けて編成され、各サービスフレ
ームは前記データパケットフローのそれぞれに複数のサ
ービス機会を提供し、前記サービス機会の数は、前記デ
ータパケットフローのサービス要求に依存し、 前記スケジューリング装置は、 サービスフレームの第１サブフレームの期間中に、サー
ビスを第１の帯域保証型（ＧＢ）データパケットフロー
のセットに提供する第１スケジューラと、 サービスフレームの第２サブフレームの期間中に、サー
ビスを第２のベストエフォート型（ＢＥ）データパケッ
トフローのセットに提供する第２スケジューラとを有
し、 前記ＧＢデータパケットフローは、帯域要求で表現され
るサービス要求を有し、第１サブフレームの期間は、前
記ＧＢデータパケットフローの帯域要求を満たすように
調整され、 前記ＢＥデータパケットフローは、保証帯域要求で表現
されないサービス要求を有し、第２サブフレームの期間
は、サービスフレームの期間から、同じサービスフレー
ム内の第１サブフレームの期間を差し引いたものである
ことを特徴とするスケジューリング装置。 - 【請求項２】 前記第２スケジューラは、前記第２のＢ
Ｅデータパケットフロー内の各データパケットフローに
サービスを等しく分配することを特徴とする請求項１記
載の装置。 - 【請求項３】 サービスフレームの期間は、帯域要求の
総和が固定サービスレートに等しい場合に、ＧＢデータ
パケットフローの前記帯域要求の総和を収容するように
決定されることを特徴とする請求項１記載の装置。 - 【請求項４】 第２サブフレームの終了は、（１）サー
ビスフレームの所定期間が満了するか、または、（２）
前記第２のＢＥフローのセットに残っているバックログ
がなくなるかのいずれかのときに、いずれの条件が最小
に生じるかにかかわらず決定され、バックログは、考え
ているデータパケットフローのセットに対応する１個ま
たは複数のキュー内の１個または複数のデータパケット
の存在として定義されることを特徴とする請求項１記載
の装置。 - 【請求項５】 前記第２サブフレームの期間は、ＢＥ現
在シェアφＢＥから導出され、該ＢＥ現在シェアφＢＥ
は、固定サービスレートと、対応するキューにバックロ
グを有する各ＧＢフローの帯域要求の総和との間の差と
して定義されることを特徴とする請求項１記載の装置。 - 【請求項６】 前記第１スケジューラは、前記第２サブ
フレームの期間を規制するために、ＢＥデータパケット
フローの集合に対するタイムスタンプＦＢＥを管理する
ことを特徴とする請求項１記載の装置。 - 【請求項７】 前記第１のＧＢフローのセット内でバッ
クログとなっているデータパケットフローは、サービス
のために、一次ＷＲＲスケジューラ（ＰＷＳ）先入れ先
出し（ＦＩＦＯ）キューに格納され、 前記第１のＧＢフローのセットの各データパケットフロ
ーは、対応するフレームフラグを有し、 前記第１サブフレームは、前記ＰＷＳ ＦＩＦＯキュー
の先頭にあるＧＢフローのフレームフラグが、グローバ
ルフレームカウンタＧＦＣとは異なる値を有するとき
に、終了することを特徴とする請求項１記載の装置。 - 【請求項８】 前記ＧＦＣの値と、前記ＰＷＳ ＦＩＦ
Ｏキューの先頭にある前記ＧＢフローの前記フレームフ
ラグの値との間の差が検出された後に、前記ＧＦＣの値
は、前記ＰＷＳ ＦＩＦＯキューの先頭にある前記ＧＢ
フローの前記フレームフラグの値に等しくセットされる
ことを特徴とする請求項７記載の装置。 - 【請求項９】 前記ＢＥデータパケットフローの集合の
タイムスタンプＦＢ ＥがＰＷＳ基準タイムスタンプ増分
ＴＱ ＰＷＳを超えるたびに、前記第２サブフレームの終
了が宣言されることを特徴とする請求項７記載の装置。 - 【請求項１０】 複数のデータパケットフローをサービ
スするスケジューラを動作させる方法において、 前記データパケットフローのそれぞれは、指定されたサ
ービス要求を有し、それぞれ複数のキューのうちの１つ
が対応し、該複数のキューのそれぞれはデータパケット
を含み、前記データパケットフローへのサービスの分配
はサービスフレームに分けて編成され、各サービスフレ
ームは前記データパケットフローのそれぞれに複数のサ
ービス機会を提供し、前記サービス機会の数は、前記デ
ータパケットフローのサービス要求に依存し、 前記方法は、 サービスフレームの第１サブフレームの期間中に、サー
ビスを第１の帯域保証型（ＧＢ）データパケットフロー
のセットに提供するステップと、 サービスフレームの第２サブフレームの期間中に、サー
ビスを第２のベストエフォート型（ＢＥ）データパケッ
トフローのセットに提供するステップとを有し、 前記ＧＢデータパケットフローは、帯域要求で表現され
るサービス要求を有し、第１サブフレームの期間は、前
記ＧＢデータパケットフローの帯域要求を満たすように
調整され、 前記ＢＥデータパケットフローは、保証帯域要求で表現
されないサービス要求を有し、第２サブフレームの期間
は、サービスフレームの期間から、同じサービスフレー
ム内の第１サブフレームの期間を差し引いたものである
ことを特徴とする、スケジューラを動作させる方法。
Applications Claiming Priority (4)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US26080801P | 2001-01-10 | 2001-01-10 | |
| US60/260808 | 2001-11-13 | ||
| US10/010582 | 2001-11-13 | ||
| US10/010,582 US7099330B2 (en) | 2001-01-10 | 2001-11-13 | Method and apparatus for integrating guaranteed-bandwidth and best-effort traffic in a packet network |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2002232470A true JP2002232470A (ja) | 2002-08-16 |
| JP4017867B2 JP4017867B2 (ja) | 2007-12-05 |
Family
ID=22990700
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2002000603A Expired - Fee Related JP4017867B2 (ja) | 2001-01-10 | 2002-01-07 | スケジューリング装置 |
Country Status (3)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US7099330B2 (ja) |
| JP (1) | JP4017867B2 (ja) |
| CA (1) | CA2366269C (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2004180302A (ja) * | 2002-11-27 | 2004-06-24 | Alcatel Canada Inc | 通信装置のためにデータトラフィックフローをスケジュールするシステムおよび方法 |
| JP2012244399A (ja) * | 2011-05-19 | 2012-12-10 | Fujitsu Telecom Networks Ltd | 通信装置 |
Families Citing this family (31)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7111163B1 (en) | 2000-07-10 | 2006-09-19 | Alterwan, Inc. | Wide area network using internet with quality of service |
| JP2003124956A (ja) * | 2001-10-10 | 2003-04-25 | Sony Corp | 通信制御方法及びネットワークシステム |
| JP3857105B2 (ja) * | 2001-10-30 | 2006-12-13 | 富士通株式会社 | データ転送装置 |
| US7092401B2 (en) * | 2001-11-15 | 2006-08-15 | International Business Machines Corporation | Apparatus and method for managing work and completion queues using head and tail pointers with end-to-end context error cache for reliable datagram |
| US8780770B2 (en) | 2002-05-13 | 2014-07-15 | Misonimo Chi Acquisition L.L.C. | Systems and methods for voice and video communication over a wireless network |
| US7941149B2 (en) * | 2002-05-13 | 2011-05-10 | Misonimo Chi Acquistion L.L.C. | Multi-hop ultra wide band wireless network communication |
| US7957356B2 (en) | 2002-05-13 | 2011-06-07 | Misomino Chi Acquisitions L.L.C. | Scalable media access control for multi-hop high bandwidth communications |
| US7852796B2 (en) * | 2002-05-13 | 2010-12-14 | Xudong Wang | Distributed multichannel wireless communication |
| US7406083B2 (en) * | 2002-08-27 | 2008-07-29 | International Business Machines Corporation | Method for preserving the order of data packets processed along different processing paths |
| US20040160971A1 (en) * | 2002-11-27 | 2004-08-19 | Edward Krause | Apparatus and method for dynamic channel mapping and optimized scheduling of data packets |
| AU2003280115A1 (en) * | 2002-12-19 | 2004-07-14 | Koninklijke Philips Electronics N.V. | Combined best effort and contention free guaranteed throughput data scheduling |
| US7373420B1 (en) * | 2003-08-01 | 2008-05-13 | Nortel Networks Limited | Method and apparatus for weighted fair queuing |
| US20050149615A1 (en) * | 2003-12-17 | 2005-07-07 | Nedimyer Joseph P. | System and method for processing resource registry updates without regard to chronological order |
| US8665719B2 (en) * | 2004-05-03 | 2014-03-04 | Alcatel Lucent | Variable packet-size backplanes for switching and routing systems |
| CN100490421C (zh) * | 2004-10-20 | 2009-05-20 | 华为技术有限公司 | Mpls环网中实现流量公平传送的方法 |
| US7529224B2 (en) | 2005-04-18 | 2009-05-05 | International Business Machines Corporation | Scheduler, network processor, and methods for weighted best effort scheduling |
| US20070165647A1 (en) * | 2006-01-19 | 2007-07-19 | Tellabs Operations, Inc. | Apparatus, method, and computer program for data packet scheduling |
| KR100969768B1 (ko) * | 2006-06-27 | 2010-07-13 | 삼성전자주식회사 | 통신 시스템에서 데이터 스케쥴링 장치 및 방법 |
| US8175613B2 (en) * | 2006-08-04 | 2012-05-08 | Misonimo Chi Acquisitions L.L.C. | Systems and methods for determining location of devices within a wireless network |
| KR101102719B1 (ko) * | 2006-12-07 | 2012-01-05 | 미소니모 카이 액퀴지션 엘엘씨 | 타임슬롯 및 채널 할당을 위한 시스템 및 방법 |
| US8295304B1 (en) * | 2007-12-27 | 2012-10-23 | Exalt Communications Incorporated | Adaptive multi-service data framing |
| US8948189B2 (en) * | 2008-04-03 | 2015-02-03 | Entropie Communications, Inc. | System and method for scheduling reservation requests for a communication network |
| US8144584B1 (en) | 2009-07-20 | 2012-03-27 | Juniper Networks, Inc. | WRR scheduler configuration for optimized latency, buffer utilization |
| CA2750345C (en) | 2011-08-24 | 2013-06-18 | Guest Tek Interactive Entertainment Ltd. | Method of allocating bandwidth between zones according to user load and bandwidth management system thereof |
| US9641424B1 (en) | 2014-10-10 | 2017-05-02 | Nomadix, Inc. | Shaping outgoing traffic of network packets in a network management system |
| EP3241111B1 (en) * | 2014-12-30 | 2019-07-24 | British Telecommunications public limited company | Provisioning of telecommunications resources |
| US20160203528A1 (en) * | 2015-01-09 | 2016-07-14 | Vmware, Inc. | Method and system that allocates virtual network cost in a software-defined data center |
| US9866427B2 (en) | 2015-02-16 | 2018-01-09 | Juniper Networks, Inc. | Multi-stage switch fabric fault detection and handling |
| US10951527B2 (en) * | 2018-12-28 | 2021-03-16 | Juniper Networks, Inc. | Switch fabric packet flow reordering |
| US11689944B2 (en) | 2019-12-31 | 2023-06-27 | Hughes Network Systems, Llc | Traffic flow classification using machine learning |
| US11503615B2 (en) | 2019-12-31 | 2022-11-15 | Hughes Network Systems, Llc | Bandwidth allocation using machine learning |
Family Cites Families (11)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP0690596B1 (en) * | 1994-06-28 | 2002-05-15 | Hewlett-Packard Company, A Delaware Corporation | Method and apparatus for scheduling the transmission of cells of guaranteed-bandwidth virtual channels |
| EP0700186B1 (en) * | 1994-08-31 | 2005-04-13 | Hewlett-Packard Company, A Delaware Corporation | Method and apparatus for regulating virtual-channel cell transmission |
| US6041059A (en) * | 1997-04-25 | 2000-03-21 | Mmc Networks, Inc. | Time-wheel ATM cell scheduling |
| US6014367A (en) * | 1997-04-25 | 2000-01-11 | Mmc Networks, Inc | Method for weighted fair queuing for ATM cell scheduling |
| CA2242219A1 (en) * | 1997-10-03 | 1999-04-03 | Newbridge Networks Corporation | Classes of service in an mpoa network |
| US6493317B1 (en) * | 1998-12-18 | 2002-12-10 | Cisco Technology, Inc. | Traffic engineering technique for routing inter-class traffic in a computer network |
| CA2358525C (en) * | 1999-01-08 | 2008-04-01 | Nortel Networks Limited | Dynamic assignment of traffic classes to a priority queue in a packet forwarding device |
| AU753949B2 (en) * | 1999-09-01 | 2002-10-31 | Motorola, Inc. | Method and device for bandwidth allocation in multiple access protocols with contention-based reservation |
| US6680933B1 (en) * | 1999-09-23 | 2004-01-20 | Nortel Networks Limited | Telecommunications switches and methods for their operation |
| JP4439100B2 (ja) * | 2000-09-22 | 2010-03-24 | 株式会社東芝 | ネットワーク間中継装置 |
| US7158528B2 (en) * | 2000-12-15 | 2007-01-02 | Agere Systems Inc. | Scheduler for a packet routing and switching system |
-
2001
- 2001-11-13 US US10/010,582 patent/US7099330B2/en not_active Expired - Fee Related
- 2001-12-28 CA CA002366269A patent/CA2366269C/en not_active Expired - Fee Related
-
2002
- 2002-01-07 JP JP2002000603A patent/JP4017867B2/ja not_active Expired - Fee Related
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2004180302A (ja) * | 2002-11-27 | 2004-06-24 | Alcatel Canada Inc | 通信装置のためにデータトラフィックフローをスケジュールするシステムおよび方法 |
| JP2012244399A (ja) * | 2011-05-19 | 2012-12-10 | Fujitsu Telecom Networks Ltd | 通信装置 |
| US8953473B2 (en) | 2011-05-19 | 2015-02-10 | Fujitsu Telecom Networks Limited | Communication device |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| US20030142624A1 (en) | 2003-07-31 |
| JP4017867B2 (ja) | 2007-12-05 |
| US7099330B2 (en) | 2006-08-29 |
| CA2366269A1 (en) | 2002-07-10 |
| CA2366269C (en) | 2007-08-07 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JP2002232470A (ja) | スケジューリング装置 | |
| JP3953819B2 (ja) | スケジューリング装置およびスケジューリング方法 | |
| JP4115703B2 (ja) | 通信ネットワークにおける多重パケットをマルチレベルスケジューリングする方法 | |
| JP4619584B2 (ja) | パケット交換網のルータにおいてパケットをスケジュール設定するための方法 | |
| US7027457B1 (en) | Method and apparatus for providing differentiated Quality-of-Service guarantees in scalable packet switches | |
| JP3417512B2 (ja) | リアルタイムトラヒックに対する保証された帯域幅配達を備える遅延最小化システム | |
| US8064344B2 (en) | Flow-based queuing of network traffic | |
| US6594234B1 (en) | System and method for scheduling traffic for different classes of service | |
| US7142513B2 (en) | Method and multi-queue packet scheduling system for managing network packet traffic with minimum performance guarantees and maximum service rate control | |
| US7616567B2 (en) | Shaping apparatus, communication node and flow control method for controlling bandwidth of variable length frames | |
| US20020161914A1 (en) | Method and arrangement for congestion control in packet networks | |
| EP0986221A2 (en) | Port scheduler and method for scheduling service providing guarantees and hierarchical rate limiting with or without overbooking capability | |
| KR100463697B1 (ko) | 네트워크 프로세서가 흐름 큐의 연결 해제/재연결을 통해출력을 스케줄링하는 방법 및 시스템 | |
| JP2000049853A (ja) | バッファ管理によるレ―ト保証方法及び装置 | |
| JP2001519120A (ja) | 階層型パケット・スケジューリング方法及び装置 | |
| EP1298860A2 (en) | Method and system for flexible channel association | |
| JP2014135581A (ja) | パケット交換装置、伝送装置、及びパケットスケジューリング方法 | |
| US6882625B2 (en) | Method for scheduling packetized data traffic | |
| WO2002098047A2 (en) | System and method for providing optimum bandwidth utilization | |
| NZ531355A (en) | Distributed transmission of traffic flows in communication networks | |
| JP4272322B2 (ja) | 情報廃棄方法および情報廃棄装置 | |
| EP2063580B1 (en) | Low complexity scheduler with generalized processor sharing GPS like scheduling performance | |
| US7346068B1 (en) | Traffic management scheme for crossbar switch | |
| US20070133561A1 (en) | Apparatus and method for performing packet scheduling using adaptation round robin | |
| Zhu et al. | A new scheduling scheme for resilient packet ring networks with single transit buffer |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A621 | Written request for application examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A621 Effective date: 20041102 |
|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20060424 |
|
| A521 | Written amendment |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20060703 |
|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20070110 |
|
| A601 | Written request for extension of time |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A601 Effective date: 20070410 |
|
| A602 | Written permission of extension of time |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A602 Effective date: 20070413 |
|
| A521 | Written amendment |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20070710 |
|
| TRDD | Decision of grant or rejection written | ||
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 Effective date: 20070827 |
|
| A61 | First payment of annual fees (during grant procedure) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A61 Effective date: 20070919 |
|
| R150 | Certificate of patent or registration of utility model |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R150 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20100928 Year of fee payment: 3 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20100928 Year of fee payment: 3 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20110928 Year of fee payment: 4 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20110928 Year of fee payment: 4 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20120928 Year of fee payment: 5 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20120928 Year of fee payment: 5 |
|
| FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20130928 Year of fee payment: 6 |
|
| R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
| R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
| R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
| R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |