JPH11239158A - 分散構成のatmスイッチでのフロー制御方法 - Google Patents
分散構成のatmスイッチでのフロー制御方法Info
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Abstract
(非実時間可変伝送速度)カテゴリ・フロー専用の合計
平均伝送速度の関数として調整された指定数n個のシェ
ーパ(91...9n)と、出力ポートの利用可能伝送
速度(AVCR)の関数として調整されたn−1個の別
のシェーパを分散することからなる。ATM伝送ネット
ワークに適用される。
Description
ャおよび入力時の記憶を備えたATMスイッチ内の二地
点間、一地点多地点間、多地点一地点間および多地点間
の非リアルタイム接続のフロー制御の方法に関する。
トワークとして知られる通信ネットワークを用いて5バ
イトのヘッダと48バイトの本文からなるATMセルと
して知られる固定長パケットの循環が可能になる。より
詳細に言えば、ヘッダは送信元ユーザと宛先ユーザの間
の経路上で検出するスイッチ内のセルのルーティングを
可能にするVPI/VCI(すなわち仮想経路識別およ
び仮想チャネル識別子)フィールドとして知られる論理
チャネル識別子を含む。
ワークを用いることができるアプリケーションは極めて
多岐にわたる。ATMネットワークを用いることができ
るアプリケーションの大半はそのデータ要素の独自のフ
ォーマットを備える。これらは例えばインターネット・
プロトコルのIPフォーマット・フレームまたはMPE
G(moving picture export g
roup)フォーマットを用いるフレームである。これ
らのアプリケーション・フレームのフォーマットとAT
Mセルのフォーマットの間の適合はATMアダプテーシ
ョン・レイヤすなわちAALと呼ばれるレイヤで実行さ
れる。より詳細に言えば、このレイヤはフレームをセル
に分割し、その逆にネットワークから受信したセルをフ
レームに再組み立てする処理を担当する。
るデータ・フローの一部はネットワークがセルを提示す
る送信時間とジッタが最小になることを要求する。この
ケースは例えば電話データに関連する。電子メールなど
のその他のデータ・フロー、以下、非実時間フローには
これらの制約がない。実時間フローはネットワーク内の
一定程度の優先度を利用する必要があり、このためにフ
ローはリソースの予約による輻輳予防制御機構に支配さ
れる。
くつかの主要フロー・クラスが、セル損失率、転送時
間、ジッタ、最小伝送速度などのサービス品質パラメー
タが定義する、ユーザが所望のフローに関して追求する
サービス品質に関してユーザが出す異なる要求を考慮
し、ピーク伝送速度、平均伝送速度、バーストの最大サ
イズなどのトラフィック・パラメータが形成するこのフ
ローの伝送速度の異なる特性を考慮する規格([UIT
−T.I.371]、[AF TM4.0])で定義さ
れている。
たはVBRrt(実時間可変伝送速度)として知られる
以下のカテゴリの1つに属する。非実時間フローはサー
ビス品質がユーザ側のいかなる要求条件の目的でもない
UBR(無指定伝送速度)、統計的特性が十分な精度で
損失率に関する保証が可能なVBRnrt(非実時間可
変伝送速度)または最小伝送速度もしくはネットワーク
の表示によるエンドツーエンドのフロー制御の交換条件
としての低損失率が保証される利用可能伝送速度(AB
R)として知られる以下のカテゴリの1つに属する。
方法で4つの主要な機能セット、ATMスイッチの各ポ
ートへのアクセス機能1、ATMレイヤ機能2、スイッ
チ・ファブリック機能3および管理機能4を実施する。
伝送媒体に適したフォーマットへのATMセルの変換お
よびその逆の処理に備える。この機能によって、伝送速
度および着信セルを送信する伝送媒体が光、電気、無
線、またはその他のタイプであるかどうかにかかわら
ず、着信セルを単一のフォーマットでATMレイヤへ向
けることができる。スイッチのポートによっていくつか
のスイッチを接続できるがまたATMサービスのユーザ
をスイッチに接続することもできる。
はANSIとUITおよびATMフォーラム・システム
に関する大量の標準設定の文献に記載されている。これ
らのドキュメントに記載されたインタフェースの主要ク
ラスは次の通りである。 ドキュメントUIT−T G.804、G.703に規
定されたPDH(独立同期ディジタル・ハイアラーキ)
インタフェース ドキュメントUIT−T G.708等に規定されたS
DH(同期ディジタル・ハイアラーキ)インタフェース ドキュメントANSI−T 1.105等に規定された
SONET(光同期ネットワーク)インタフェース ドキュメントaf−phy−0040.000に規定さ
れた25.6Mビット/s IBMインタフェース
にセル・ヘッダの管理、VPI/VCI(仮想経路識別
および仮想チャネル識別子)論理チャネルの翻訳、OA
M(動作、運用および保守)管理セルの処理、UPC
(使用パラメータ制御)、SCD(選択的セル廃棄)、
EPD(早期PDU廃棄)、RM(リソース管理)セル
として知られるサブ機能を含むトラフィック管理として
知られるトラフィック管理の主要部分を組み合わせる。
動作はUITおよびATMフォーラムの以下の標準ドキ
ュメントに記載されている。 − B−ISDN ATN Layer Specif
ication[UIT−T I.361] − B−ISDN Operation and Ma
intenancePrinciples and F
unctions[UIT−T I.610] − Traffic Management Spec
ificationVersion 4.0[AF−T
M 4.0]
訳(translation)中にATMレイヤが作成
する表示の機能としてセルを入力方向から1つまたは複
数の出力方向へ切り替える。
にあり、本明細書で引用する必要がない大量の文献で扱
われている。スクランブル・リングおよびスクランブル
・ネットワークはこの機能の2つの頻出するタイプの実
施形態を構成する。
必要なネットワークの集中監視エンティティとのインタ
フェースをとるスイッチのローカル監視(アラーム、ス
イッチおよびローカル・トポロジの構成の検出、バージ
ョン管理など)などのサブ機能を含む。
は、ATMフォーラムの標準設定の文献を参照された
い。 − ATM User−Network Interf
ace(UNI)Signalling Specif
ication Version 4.0(af−si
g−0061.000) − Private Network−Network
InterfaceSpecification V
ersion 1.0(af−pnni−0055.0
00) − Integrated Layer Manage
ment Interface(af−ilmi−00
65.000)
ように相互にインタフェースされている。管理機能は、
ATMレイヤへの接続がスイッチの外部ポートを経由し
ないのでアクセス機能が不要である点を除き、ユーザと
同じように振る舞う。これと対照的に、管理機能はAT
Mセルだけを処理せず、したがって、追加機能、すなわ
ち適合機能であるAAL(ATM適合レイヤ)を用いて
セグメント化し再組み立てする必要があるメッセージを
も処理する。
はゆるやかな分散アーキテクチャを備えたスイッチであ
ることが多い。すなわち、スイッチ自体の機能はマイク
ロプロセッサが形成する計算容量、メモリが形成する記
憶容量およびスイッチ・ファブリック内でセルをルーテ
ィングする容量を組み合わせた単一のハードウェア要素
によって実行される。しかしながら、この集中はスイッ
チのモジュール的な性質とその構成要素の1つが障害に
なった場合でも動作が停止しないという能力に悪影響を
与える。
重化して同じ性質の障害要素をバックアップすることが
できる別個のハードウェア要素間にこれらの機能が分散
される。これらのハードウェア要素はこの地点のネット
ワーク構成の関数として予見可能な処理負荷に対処する
のに十分な数だけスイッチ内に実装される。実際にはこ
れらの要素はトレイ内に組み立てられトレイの底に敷設
された1つまたは複数のデータ・バスによって相互にイ
ンタフェースをとる電子コンポーネントの実装基板であ
る。それらは一般に「分散アーキテクチャ」と呼ばれる
存在を画定する。
ッチのハードウェア・アーキテクチャでは3つのタイプ
のモジュールを区別している。それらはスイッチ・ファ
ブリック・モジュール5、管理モジュール6、および回
線カード・モジュール71...7nである。スイッチ
の機能はこれらのさまざまなモジュールを介して分散さ
れるが、回線カード・モジュールが少なくともアクセス
機能を扱い、スイッチ・ファブリック・モジュール5が
スクランブル機能を扱い、管理モジュール6が管理機能
を扱うという制約がある。
スクランブル・モジュール間に存在するリンク
81...8nは「スイッチ・ファブリク・ジャンクシ
ョン」と呼ばれる。さらに、それぞれの回線カード・モ
ジュールは1つまたは複数のポートを管理する能力があ
るアクセス機能を実施する。セルがスイッチを通過する
際、まずセルの入力回線カードと呼ばれる第1の回線カ
ードを通過し、次に出力回線カードと呼ばれる第2の回
線カードを通過する。いくつかの入力回線カードは1つ
の同じ出力回線カードに向けて同時にセルを送信できる
ため、この出力回線カードの限られた出力伝送速度が原
因でセル内部に輻輳が発生する可能性がある。セルを記
憶して待ち行列に入れる機構が次に起動され、輻輳の解
除はペンディングにされる。これらの記憶機構はスイッ
チ・ファブリックまたはこれらの要素のいくつかに同時
に存在する入力部または出力部に見つけられる。したが
って、使用される用語は「入力部における記憶」、「出
力部における記憶」を備えたアーキテクチャなどであ
る。
素のいくつかの交換モードを考えることができる。これ
らのデータ要素を図2a〜図2fに示す。図2aに示す
二地点間モードは2人のユーザA、Dだけをリンクす
る。各ユーザは送信側および受信側である。このモード
では、ユーザの一方が送信したデータは他方のユーザに
よって受信される。二地点間モードの1つの変形形態は
2人のユーザそれぞれの送信側と受信側の役割を固定す
ることである(片方向二地点間通信)。
ユーザが送信側専用で他のユーザが受信側専用である3
人以上のユーザA、C、Dをリンクする。送信側が送信
したデータは他のすべての受信側によって受信される。
ユーザが受信側専用で他のユーザがすべて送信側専用で
ある3人以上のユーザA、B、Cをリンクする。送信側
の1人が送信したデータは受信側によって受信される。
ぞれが送信側と受信側になれる少なくとも2人のユーザ
A、B、C、Dをリンクする。この最後のモードでは、
ユーザのいずれかの1人が送信したデータはその他のす
べてのユーザと送信側によって受信される。
図2eに示すイーサネット・ネットワークなどの共有媒
体通信ネットワークの場合に特に適している。実際、こ
の場合、すべてのユーザは単一の媒体に接続され、この
媒体に接続されたすべての接続局A、B、C、Dは他の
すべての局から送信されるメッセージをすべて受信す
る。これと対照的に、図2fに示すATMネットワーク
の場合は、1人のユーザが送信するセルのいくつかの宛
先A、B、C、Dへの分散はネットワーク自体が問題の
セルのコピーを生成することを要求する。
ーザのセット間の上記のモードの1つによる、サービス
品質パラメータ、トラフィック・パラメータなどの属性
の特定のリストを授与されたあらゆる通信に適用され
る。
ードにおける通信の実施は、具体的にはデータ要素の信
号方式、ルーティング、搬送およびリソースの管理とい
ったいくつかの観点から考察できる。
ルーティングの態様が標準設定文献のドキュメント
([UIT−T Q.2931]、[AF−SIG
4.0]、[AF−PNNI1.0]、[AF−IIS
P])に詳細に記載されている。
サービス品質およびトラフィックの制約を満足する2人
のユーザ間の経路の決定からなる。経路は幹線のリスト
によって特徴付けられる。経路のそれぞれのスイッチは
接続のスイッチへの入力幹線に関する論理チャネル番号
を接続に割り当て、この識別子についてセルがたどる送
信方向と次のスイッチでの接続の論理チャネル識別子の
対応を得る翻訳テーブルを維持する。したがって、接続
のすべてのセルはセル・ヘッダおよびローカル翻訳テー
ブルにある論理チャネル識別子を問い合わせることによ
ってのみ一地点から次の地点へルーティングすることが
できる。
スイッチでは、この翻訳は入力回線カードのATMレイ
ヤ機能によって実行される。このセルは次にスイッチ・
ファブリックがセルを交換する先の出力スイッチ・ファ
ブリック・ジャンクション表示を備えたスイッチ・ファ
ブリック・モジュールへ渡される。この表示はセルの先
頭に付加された特定のヘッダによって搬送される。この
例による翻訳装置はフランス特許出願第2 670 9
72、2 681 164、2 726 669、およ
び未公告の特許出願FR 97 07355に記載され
ている。
ービス・カテゴリによっていくつかのケースが可能であ
る。
Rrt接続はリソースの予防的予約の対象である。した
がって、実時間フローに起因する出力回線カードの輻輳
の確率は低い。その結果、入力部に記憶メモリを構想す
ることは一般に不要である。反対に、小型の出力記憶メ
モリがいくつかのエントリから同時に着信するセルを吸
収するために必要になる。
ー、すなわちVBRnrtまたはABR接続はある種の
予防的予約処置の対象となり得るが、これらの処置はV
BRnrtソースの極めて散在的な性質とABRソース
が利用可能な帯域幅をすべて占有する傾向があるとすれ
ば不十分である。したがって、このタイプのフローがV
BRnrt接続の統計的な性質によって、またはABR
接続のエンドツーエンドのフロー制御によってソースの
総伝送速度が平均して利用可能伝送速度より小さいかそ
れに等しい状態を保つことが保証されるならば、これら
のフローに関して、一時的な記憶メモリを準備する必要
がある。
ー、すなわちUBR接続に関しては、予防機構は不可能
である。したがって、記憶メモリを準備してこの空間を
異なる接続で共用して1つの接続が利用可能な空間を過
度に占有することを防止する(公平の観点から)ことが
必要である。また、UBR接続の処理が保証されたサー
ビス品質を備えたフローの実行を阻害するおそれがある
状況を防止する必要がある。
イッチの大半がすべてのタイプのフローに分けてリソー
スのプールを設定しているという事実によってそのすべ
ての重要性を獲得する。これは特にスクランブル容量に
あてはまる。しかしながら、これは記憶容量にもあては
まる、というのは利用可能なメモリをサービス・カテゴ
リの機能としてセグメント化するのは有利でないからで
ある。したがって、フロー制御機構を実施してダウンラ
インのあらゆる輻輳を防止することを可能にする(出力
回線カードは入力回線カードに遡及規則を適用してその
伝送速度を調整する)かどうかはスイッチ次第である。
この機構は保証されたサービス品質を備えたフローを阻
害してはならない。さらに、この機構はダウンラインの
輻輳をアップラインへ移行する傾向があるため、アップ
ライン記憶リソース割り当てのポリシーに違反するセル
を拒絶するのはATMレイヤ機能のサブ機能であるトラ
フィック管理機能次第である。
本出願人に代わって図1のこの種のフロー制御機構の例
を提示する。この基本機構には、出力ジャンクションの
機能としての入力メモリ内の特定の待ち行列に基づく
「ヘッドオブライン・ブロッキング(head−of−
line blocking)」を解消する補助機構が
関連付けられることが多い。実際、これらの機構は保証
されたサービス品質のフローにはほとんど不可欠である
ことがわかっている。このような機構のさまざまな例は
HPC ASIA 97のM.HYOJEONG SO
NG「A simple and fast sche
duler for input queued AT
M switches」に記載され参照されている。
ザを表す「根」と受信側ユーザを表す「葉」を備えた
「木」で表すことができる。このタイプの接続の実施形
態は信号方式およびルーティングに関して標準化されて
いる。実行する必要があるのはまず二地点間接続を形成
してからそれに新しい葉を付けることで一地点多地点間
接続を形成することだけである。この葉の追加は根かそ
うでなければ葉がイニシアチブをとって実行できる。
ル、すなわち入力翻訳だけを常に適用できるとは限らな
い。図1bの要素に似た要素が同じ基準で識別される図
3aは一地点多地点間接続を示している。この接続はポ
ートP1でスイッチに入り、ポートP2、P4、P5、
P7でスイッチから出る。このケースでは、すでに考察
した入力翻訳がスイッチ・ファブリック5にこの接続の
それぞれのセルを関連する3つのスイッチ・ファブリッ
ク・ジャンクション(73、74、7n)にコピーする
よう命令できるが、セルの送信先の出力ポートを示すこ
とはできない。これを行うには、この情報を翻訳テーブ
ルに追加してそれを入力部から出力部まで送信する必要
がある。さらに、出力論理チャネルは各出力ポートによ
って変わり、すべての出力部に単一の論理チャネルを割
り当てることはできない。
ことが一般に好ましい。それは、セルの論理チャネルを
スイッチ内の接続を表す≪同報通信インデックス≫で置
き換える入力翻訳と、次に同報通信インデックスを必要
なコピーを備えた「ポート、論理チャネル」の式のペア
のリストで表現する第2の出力翻訳である。
これと逆に二地点間接続で実施されるフローの制御の機
構を単に拡張することは望めない。実際、ヘッドオブラ
イン・ブロッキング(head−of−line bl
ocking)機構は各出力に特有の待ち行列を利用し
て可能な限りの出力セット数と同じ数、すなわち、N個
のスイッチ・ファブリック・ジャンクションの場合は2
N_1の待ち行列の管理を命令することになる。
にこのセルが関連する出力回線カードと同じ数のそれぞ
れのセルのコピーを作成することである。この手法はス
イッチ・ファブリックのN個の周期にN個の出力ジャン
クションへセルを送信させる必要があるという許容でき
ない欠点があるが、これに反してスイッチ・ファブリッ
ク技術を用いると一般に単一の周期でセルをN個の出力
へセルを転送できる。
ランス特許出願第2 740 283は伝送データを分
離してそれらを1つずつ入力回線カードからスイッチ・
ファブリックへ通過させ、すべての出力ポートでシェー
パとして知られる分離装置が指示する伝送速度に従って
予約レベルが固定した固定値でリソースを完全に予約す
ることで、異なる一地点多地点間UBR/ABRフロー
を1つの一地点多地点間CBRフローへローカルに変換
する処理に基づく1つの解決策を記載する。
いに非常に異なる場合にはこの手法には欠点がある。こ
れはATMスイッチ内に25Mビット/秒のポートと6
22Mビット/秒のポートが混在するケースを考えると
容易に分かる。実際このケースでは、シェーパの伝送速
度を最も伝送速度が小さいポートの伝送速度に基づいて
調整することが必要になろう。すべてのABR/UBR
接続が同じシェーパを用いるため、すべての接続が阻害
され、高速の伝送速度の出力ポートだけを使う接続さえ
も阻害される結果となる。
ATMを扱う標準化ユニットでは現在処理されていな
い。したがって、当座は、このタイプの接続について定
義された信号方式またはルーティングは存在しない。
なるデータ要素を1つの同じリンクに収束させる通信の
あらゆるトポロジはいわゆる「PDU(プロトコル・デ
ータ単位)アプリケーション・フレームのインタレー
ス」と呼ばれる問題を引き起こす。実際、PDUアプリ
ケーション・フレームはAALレイヤによってセルにセ
グメント化されるため、異なるフレームのセルがインタ
レースされた形式で宛先へ送信される。フレーを再組み
立てするには、宛先はそれぞれのセルが属するフレーム
を判定する能力を必要とする。AAL5適合レイヤで実
施されるUBR接続で最も一般的に用いられるセグメン
ト化機構ではこの識別が不可能である。この機構ではP
DUフレームの最後のセルの識別だけが可能であるが、
二地点間または一地点多地点間モードでは、ATMセル
が順に送られるので、これで十分である。
備えたスイッチの場合、同じ1つのPDUフレームのセ
ルをメモリに保存し、PDUフレームを完全に受信した
らそれらをすべて送信することからなる手法で満足する
ことが可能である。これは入力記憶を備えたスイッチに
は当てはまらない。というのは異なる回線カードからの
伝送が調整されない場合にその異なる入力回線カードが
共用するスイッチ・ファブリックへの同時アクセスは必
ず別のインタレースを引き起こすからである。
間および多地点間モードでの通信の必要が存在する。こ
れらの問題は理論的には二地点間通信または一地点多地
点間通信の重畳によって処理できる。このケースは特に
ATMネットワーク内に共用媒体(ELAN)をエミュ
レートするために何か最新の機構が設置されるLANエ
ミュレーションまたはLANE(ローカル・アレイ・ネ
ットワーク・エミュレーション)として知られるローカ
ル・エリア・ネットワークのエミュレーション[AF
LANE]に関するものである。参照できる例はLAN
E規格で定義されるBUS(ブロードキャスト・オア・
アンノウン・サーバ)として知られるサーバの例であ
る。図3bにそのアーキテクチャを示すこのサーバを用
いてユーザはエミュレートされた共用媒体のすべてのユ
ーザへ、または直接接続されていない別のユーザへ向け
てメッセージを同報通信することができる。図3bに示
すように、ELANのそれぞれのユーザはBUSサーバ
に対して二地点間接続を確立し、BUSサーバはELA
Nのすべてのユーザに対して一地点多地点間接続を確立
する。従来技術では、BUSサーバ・タイプのブロード
キャスト・サーバはATMネットワークのどこかに接続
されたコストが高い専用ハードウェアまたはスイッチの
管理モジュール上で実行される特異的プロセスによって
実施される。最後の手法はELANのユーザの数が増加
する場合には残念ながらあまり拡張できない。実際、新
しいユーザがその相手に知られていない間、そのユーザ
が送受信するメッセージはBUSサーバを通過する必要
がある。これは管理モジュールにとって致命的になり得
る輻輳の原因であることが多い。
必要の別の例をローカル・エリア・ネットワーク間のル
ーティングのエミュレーションによって説明する。この
機能は特に異なるエミュレートされたローカル・ネット
ワーク(ELAN)間、またはELANの異なる仮想ロ
ーカル・エリア・ネットワーク(VLAN)[AFMP
OA]間の仮想ルーティングを可能にするATMフォー
ラムのMPOA(マルチプロトコル・オーバーATM)
として知られる規範に従って実施できる。ルーティング
のエミュレーションを可能にする別の方法はATMスイ
ッチの管理ユニットにルーティング・ソフトウェア・プ
ログラムをインストールすることである。これに関し
て、仮想ルータはそれが相互接続する異なるELANの
ユーザに喩えることができる。これに基づいて仮想ルー
タは各ELANのLEC(LANエミュレーション・ク
ライアント)として知られる機能を組み込む必要があ
る。仮想ルータはスイッチ内に例えば管理モジュールで
実行される特異的なプロセスによって実施されなくては
ならない。ELAN間の交換が十分に維持できるレベル
に達した時にこの方法は前記モジュールに輻輳を引き起
こす危険を伴う。
の欠点を克服することである。
クチャを備え入力部に記憶を備えたATMスイッチ内
の、各入力回線カードへVBRnrt(非実時間可変伝
送速度)カテゴリのフロー専用の合計平均伝送速度の関
数として調整された指定済みのn個のシェーパと、AB
RおよびUBRカテゴリ・フロー専用で出力ポートの利
用可能伝送速度(AvCR)の関数として調整されたn
−1個の別のシェーパを分散することからなるフロー制
御の方法である。
付の図面に関する以下の説明から明らかになろう。
明細書で上述した一地点多地点間接続のケースで参照さ
れる従来技術の欠点を克服する。その方法は特に図4に
示す各入力回線カード7i上でもはや1つのシェーパで
はなくいくつかのシェーパ91〜9nを実施することで
ある。より詳細に言えば、1つのシェーパはカテゴリV
BRnrtの実時間フロー専用である。このシェーパの
伝送速度はVBRnrtフローの合計平均伝送速度の関
数として調整される。UBR/ABRフロー専用の固定
数n−1個のシェーパは、出力ポートの利用可能速度
(AvCR)の関数として調製される。
BR/ABRシェーパに割り当てられる。
の値を特徴づける。それらは伝送速度間隔である(例え
ば8〜32Mビット/秒)。異なるシェーパ91〜9n
の動作範囲は出力ポートの公称伝送速度の全範囲がカバ
ーされるようにシステムの初期化の際に明確に割り当て
られる。i+1ランクのシェーパの動作範囲はiランク
のシェーパの範囲の下限よりも低い下限を備え、iラン
クのシェーパの範囲の下限よりもわずかに高い上限を備
え、隣接するシェーパの動作範囲がわずかに重なるよう
になっている。
kビット/秒から155Mビット/秒の間隔きざみにな
っているスイッチ内の次の分散を考えることができる。 番号 動作範囲 シェーパ1 155Mビット/秒〜8Mビット/秒 シェーパ2 32Mビット/秒〜2Mビット/秒 シェーパ3 8Mビット/秒〜64kビット/秒
ード(根)および出力ポート(葉)のデータ要素で構成
される「木」が関連付けられる。(この用語は「根」と
「葉」がユーザに適用される従来技術で用いる以前の用
語と混同してはならない。)接続の生命が進行するにつ
れ、それに関連付けられた木は葉の追加または削除によ
って変更される。
に関連付けられたすべての一地点多地点間接続のセルを
処理するシェーパが関連付けられる。シェーパは最も低
い公称伝送速度を備えた「葉」のポートの公称伝送速度
の関数として当業者の理解の範囲内の割り当て法則を用
いて選択される。上記の例に関して、以下のことが決定
できる。 − すべての「葉」のポートが155Mビット/秒の公
称伝送速度を備えた木をシェーパ1に割り当てる。 − 上記のカテゴリに入らず、「葉」ポートが25Mビ
ット/秒未満の公称伝送速度を備えていない木をシェー
パ2に割り当てる。 − 上記の2つのカテゴリに入らない木をシェーパ3に
割り当てる。
間接続はシェーパに割り当てられ、この割り当ては接続
の木の変更ごとに見直しができる。
が葉の公称伝送速度の関数として行われる一方、スイッ
チの伝送速度の調整は逆に葉の利用可能伝送速度の関数
として行われる。利用可能伝送速度は公称伝送速度と予
約伝送速度の差である。予約伝送速度の概念は接続CB
R、VBR、ABR、またネットワークのポリシーがU
BR接続の最小伝送速度の保証を意味する場合はUBR
で補償される伝送速度の合計を表す実施態様に依存する
伝送速度である。シェーパの伝送速度は関連するシェー
パに割り当てられた木に属する葉の利用可能伝送速度の
最小値をとって計算される。シェーパの伝送速度を調整
するこの種の機構の正確な実施態様は当業者の理解の範
囲内である。上記の例に関して、例えばスイッチの管理
モジュールが各出力ポートの利用可能伝送速度を最新の
ものに保ち、それぞれの入力回線カードにそのシェーパ
に適用される伝送速度を周期的に送信することが想定で
きる。
について言うと、これらは関連する接続の合計平均伝送
速度の関数として調整される。
伝送速度の大幅な低下に従って上記機構を適用すること
で、ランクiシェーパに割り振られた伝送速度はその動
作範囲と互換性がないことがある。したがって、この状
況を回避するため、葉が関連するポートである木がそれ
によってより低い伝送速度に適合されたシェーパ、例え
ばi+1ランクのシェーパに一時的に再割り当てされる
例外的な機構を備えることが計画される。ここで動作範
囲の重なりは自然なヒステリシス効果を生み、その結
果、割り当ての変更は過度に頻繁には起こらず1つの同
じ木に割り当てるシェーパの過度に頻繁な変更が防止で
きる。
備えたすべてのABR/UBRシェーパは1つの同じ出
力ポートへそれぞれこのポートの利用可能伝送速度より
低いかそれと等しい伝送速度でセルを同時に送信でき
る。この結果、最悪の場合に、入力回線カードからの着
信伝送速度は関連するポートの利用可能伝送速度を容易
に超える可能性がある。この問題は異なる回線カードに
よるスクランブル・リソースへのアクセスの仲裁機構を
実施することで解決される。この機構はまた多地点一地
点間または多地点間接続に関するAAL5のセグメント
化によるPDUアプリケーション・フレームのインタリ
ーブに関する、参照される従来技術の欠点を克服するこ
とができる。
のそれぞれは、PDUアプリケーション・フレーム・モ
ードで動作する優先待ち行列P1とセル・モードで動作
する待ち行列P2の2つの待ち行列の間で仲裁を行う。
待ち行列がPDUモードで動作すると言うことは、待ち
行列に少なくとも1フレーム全体が収容され、その1つ
の同じフレームのセルが他のフレームのセルが挿入され
る可能性なしに順次送信されない限り、送信準備が整わ
ないことを意味する。待ち行列がセル・モードで動作す
ると言うことは、待ち行列に少なくとも1つのセルが収
容されると同時に送信準備が整うことを意味する。
点間接続で説明した方法と似た方法で多地点一地点間接
続および多地点間接続が木に割り当てられる。多地点一
地点間接続の場合、木は根だけになり葉は1枚である。
多地点間接続の場合、木は考慮される入力回線カードを
根として選択し、接続にかかわるすべてのポートを葉と
して選択できる。木は上記と同じ原理に従ってシェーパ
に割り当てられる。
待ち行列P1だけを用いる。これはこの接続にはAAL
5 PDUのインタレースの危険があるためである。
BR/UBRシェーパ91〜9nはクラスに割り当てら
れる。クラスへの分散、すなわちすべてのシェーパの所
与のランクiへの分割がある。この分割はシェーパのラ
ンクごと、すなわち動作範囲ごとに異なる。各クラスは
次の原理で定義される。すなわち、所与の動作範囲で、
この範囲のシェーパは、第1のシェーパに関連付けられ
た少なくとも1つの木と第2のシェーパに関連付けられ
た少なくとも1つの木が少なくとも1つの共通の葉を備
えている場合、この範囲の別のシェーパと同じクラスに
属する。逆に、2つのシェーパの1つに関連付けられた
木のすべての葉が他方のシェーパに関連付けられた木の
すべての葉との空白の交点を備える場合、図5aに示す
ように2つのシェーパは別のクラスに属する。この分割
は動的であることに注意すべきである。すなわち、新し
い木のシェーパへの割り当てまたはその解消には一般に
分割の再計算が必要である。各分割は少なくとも1つの
クラスを含み、最大でスイッチ内の回線カードと同じ数
のクラスを含む。
リズムは当業者の理解の範囲内である。
の長さの間隔への分割に基づく。同じクラスのさまざま
なシェーパに≪オーダ・オブ・スピーキング(orde
rof speaking)≫が割り当てられる。各時
間間隔Tで、≪ライト・トゥ・スピーク(right
to speak)≫を備えた各クラスのシェーパが間
隔T1にファイルP1から抽出したPDUのセルの送信
を開始できる。間隔T2で、シェーパは送信が開始され
たが新しいPDUの送信を開始できないPDUのセルの
送信を続行できる。この同じシェーパはもちろんP1か
ら受信したセルを送信できない(P1のP2に対する優
先原理に従って)場合に間隔T1+T2の間、P2から
受信したセルを送信できる。その送信がT1+T2の終
了前に終了すると、シェーパはライト・トゥ・スピーク
(right to speak)をそれ自体も同じ間
隔に送信が可能なそのクラスの別のシェーパへ引き渡す
ことができる。間隔T1+T2が経過すると各回線カー
ドは間隔T3内で実行される収集機構によってメッセー
ジを送信しようということを示す。間隔Tの≪ターン・
トゥ・スピーク(turn to speak)≫も表
明された希望の関数としてこのPDUの終了前にPDU
の送信を中断しなければならなかったシェーパのために
計算される。≪ターン・トゥ・スピーク(turn t
o speak)≫を計算するアルゴリズムはスイッチ
の管理ポリシーが必要とする場合は回線カード間の一定
の公平さを保証しなくてはならない。この種のアルゴリ
ズムは当業者の理解の範囲内である。上記のことはすべ
てシェーパの所与のランクiに関する。したがって、例
えば間隔T、T1、T2、T3はiによって変化する、
すなわち、考慮されるシェーパの動作範囲によって変化
する。
実施態様を以下に例を用いて説明する。図5b、5cお
よび5dに示すこの機構の異なる位相について説明す
る。
なければ管理モジュール4かそうでなければスイッチ・
ファブリック2自体であるマスタ・ユニットのイニシア
チブによって異なる回線カード7iとの間で交換される
特殊セルを備える。本発明は3つのタイプのトークンを
区別する。
ン≫は周期性Tを備えたマスタ・ユニットによって一般
同報通信でiランク・シェーパが少なくともそれに関連
付けられた1つの木を所有するすべての回線カードへ周
期的に送信される。このトークンは異なる回線カード間
の送信信号の概算の同期化に用いられる。またこのトー
クンは各クラスの≪ターン・トゥ・スピーク(turn
to speak)≫を搬送する。
に識別した各クラスに特有である。このトークンはラン
クiのシェーパが考慮されるクラスの≪ターン・トゥ・
スピーク(turn to speak)≫の間隔T1
+T2の終了前に次の回線カードへの送信を完了した回
線カードの1つによって送信される。
≫は周期Tの最後にSYNC SIGNALトークンを
受信した回線カードの1つによって送信される。このト
ークンは後続の周期に送信をするか送信がすでに開始し
ているPDUの最後までの送信を続行する必要に関する
標識を内部に記録するすべての関連する回線カード内で
1つのユニットから次のユニットへと中継される。最終
的に、トークンはマスタ・ユニットによって受信され処
理される。
サーバへの二地点間接続と同じグループのすべてのユー
ザへのサーバの一地点多地点間接続の重畳に起因するB
USサーバなどのブロードキャスト・サーバのケースに
関する従来技術の欠点を克服するため、ATMスイッチ
内の異なる接続間に短絡が形成される。これによってP
DUアプリケーション・フレームの中継がジャンクショ
ン装置によって完全に実行され、サーバはブロードキャ
スト・グループの管理、すなわちグループへの新しいユ
ーザの到着またはグループからのユーザの出発に必要な
動作以外の他のすべての役割から解放される多地点間通
信を確立することが可能になる。回線カードのレベルで
のPDUフレームの中継プロセスは上記の仲裁の実施と
フロー制御プロセスによって可能になる。
・サーバはスイッチの管理モジュール4上で実行される
ソフトウェア・プロセスである。従来技術の動作モード
では、通信モジュールは1つのブロードキャスト・グル
ープに属する3人のユーザの例を示す図6bに示されて
いる。本発明による動作モードでは、通信モジュールは
二地点間接続A1、A2、A3および一地点多地点間接
続Mがグループの各ユーザからすべての他のユーザへの
一地点多地点間接続B1、B2、B3に置き換えられる
図6cに示す通信モジュールである。
施され、図6aの回線カード71、72、73のTRA
NS IN、TRANS OUTと参照される入力およ
び出力翻訳の簡素な変換によって可能になる。Aiタイ
プの二地点間接続の入力翻訳について言えば、それらは
従来技術にある。VLAi→(VLA’i、LG)にお
いてVLAiは入力幹線のAiに関連付けられた論理経
路識別子、VLA’iは管理モジュール内のこの同じ接
続に関連付けられた識別子、LGは管理モジュールのス
イッチ・ファブリック・ジャンクションの識別である。
これはすべてのPDUフレームが実施モジュール内のサ
ーバによって処理されることを表す。これと逆に、サー
バから所与のブロードキャスト・グループのユーザへ再
送されるすべてのフレームは一地点多地点間接続Mに特
有の論理チャネルVLMで送信される。出力翻訳によっ
て関連する各回線カード内で、それぞれのセルがいくつ
かのポートP1、P2、...Ppから出力される必要
がある場合にはそれぞれのセルのコピーが可能な方法で
同報通信インデックスVLMを出力幹線上のこの接続に
特有の論理チャネル識別子VLMiへ変換することが可
能になる。したがって、最後の翻訳はVLM→(VLM
P1、P1)、(VLMP2、P2)、...、(VL
MPp、Pp)の形式を備える。
唯一の翻訳はVLAi→(VLM、L1、L2、L
3、...、Lq)になる入力翻訳である。ただしL1
からLqは接続Mが関連するすべてのスイッチ・ファブ
リック・ジャンクションを指定する。
ャスト・サーバは従来技術と同じ方法でユーザの到着と
出発を管理し、上記の通信モジュールに到着するために
変更すべき入力翻訳を決定する。
i、u21、u22およびu3を含むブロードキャスト
・グループのケースで短絡ありと短絡なしの翻訳例であ
る。
1、A2、A3がLANEサーバBUSには当てはまら
ない片方向接続のケースを表す。
なくとも信号方式に関して存在を継続する。
バ自体がユーザ・グループの一部を形成する、または形
成しないと考えることが常に可能である。
ム・ルータIPが管理モジュール内で実施された場合の
上記に参照される従来技術の欠点を克服できる第3の機
構を備えることが可能である。この方法を用いてルータ
の役割を経路の計算に限定することで(従来技術)、A
TMスイッチ内で中継機能IPの実際の非集中化を実現
できる。
す。内部ルータはそれが認識できるELANと同じ数の
LECを備える。ELAN Aに属するユーザuAがフ
レームIPをユーザuBへ送信しようとすれば、まずエ
ミュレータELAN上の同報通信手段(BUSブロード
キャスト・サーバ)を使用する。スイッチ内部のルータ
機能がユーザuBの存在に気づいていれば、ELAN
Aエミュレーションに関連付けられたこのルータの機能
LEC Aはそれ自体をユーザuBへ向けられたすべて
のIPフレームの宛先であると宣言する。その後、ユー
ザuAは直接のATM接続を用いてユーザuBへのフレ
ーム送信のLANE規格に規定された一般手順に従って
LEC A機能を実行する。従来技術では、フレームを
LECB機能とユーザuBの間に存在する直接のATM
接続を用いてユーザuBへ向けて中継するにはフレーム
を管理モジュールにある内部ルータまで返送する必要が
ある。
する直接接続に到着するあらゆるPDUアプリケーショ
ン・フレームに関して、入力回線カードはその最初のセ
ルを検査してそこから宛先のIPアドレスを抽出する。
次に入力回線カードは管理モジュールから受信するルー
ティング情報によって更新されるキャッシュ・テーブル
を検索し、テーブル内のIPアドレスの前にペア(論理
チャネル、送信方向)を見つける。論理チャネルはLE
C BとuB間の直接接続が用いるチャネルである。送
信方向はこの直接接続に関連するスイッチ・ファブリッ
ク・ジャンクションの識別子である。入力回線カードが
キャッシュ・テーブル内でIPアドレスを検索した結果
それが見つからない場合、入力回線カードは管理モジュ
ールにキャッシュ更新要求を送信する。次にテーブル内
で見つけられた情報は関連するPDUのそれぞれのセル
のATMヘッダの翻訳に用いられる。したがって、動的
翻訳が得られ、各PDUの通過時に翻訳テーブルが変更
される可能性がある。結果として、「動的短絡」が2つ
の二地点間接続間に設定される。
である。
ATMスイッチの原理を示す図である。
を示す図である。
を示す図である。
を示す図である。
を示す図である。
を示す図である。
を示す図である。
セルのルーティング例を示す図である。
点間接続または一地点多地点間接続の重畳の例を示す図
である。
ある。
る。
を示す図である。
図である。
図である。
図である。
図である。
施例を示す図である。
施例を示す図である。
施例を示す図である。
施例を示す図である。
Claims (8)
- 【請求項1】 分散アーキテクチャを備え入力部に記憶
を備えたATMスイッチ内の、各入力回線カードへVB
Rnrt(非実時間可変伝送速度)カテゴリ・フロー専
用の合計平均伝送速度の関数として調整された指定数n
個のシェーパと、ABRおよびUBRカテゴリ・フロー
専用のn−1個の別のシェーパを分散することからなる
フロー制御の方法であって、それぞれのABRまたはU
BR接続に根がその入力回線カードで構成され葉が出力
ポートで構成される木を対応させ、この木をその葉の公
称伝送速度の関数として選択されたシェーパに割り当
て、シェーパがこのシェーパに割り当てられたすべての
木の葉の利用可能伝送速度の関数として調整されること
を特徴とする方法。 - 【請求項2】 それぞれのシェーパにPDUアプリケー
ション・フレーム・モードで動作する第1の待ち行列P
1とセル・モードで動作する第2の待ち行列P2を割り
当てる請求項1に記載の方法。 - 【請求項3】 第1の待ち行列P1を多地点一地点間お
よび多地点一地点間接続に予約する請求項2に記載の方
法。 - 【請求項4】 それぞれのシェーパを動作範囲によって
定義されたクラスに割り当て、それぞれのシェーパに関
連付けられたそれぞれの木が少なくとも1つの共通の葉
を備えている場合、この範囲のシェーパが別のシェーパ
と同じクラスに属する請求項1から3のいずれか一項に
記載の方法。 - 【請求項5】 1つの同じクラスのシェーパに≪オーダ
・オブ・スピーキング(order of speak
ing)≫を割り当て、ライト・トゥ・スピーク(ri
ght to speak)を、T=T1+T2+T3
になるように3つの基本時間間隔T1、T2、T3に分
割される、指定された時間間隔Tに制限し、送信の先頭
が間隔T1から開始し送信の最後が間隔T1+T2に実
行され、次の間隔Tのターン・トゥ・スピーク(tur
n to speak)が間隔T3でそれぞれのシェー
パが表明した希望の関数としてPDUアプリケーション
・フレームの送信を中断したシェーパのために決定され
る請求項4に記載の方法。 - 【請求項6】 周期性Tを備えた≪SYNC SIGN
ALトークン≫を一般同報通信でランクiのシェーパが
少なくともそれに関連付けられた1つの木を所有するす
べての回線カードへ送信するための≪マスタ≫回線カー
ドを指定し、ランクiのシェーパが考慮されるクラスの
ターン・トゥ・スピーク(turnto speak)
でT1+T2間隔の終了前に次の回線カードへの送信を
完了した回線カードの1つによって≪speech≫ト
ークンを送信し、時間間隔T 3の周期Tの最後にSYN
C SIGNALトークンを受信した回線カードによっ
て、後続の時間間隔Tに送信を続行する必要を示す標識
を内部に記録するマスタ回線カードに向けて≪coll
ection≫トークンを送信する請求項5に記載の方
法。 - 【請求項7】 VLAi→(VLA’i、LG)からV
LAi→(VLM、L1、L2、L3、...、Lq)
への二地点間接続(Ai)、ただしVLAiは入力幹線
のAiに関連付けられた論理チャネル識別子、VLA’
iは管理モジュール内のこの同じ接続に関連付けられた
論理チャネル識別子、LGは管理モジュールのスイッチ
・ファブリック・ジャンクションの識別、VLMは一地
点多地点間接続Mの同報通信インデックス、L1、L
2、...、Lqは接続Mが関連するすべてのスイッチ
・ファブリック機能の識別を指定する、二地点間接続
(Ai)の入力翻訳を変更することでブロードキャスト
・サーバのフレーム中継機能を回線カードのATMレイ
ヤ内に移行して多地点間モードでの通信を実行する請求
項6に記載の方法。 - 【請求項8】 そこから宛先のIPアドレスを抽出する
ためにそれぞれのPDUフレームの最初のセルを検査
し、キャッシュ・テーブルを検索して論理チャネルと送
信方向で構成されるペアを関連するIPアドレスの前に
見つけ、PDUフレーム内のすべてのセルで得られる翻
訳を用い、管理モジュール内に常駐するルーティング・
エミュレーション機能から受信したルーティング情報に
よってキャッシュ・テーブルを更新して、ルーティング
・エミュレーション装置のフレーム中継機能を回線カー
ドのATMレイヤ内に移行して多地点間モードでの通信
を実行し、所望のIPアドレスが見つからない場合にキ
ャッシュの更新要求を管理モジュールへ送信する請求項
6に記載の方法。
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