KR100212104B1

KR100212104B1 - 회로망에 전송 용량을 할당하는 방법

Info

Publication number: KR100212104B1
Application number: KR1019910016169A
Authority: KR
Inventors: 루이스 하네 엘린; 프랭크 맥심쳐크 니콜라스
Original assignee: 죤 제이.키세인; 에이티 앤드 티 코포레이션
Priority date: 1990-09-24
Filing date: 1991-09-17
Publication date: 1999-08-02
Anticipated expiration: 2011-09-17
Also published as: JP3359926B2; CA2050692A1; AU632709B2; AU8456591A; ES2143460T3; KR920007393A; EP0478190A3; DE69131794D1; CA2050692C; EP0478190B1; US5115430A; EP0478190A2; JPH04227146A; DE69131794T2

Abstract

대역폭 균일화는 노드가 전송되는 데이터의 순위에 따라 각 노드의 전송 노드를 조정함으로서 다중 순위의 트래픽을 조정하는 DQDB에서 달성된다. 한 방식에 따르면, 각 노드의 출력은 대역폭 균일 계수(데이타의 우선 순위에 따라 변하는 분수치)와 미사용 버스 용량과의 곱한 값으로 제한된다. 각 노드내에서, 다양한 우선 순위의 구획이 수신될 때에, 구획은 순위 순서로 처리된다. 노드에서 각 구획의 출력은 대역폭 균일 계수와 미사용 버스 용량과 곱한 값으로 제한된다. 이와다른 방식에 따르면, 각 트래픽 구획의 출력은 대역폭 균일 계수와 고순위의 구획이 사용하지 않은 버스 용량과 곱한 값으로 제한된다. 이러한 구성에서는 대역폭을 최고 순위 구획으로 할당한 후, 나머지를 저순위 구획으로 할당한다. 저순위 구획은 고순위 구획으로 정상 상태 출력에 영향을 주지 않는다.

Description

회로망에 전송 용량을 할당하는 방법

제1도는 DQDB 회로망 일부분으로서, 2개의 버스에서 나타나는 타임 슬롯 중의 하나를 도시한 도면.

제2도는 순위가 동일한 동작을 위해 사용하는 다중 순위 노드의 일실시예를 나타낸 도면.

제3도는 회로망내에 순위적으로 구획이 삽입되어 있는 다중 순위 노드에 대한 일실시예를 나타낸 도면.

제4도는 전체 구획을 현재에 조정하는 다중 순위 노드의 블록도.

제5도는 제4도의 실시예와의 단계를 나타낸 도면.

제6도는 모든 구획이 데이터 버스와 예약 버스상에서 순위 정보와 동시에 조정되는 다중 순위 노드의 블록도.

* 도면의 주요부분에 대한 부호의 설명

21 : FIFO 메모리 22 : 데이터 삽입기

23 : 요청 삽입기 24 : 게이트

25 : 카운터 26 : 전송 큐

본 발명은 통신 시스템, 특히 통신 시스템에서 전송자원의 공평한 할당하기 위한 프로토콜에 관한 것이다.

DQDB(Distributed-Queue Dual-Bus)는 IEEE 802.6 Working Group에서 현재 표준으로 하고 있는 슬롯형 억세스 프로토콜을 갖는 통신망이다. 회로망의 전송 속도나 이 회로망이 미치는 거리가 클 경우에, 슬롯형 네트워크가 패스형 네트워크 보다 훨씬 효율적이다. 그러나, 슬롯형 네트워크에서, 노드에 제공되는 서비스의 수준은 이들 노드의 상대적 위치에 좌우된다.

네트워크 스팬, 전송 속도 및 DQDB의 슬롯 규격에 대한 조합은 노드간의 전송에 많은 슬롯을 필요로 한다. 장거리 네트워크상에서, 억세스 프로토콜이 너무 효율적이고, 슬롯양이 적을 경우에 사용자는 특히 대형 파일 전송시에 공평하지 못한 서브스를 받게 된다. 또한 파일 전송이 우선 순위들로 되어 있을 경우에, 우선 순위 체계도 완전히 비효율적이 된다.

미합중국 특허 출원 제07/387247호(1989.7.28 출원)에서, 우리는 균일 대역폭에 관한 여러 기법을 설명하였다. 여기서 공개한 대역 폭의 균일화는, 현재 버스 대역폭을 사용하는 노드간의 조화를 위하여 소량의 버스 대역폭을 사용하였지만, 이것은 잔류 대역폭은 이들 노들들에게 균일한 분배를 행한다. 이러한 기술의 핵심적인 사항은, 최대 가능한 노드의 전송 속도가 미사용 버스 용량에 비례하고, 각 노드는 비스 슬롯 및 예약 크기를 지역적으로 관측함으로서 이러한 미사용 용량을 판정할 수 있다는 것이다. 그래서, 시스템은 경쟁 관계의 노드간의 전송 지연 보다 긴 시간적 간격에서 점진적으로 공평성이 이루어지는 것이다.

DQDB 프로토콜 옵션으로서 IEEE 802.6 드래프트 표준과 일체된 대역폭 균일화는 버스 대역폭을 저 순위에서 수요가 큰 노드에 균일한 할당을 보증한다. 고순위의 트래픽을 갖는 노드는 저순위로서 많은 대역폭을 보증하지만, 그 이상은 가능하지 않음은 판명되었다. 고순위의 요청이 저순위의 요청보다 훨씬 많은 대역폭을 요구하지 않는 한 성능은 지장이 없다. 그러나, 순위는 상당한 규모로 요청에 부여될 경우, 개선이 요구된다.

현재의 제어 정보로 긴 DQDB 회로망에서 순위를 효율적으로 하는 것은 매우 곤란하다. 그 이유는 예약에 관한 순위는 알 수 있지만, 비지 슬롯내에서 데이터의 순위는 알 수 없기 때문이다.(순위는 각 예약과 연계된 순위 설정 필드로 설계된다).

본 발명의 목적은 여러 순위의 트래픽을 지원하는 환경에서 네트워크를 공평하게 하고, 버스 대역폭의 할당에 있어 다양한 패킷 우선 순위를 고려한 것이다.

본 발명의 원리에 따르면, 대역폭 균일화는 각 노드가 데이터의 순위에 따라 자신의 전송 속도를 억제함으로서 조정 다중 트래픽이 행해지는 DQDB 회로망에서 달성된다. 지금까지 알려진 방법은 공평성을 위하여 허용 대역폭의 일부분을 사용하였다.

또다른 방법에 따르면, 각 노드는 자신의 출력을 비사용 버스 용량의 몇몇 곱으로서 제한하였다. 대역폭 균일화 계수는 노드 전송시에 우선 순위에 따라 변한다. 각 노드내에서, 여러 순위의 일부분이 수신될 때에, 노드는 정확한 순위로 그 부분을 처리하고, 저순위 부분은 고순위 부분의 대기가 없을 때에만 처리된다. 따라서, 이러한 설계는 대역폭을 현재 순위(고순위)의 계수를 균일화하는 대역폭에 비례하여 모든 노드에 할당한다. 이러한 방법을 로컬 퍼-노드(Local per-node)라고 하는데, 로컬은 노드가 자신의 지역에서 발생한 데이터의 순위반을 알 필요가 있고, 퍼-노드는 각 노드가 공평하게 처리될 전체이기 때문이다.

또다른 방법에 따르면, 노드내의 모든 활성 부분은 약간의 대역폭을 받는다. 각 부분의 출력은 대역폭 균형 계수와 비사용 버스 용량과의 곱으로 제한된다. 따라서, 이러한 설계에서는 대역폭 균일 계수에 비례하여 대역폭을 모든 부분에 할당한다. 이러한 방식을 로컬 퍼-구획(Local per-parcel)이라고 한다.

또다른 방법에 따르면, 각 트래픽 부분은 자신의 출력을 대역폭 균일 계수와 고순위로 사용되지 않은 버스 용량과의 곱으로 제한된다. 따라서, 이러한 설계에서는, 대역폭을 고순위 부분으로 할당하고, 나머지를 저순위 부분으로 할당하는 것이다. 저순위 부분은 고순위 부분의 정상 상태 출력에 영향을 안준다. 이러한 방식을 글로벌 퍼-구획(global per-parcel)이라고 하며, global은 각 노드가 나머지 모든 노드에서 발생한 데이터의 순위를 알 필요가 있기 때문이다.

DQDB 프로토콜과 종래의 슬롯형 억세스 프로토콜과의 큰 차이점은, 억세스의 공평을 기하기 위하여 다른 버스상에서 슬롯을 예약하기 위하여 각 버스를 이용하는 데에 있다. 제1도는 노드(11,12,13,14)와 이들 노드를 통과하는 버스(10,20)를 갖는 DQDB 회로망 부분을 도시하고 있다. 각 노드는 트래픽을 다운스트림 노드로 보내고, 업스트림 노드에서 트래픽을 받을 수 있다. 트래픽은 슬롯(15)형태이고, 각 슬롯은 헤더필드와 데이터 필드를 가진다. 현재 헤더 필드용으로 제안된 것에는 단일 비지 비트와, 비지 슬롯에서 데이터의 순위를 설계하는데 이용할 수 있는 2개의 비트와, 각 순위에 대해 하나의 요청 비트를 갖는 요청 비트를 포함한다. 하나의 버스상의 요청 비트는 노드가 대기하는 다른 버스상에서 데이터 슬롯에 억세스하기 이전에 노드를 식별하는데 사용된다. 노드가 버스상의 데이터 세그먼트로의 전송을 원할 경우에, 요청 비트를 반대 버스에 싣고, 소정의 버스상에서 빈 슬롯을 기다린다. 비지비트는 다른 노드가 데이터의 세그먼트를 슬롯내에 이미 삽입하였는지의 여부를 표시한다.

양방향으로의 데이터 전송에 관한 동작도 동일하다. 따라서, 본원에서는 단방향 동작에 관해서만 기술한다. 특히 버스(10)는 데이터 버스이고, 버스(20)는 예약 버스이다.

앞서 설명한 IEEE 802.6 Working Group에서 적용된 대역폭 균일화 방법에 관한 간략적인 검토가 바람직하다.

여기서 상기 대역폭 균일화 방법에서의 노드는 공정하게 처리된것을 받는 노드임을 주목하자. 그러나 노드가 여러 순위 트래픽을 가질 경우에, 공정하게 처리된것을 구획일 수 있다. 여기서 구획은 데이터 버스를 통한 전송에 있어서, 노드에서 발생한 특정 순위의 트래픽이다.

각 노드 n의 트래픽 요구는 몇 개의 고정비 P(n)를 가짐을 주목하자. 이렇게 제공된 부하는 그것이 잘 정의되어 있는 평균율적인 한에 있어서 확률론적이다. 노드 n에서 순위 레벨 P의 트래픽 구획에 대한 제공된 부하는 Pp(n)이다. 노드 n에 대한 실제의 장기 평균 출력은 r(n)이며, 구획 P에 대해서는 rp(n)이다. 사용되지 않은 버스 용량은 U이다.

상기 대역폭 균형 방식에서의 설명에 따라, 버스(10)에서의 비사용된 버스 용량은이다(단, N은 회로망에서의 전체 노드 수).

물론, 임의 시점 t에서 노드는 위에서 정의된 장기 평균율의 직접적인 정보를 갖지 못한다. 관측할 수 있는 모든 노드는 t시점에서 업스트림 B(n,t)에서 노드 n에 유입되는 비지 슬롯 비율, 노드 다운 스트림 R(n,t)에서 노드 n에 유입되는 요청 비율, 그리고 t 시점 s(n,t)에서 데이터 세그먼트에 수여되는 비율이다. 이러한 관측은 t시점(예 U(n,t))에서 노드 n에 할당되지 않은 버스 용량을 정하는데 사용될 수 있다.

U(n,t)=1-B(n,t)-R(n-t)-S(n,t) 비할당 용량은 n 노드 업스트림에 의해 사용되지 않고 n 노드 다운 스트림 노드에 요청되지 않은 용량이다.

무순위의 트래픽이 있어서, 대역폭의 균일화는 몇 개의 미사용 버스 용량을 보증하고, 각 노드의 출력은 미사용 용량의 F(대역폭 균형 계수)를 제한함으로서 공평하게 이루어진다. 이것보다 요구가 적은 노드는 모든 대역폭을 가질 수 있다. 따라서, 대역 균일화된 노드 n의 평균 출력은

식(3)으로 표현된 방법은 모든 비율 제어형 노드가 동일 대역폭을 갖는다는 점에서 공정하다. 식(3)은 다음과 같이 쓸 수도 있다.

식(3)은 미지수 r(n)에서 한 세트의 선형 방정식으로 표시된다. 모든 노드가 강한 요청(P(n)이 큼)이 있는 특별한 경우에 이들 식의 해는 다음과 같은 간단한 형태이다.

즉 모든 N 노드는 식(5)로 표시된 동일한 출력을 가진다. 이것은 F=4이고 강한 요청을 갖는 3개의 노드가 있을 경우에, 각 노드는 버스 용량의 /13를 취하고, 버스 용량의 1/13은 미사용임을 의미한다. 전체 버스 사용량(식(5)의 경우, F.N/1+F.N)은 N과 F가 증가함에 따라 증가한다.

상기의 균일 순위 대역폭 균일화를 위하여, 슬롯 헤더는 비트와 단일 요청 비트만을 포함할 필요가 있다. 노드는 버스(10)상의 비지 비율과, 버스(20)상의 요청 비율과, 노드 자체의 전송율을 합산함으로서 버스 사용량을 정할 수 있다. 장기의 실행에 있어서, 상기 합산 값은 모든 노드에서 동일할 수 있다. 즉, 각 노드는 식(3)을 형성하는데 이용 가능한 충분한 정보를 가진다.

다행스럽게도, 약간의 간격에서 노드가 버스 사용 비율을 정확히 측정할 필요가 없다. 또한 자신의 데이터에 기여하는 상태에서의 비율이 비할당 용량에 F를 곱한 것과 작거나 같은 방식으로 비지 비트 및 요청 비트의 도달에 응답하는 노드 n에 대해 추운하다. 즉

정상 상태에서, 식(6),(7)의 S(n,t)는 식(3)의 r(n)에 근사한다.

식(6),(7)을 형성하는 데는 몇가지 방식이 있다. 예컨대 제2도는 식(6)에 따라 대역폭 균일화를 행하는 일례를 도시하고 있다. 제2도에는 국부 FIFO 메모리(21), 데이터 삽입기(22), 요청 삽입기(23), OR 게이트(24), 세그먼트 카운터(25)을 갖고 있다. 데이터 삽입기(22)는 버스(10)와 접속된다. 그것은 노드 업스트림에서 신호를 받아, 노드 다운 스트림으로 보낸다(버스(10,20)상의 신호를 지칭할 때에 업스트림과 다운 스트림은 이들 노드를 지칭한다). 데이터 삽입기(22)는 FIFO(21)에 응답하여 요청 삽입기(23)와 OR 게이트(24)를 거쳐 버스(20)에 접속된다. 요청 삽입기(23)는 버스(20)와 접속되며, 특히 요청 삽입기(23)는 버스(20)의 업스트림으로부터 하나의 입력을 수신하여 버스(20)상의 출력을 다운 스트림 노드로 보낸다. 요청 삽입기(23)에는 데이터 삽입기(22)로부터 또다른 입력이 인가된다. OR게이트(24)는 버스(20)에도 응답하여, 그 출력을 데이터 삽입기(22)에 보낸다. 카운터(25)는 FIFO(21)에 유도된 데이터에 응답하여 OR 게이트(24)에 신호를 공급한다.

FIFO(21)의 기능은 지역 사용자가 발생한 데이터 세그먼트를 저장하는 반면, 이들 세그먼트를 데이터 버스(10)상의 적당한 빈 슬롯을 찾기 위하여 데이터 삽입기(22)에 대기된다. 데이터 삽입기(22)는 일시에 하나의지역 데이터 세그먼트상에서 동작한다. FIFO(21)가 세그먼트를 데이터 삽입기(22)에 보내면, 삽입기는 현재의 세그먼트를 데이터 버스에 실을 때가지 다른 세그먼트를 보내지 않는다. 데이터 삽입기(22)가 FIFO(21)로부터 세그먼트를 취할 경우에, 그것은 요청 주입기(23)가 요청 버스(20)상의 요청을 보내도록 명령하여, 국부 세그먼트에 대한 적당한 빈 슬롯을 결정하기 위하여 처리한다. 이러한 결정은 세그먼트를 데이터 삽입기의 전송 큐(26)에 삽입함으로서 달성된다. 이러한 큐에 대한 그밖의 모든 요소는 버스(20)와 OR게이트(24)로부터 데이터 삽입기(22)에서 수신된 다운 스트림 노드로부터의 요청이다. 전송 큐에서의 몇몇 요청은 국부 데이터 세그먼트 전에 도달하며, 나머지는 후에 도달한다. 데이터 주입기(22)는 빈 슬롯이 데이터 버스(10)상에 실려올 때에 자신의 전송큐(26)를 보조한다. 전송 큐(26)의 선두 엔트리가 다운 스트림으로 부터의 요청일 경우에, 데이터 삽입기(22)는 빈 슬롯을 통과시킨다. 헤드 엔트리가 지역 데이터 세그먼트일 경우에, 비지 비트가 설정되며 세그먼트가 그 슬롯으로 인가된다.

전송 큐(26)는 하나의 비트 레지스터와 2개의 카운터로 구성된다. 한 비트의 레지스터는 국부 데이터 세그먼트가 큐내에 있는지의 여부를 표시하고, 2개의 카운터는 데이터 삽입기에서 국부 데이터 세그먼트의 도착을 전후하여 버스(20)상에 도착한 요청 수를 표시한다.

대역폭 균일화 계수 F를 계수하는 회로는 제2도의 실시예에서 세그먼트 카운터(25)로 구성된다. 카운터(25)는 데이터 세그먼트가 데이터 삽입기(22)에서 취해짐에 따라 데이터 세그먼트를 계수한다. F데이타 세그먼트가 계수된 후, 카운터(25)는 자신을 제로로 리세트하고, OR게이트(24)에 대한 신호를 발생한다. 데이터 삽입기는 업스트림(vis-a-vis 버스(20)) 노드로부터 요청이 있는 것처럼 OR 게이트(24)를 거쳐 신호를 수신한다.

다중 순위 트래픽에 있어서, 물론 해결은 다양하다. 그러나 본 발명의 원리에 따르면, F는 회로망의 전송 자원을 효과적으로 균일화하는데 이용할 수 있다. 특히, 여러 순위에서 DQDB 회로망내에 여러 노드가 있는 경우에, 대역폭 균일화는 대역폭 균일화 계수 F를 사용하여 달성할 수 있다. 즉, 복수개의 다양한 대역폭 균일화 계수 F₁,…F_P…F_P를 사용할 수 있으며, F₁은 순위(1트래픽, 하위의 순위)에 대한 대역폭 균일화 계수이며, F_P는 순위(P 트래픽, 최고순위)에 대한 여러 대역폭 균일화 계수, F_P는 간격내의 순위(P 트래픽)에 대한 간격내의 대역폭 균일화 계수이다. 각 노드가 소정의 순위에서 트래픽의 데이터 전송을 행할 경우에 미사용 용량 U는,이고, 출력은 미할당 용량을 F_P배한 값으로 제한된다.

식(11)은 다음과 같이 쓸 수 있다.

이러한 구성은 동일 순위에서 모든 노드 동작이 동일 대역폭에서 행해진다는 점에서 공정하다. 여러 순위에서 전송되는 노드는 이들 순위의 대역폭 균일화 계수에 비례하는 대역폭을 갖는다. 이것은 최고 순위의 트래픽을 행하는 노드에게 상당량의 용량을 제공한다. 편의상 대역폭 균일화 계수 F₁를 정수라고 가정하자(1≤i≤P). 각 노드는 자신의 순위만을 인식할 것이다.

이상은 회로망내의 모든 노드가 단 하나의 구획만을 갖는 상태의 설명이었다. 노드가 다중 순위의 트래픽을 가질 경우의 의문이 생긴다. 즉 각 노드가 적어도 몇 개의 구획을 갖는 경우이다. 대역폭을 공정하게 분배하는 데는 2가지 방식이 있다. 하나는 시분할 다중화이고, 또 하나는 공간 분할 다중화이다.

시분할 방식에서, 각 노드는 그들의 순위에 따라 구획을 순서화하여, 그 구획은 회로망에 순서적으로 제공한다. 이러한 방식에 있어서, 각 노드가 단 하나의 구획만을 제공할 때에, 최고 순위의 구획 P은 양호한 억세스를 가진다. 회로망에 관한한, 동작은 식(10)에 따른다. 최고 순위의 구획이 충분한 요청을 제공할 때, 노드의 출력은 최고 순위의 구획에 대한 것과 일치한다. 이 경우, 노드에서의 저순위는 없다. 반면에, 최고 순위 구획의 트래픽 부하가 노드의 할당량 보다 작을 경우에 최고 순위의 구획은 소망하는 모든 대역폭을 얻으며, 그후, 노드 n 내의 저순위는 약간의 잔류 용량을 사용할 것이다. 2개의 구획에 있어서(순위 P와 P-1), 이들 출력 한계에 대한 평균치를 이들의 사용 한계로 할 것이다.

이와 동일한 방식으로 여러 트래픽 구획의 출력은 순위 P에서 1까지 연속적으로 구해진다. rp(n)에 대한 공식은 다음과 같다.

만일 U가 구획 출력 rg(n)의 항으로 표시할 경우, 식(12)은 미지의 rp(n)에서 한조의 선형식을 표시한다. 각 노드가 최고 순위의 구획에 강한 요청이 있을 경우와, (Pq(n)는 식(12)에서 범위 밖에 있다) 순위 P에서 동작하는 Np 노드가 있는 경우에, 이들 식의 해는 다음과 같이 간단한 형태이다.

예컨대, 순위가 있을 경우 즉, F₃=8, F₂=₄및 F1=2인 경우와 각 순위에서 강한 요청이 있는 하나 있는 경우에, 노드 출력 비율은 8/15, 4/15 및 2/15이고 미사용 대역폭은 버스 용량의 1/15이다.

기본적으로 로컬 퍼 노드인 대역폭 균일화에 대한 시분할방식은 슬롯 헤더가 비지 버트와 단일 요청 비트만을 갖도록 한다. 앞서서도 언급하였지만, 버스(10,20)에서 예약 또는 비지 표시에 관한 우선 순위는 중요하지 않다. 식(13)을 만들기 위하여, 노드는 다음 방법으로 비지 비트와 요청 비트의 도달에 응답한다.

제3의 실시예에서는 이러한 대역폭 균일화 방법을 행하는 한 방식을 도시하고 있다. 제3도에서 도시한 바와같이, 노드는 제2도의 실시예와 유사하다. 제3도에서는 FIFO(21) 대신에 순위 스케쥴러(27)을 채용하고 있다는 점에서 제2도와 다르다. 스케쥴러(27)는 FIFO(21)와 기능은 같지만, 순위에 따라 사용자로부터 도달한 구획을 순위화하여, 최고 순위의 구획이 우선 순위를 갖게 한다. 카운터(37)는 대역폭 균일 계수의 함수와 더불어, 이들 순위의 변동치를 계수한다. 어느 방식에서는 계수에 대해 다양한 임계치를 가진다. 또한 카운터(37)에서는 고정 임계치를 채용할 수도 있겠지만, 계수는 가변적인 크기로 행해진다. 예컨대, F가 최고 우선 순위로서 16, 다음 순위로서 8, 최저 순위로서 4인 경우에, 카운터(37)의 임계치가 16, 최고 순위 트래픽에 대해 1단계로의 계수, 중간순위 트래픽에 대해 2단계, 최저 순위 트래픽에 대해 4단계로 이루어진다. 앞서 언급한 바와같이, 카운터(37)가 임계치에 도달할 때에, 요청을 행하기 위해 신호는 (OR 게이트(24)를 통해서) 데이터 삽입기(22)에 인가된다.

노드에서 다양한 트래픽 구획을 처리할 경우, 다양한 모드의 동작이 행해진다. 이러한 구성에 있어서, 순위 P의 구획은 자신의 출력을 공간 버스 용량 F_P로 제한한다. 구획의 최종 출력은 다음과 같다.

또는

동일 우선 순위의 모든 비율 제어 구획이 동일한 대역폭을 갖는다는 점에서 이러한 설계는 공정하다. 다양한 우선 순위의 구획은 이들 대역폭 균일화 계수 F_P에 비례하여 대역폭을 제공한다.

앞의 식과 관련하여, 식(15)은 미지의 rp(n)에서 한조의 선형 방정식을 표시한다. 우선 순위 P의 모든 Np 구획이 강한 요청이 있는 경우에 이들 식의 해는 식(13)과 유사하다. 예컨대, 3개의 우선 순위 레벨, 즉 F₃=8, F₂=4, F₁=2일 때에, 하나의 최고 순위 구획, 2개의 중간 순위 구획 및 하나의 저순위 구획이 있는 경우에, 구획의 출력 비율은 8/19, 4/19, 4/19 및 2/19이며, 미사용된 대역폭은 버스 용량의 1/19이다. 이 방식에서 노드의 개념은 없다.

대역폭 균일화의 공간 분할을 행하기 위하여 슬롯 헤더는 비지 비트와 단일 요청 비트를 가질 필요가 있다(즉 우선 순위 정보가 필요 없다). 식(15)을 형성하기 위하여, 순위 P트래픽을 조정하는 각 노드의 부분은 S_P(n,t)≤F_P.U(n.t)인 방식으로 비지 비트와 요청 비트를 도달하는데 응답한다.

제4도에 도시한 식(17)의 표현에 있어서, 노드는 각 순위에 대한 데이터 관리용 독립 부분을 갖는다. 도시된 것은 순위-1, 순위-P 및 순위-P 구획들을 관리하는 독립 부분 11-I, 11-P이다. P는 초고 순위 레벨이고, p는 1보다 크고 P보다 작은 순위이다. 각 부분은 데이터 삽입기(22), 요청 삽입기(23), 국부 FIFO(21) 및 허용 카운터(29)를 가진다. 데이터 삽입기(22)가 비할당 슬롯(다운 슬림 노드로부터 예약되지도 않고 P 순위의 국부 데이터 세그먼트를 전송하는데 사용하지 않는 슬롯)을 찾은 경우에, 그것은 자신의 카운터(29)를 대역폭 균일화 계수 F_P만큼 증가시킴으로서 F_P를 생성한다. 게이트(28)는 카운터(29)가 양의 수가 아닌 경우 데이터 삽입기(22)에 도달하는 것으로부터 FIFO(21) 세그먼트를 보호한다. 카운터(29)로부터 세그먼트를 취하여, 전송 큐(26)에 인가한다(제로에는 도시하지 않고 제2도에 도시하였음). 전송 큐내에서, 버스(20)에서 수신한 요청은 앞서 서술한 바와같이 도착순에 따라 순위화한다. 논-비지 슬롯이 나타남에 따라, 데이터 삽입기(22)는 전송 큐(26)가 다운 스트림으로부터 요청을 수여하는 한 논-비지 슬롯을 통과시킨다. FIFO(21)에서 취한 세그먼트가 전송 큐의 정상에 도달할 때에, 데이터 삽입기(22)는 세그먼트를 논-비지 슬롯에 인가하고, 슬롯 비지를 표시하며, 그리고 카운터(29)를 1만큼 증가시킨다. 카운터(29)는 FIFO(21)에 더 이상의 세그먼트가 없을 때에 제로 상태로 리세트한다. 카운터(29)가 제로에 있을 때에, FIFO(21)내에는 더 이상의 세그먼트가 없고, F개의 세그먼트가 삽입되기 때문에, 게이트(28)의 동작은 슬롯이 반복 처리 시간에 비할당될 때까지 FIFO(21)에서 다른 데이터 세그먼트를 취하는 것으로부터 데이터 삽입기(22)를 보호한다.

제5도에서 훨씬 간단한 구성을 도시하고 있다. 여기서 노드는, 하나의 데이터 삽입기(32)와 모든 순위에 관한 데이터를 관리하기 위한 하나의 요청 삽입기(31)를 갖는 단 하나의 부분을 가진다. 그러나, 각 순위에 대한 독립 국부 FIFO 큐(31-I, 31=p, 31-P)는 독립 허용 카운터(33)와 게이트(34)를 필요로 한다. 또한 제5도에서는 데이터에 응답하여 게이트(34)에 응답하는 국부 우선 순위 큐(35)를 가진다. 모든 국부 세그먼트는 FIFO(31)이 아닌 큐(35)에 저장된다. 데이터 삽입기(32)는 큐(35)에서의 국부 데이터 세그먼트를 한번에 하나씩 처리한다.

특히 데이터 삽입기(32)는 다운 스트림 노드로 향하는 비할당 슬롯을 관측하였을 경우, 각 순위 P에 대해 F_P를 생성한다. 즉, 그것은 FIFO(31-i)를 Ri까지 큐(35)에 전송하도록 명한다. 이것은 대응하는 대역폭 균일화 계수 만큼 증가시키고 세그먼트의 각 전송량에 따라 대응 국부 FIFO(33)에서 국부 큐(35)까지 감소시키는 제5도의 카운터(33)로서 달성할 수 있다.

데이터 삽입기(32)내에 데이터 및 전송 큐(36)를 포함하는 국부 큐(35)가 국부 데이터 세그먼트를 갖지 않을 때에, 이러한 세그먼트는 버스(20)로부터 이전에 도달한 요청 이후 전송 큐내에 삽입된다. 버스(10)상의 논-비지의 출현에 따라, 국부 전송 큐(36)가 작동한다. 국부 데이터 세그먼트가 전송 큐(36)의 상부에 도달할 때에, 국부 데이터 세그먼트는 버스(10)의 논-비지 슬롯에 삽입되고, 그 슬롯의 비지 비트는 세트된다. 이 절차는 반복된다. 국부 큐(35)가 비어 있을 때에, 데이터 삽입기(32)는 적정 시간에 비할당 슬롯이 버스(10)상에서 통과되도록 한다. 비할당 슬롯을 버스(10)에 보낼 때에 적정시간을 결정하는 데는 2가지 방식이 있다. 하나 국부 큐(35)가 비어 있고 전송 큐(36)도 비어 있을 때이다. 다른 하나는 국부 큐(35)가 비어 있고, 전송 큐(36)내의 요청을 만족시킬 때이다.

모든 노드가 각 우선 순위의 다른 노드로부터 트래픽에 기인해 버스의 사용을 결정할 수 있을 때에, 다른 대역폭의 균형 방식이 DQDB 회로망내에서 형성된다. 즉, 다른 노드 트래픽의 우선 순위는 노드 자체가 억제될 때에 고려된다. 이러한 목적을 위하여, 버스 용량의 또다른 측정은 순위 P의 구획에 의해 잔류용량을 고려하며, 그 용량은 다음과 같다.

노드 n이 예약 비트와 비지 슬롯내의 데이터의 순위 레벨을 찾을 경우에, 어느 싯점에서 노드 n에 의해 순위 P의 구획에 할당되지 않은 버스 용량인 Up+(n,t)를 측정할 수 있다.

대역폭 균형화는 순위 P의 구획의 출력을, P 보다 크거나 같은 구획에서 사용되지 않는 공간 버스의 F_P로 제한하는 방법으로 달성된다.

이러한 방법에 따르면, 노드 n에서 구획 p의 출력은 다음과 같다.

또는

동일 우선 순위의 회로망내에서 모든 비율 제어된 구획이 동일 대역폭을 얻는 점에서 이러한 설계는 공정하다.

여러 우선 순위에 따른 대역폭의 할당은 다음과 같다. 첫째, 전체 버스 용량은 저순위의 구획이 존재하지 않더라도, 최고의 순위 구획에 걸쳐 대역폭 균형화가 이루어진다. 대역폭 균형화는 약간의 버스 용량이 최고 순위의 구획에서 미사용된 잔유를 보증한다. 이러한 미사용 대역폭은 두 번째 순위의 구획에 걸쳐 대역폭 균일화가 이루어진다. 2개의 최고 순위가 처리된 후 남은 대역폭은 제3순위 구획상에서 대역폭 균일화가 달성된다. 이러한 방식은 전술한 방식과는 대조적으로, 소정의 순위의 구획에서 획득된 출력은 저순위의 존재와 독립적이다.

앞서 설명한 바와같이, 식(21)은 미지수 rp(n)에 있어서 한 세트의 선형 방정식을 표시한다. 순위 P의 모든 NP 구획이 강한 요청이 있는 경우에서 이들 방정식의 해는 다음과 같이 간단하다.

만일 F₁=F₂=F₃=4이고, 하나의 최고 순위 구획, 2개의 중간 순위 구획 그리고 하나의 저순위 구획이 있을 경우에, 구획의 출력 비율은 4/5, 4/5, 4/5 및 4/225이며, 미사용된 대역폭은 버스 용량의 1/225이다.

글로벌 퍼-구획 방식의 대역폭 균일화에 있어서, 슬롯 헤더는 비지 비트, 비지 슬롯에서 데이터 세그먼트의 순위 표시 및 요청 순위 표시를 포함하여야 한다. 요청의 순위 표시에 관하여, 슬롯 지정은 각 순위에 대해 하나의 요청(제1도 참조)을 갖는 다중-비트 요청 필드를 제공한다. 비지 슬롯의 순위 정보에 관하여, 우리는 제1도의 헤더에서 2개의 공간 비트를 사용할 것을 제안하였다. 비지 순위 비트와 요청 비트를 판독함으로서, 각 노드는 버스상의 모든 트래픽의 순위 레벨을 결정할 수 있다.

식(21)을 형성하기 위하여, 노드 n은 S_P(n,t)≤F_P. Up+(n,t) 방식으로 비지 및 요청 정보를 받는 것에 응답하여야 한다.

제6도는 식(21)의 대역폭 균일화를 행하는 하나의 실시예를 도시한다. 여기에서 각 노드에는 복수개의 부분으로 구성되며, 각 부분은 다양한 우선 순위의 데이터를 관리한다. 따라서, 제6도에는 (11-I), (11-p) 및 (11-P) 있으며, (11-I) 부분은 (11-p) 부분으로부터 업스트림이며, 순위 1의 데이터를 관리하고, (11-P)는 (11-p)의 다운 스트림이며, 순위 P의 데이터를 관리한다.

제4,6도의 설계에서는 노드(11)의 물리적인 구성에 대응하지 않지만, 기능적으로는 동일하다. 그러나, 실제의 DQDB 노드에서, 이들 부분은, 신호 관계가 명확하고, 전체 부분이 동일 위치에 버스를 판독하는 실시예에서는 더욱 간단하다.

제6도에서, 각 부분은 데이터 삽입기(42), 요청 삽입기(43), 국부 FIFO(41), 게이트(44)를 가지는 허용 카운터(45)을 가진다. FIFO(41)는 사용자로부터 데이터를 받고, FIFO(41)와 데이터 삽입기(42)간에 게이트(44)를 삽입시킨다. 카운터(45)는 데이터 삽입기(42)에 의해 카운터(45)에 제공된 연속 신호로 게이트(44)를 제어한다. 데이터 삽입기(42)는 버스(20)와 접속된 요청 삽입기(43)를 제어한다.

데이터 삽입기(42)는 우선 순위 P의 국부 데이터 세그먼트를 보유하는 전송 큐(46)를 가진다. 버스(20)를 통해 노드 부분 P에 유입되는 우선 순위에 대한 모든 요청은 전송 큐(46)의 요소가 되고, P보다 작은 순위 요청량은 큐(46)와 결합되지 않는다. 버스(10)상에 빈 슬롯이 나타날 때에 전송 큐(46)가 작동한다. 만일 헤드 엔트리가 국부 데이터 세그먼트일 경우에, 슬롯 헤드 슬롯이 현재 순위 p를 갖는 비지 상태이고, 국부 데이터 세그먼트는 슬롯내에 전송되었음을 표시하기 위해 변형된다. 전송 큐(46)내에서, 요청들은 도착 시간 순위적으로 저장된다. 이것을 행하기 위해서는 단 2개의 카운터만을 필요로 한다. 하나의 카운터는 국부 데이터 세그먼트 이전에 전송 큐(46)에 도달한 순위 요청과 도착 시간과 무관하게 P보다 큰 모든 순위 요청을 계수한다. 다른 하나의 카운터는 국부 데이터 세그먼트 이후 큐(46)에 도달한 순위 p의 요청을 계수한다(큐(46)가 p보다 작은 순위의 요청을 보유하지 않음을 상기하자).

차별기(24)는 다음과 같이 순위를 조작하는 노드의 부분내에서 형성된다. 데이터 삽입기(42)가 순위 p이상의 트래픽에 할당되지 않은 슬롯을 발견할 때에, Fp가 생성된다(즉 카운터(45)는 대역폭 만큼 증가한다). 전술한 방식과는 달리, 여기서는 데이터 삽입기(42)가 상기 슬롯을 찾는 2가지 조건이 있다. (a) 국부 데이터 세그먼트나 다운 스트림 노드로 부터의 요구를 보유한 채, 슬롯은 비어서 도달하고, 전송 큐(46)는 데이터 삽입기(42)에서 비어 있음을 발견한다. (b) 슬롯이 데이터 삽입기(42)에 도달할 때에, 슬롯은 P보다 작은 순위의 세그먼트를 갖는 비지 상태이다.

카운터(45)가 양의 수일 때에, 국부 데이터 세그먼트가 게이트(44)를 통해서 FIFO(41)에서 데이터 삽입기(42)내의 전송 큐로 이동할 때면, 카운터는 1씩 감소시킨다. 카운터(45)는 노드가 전송할 순위의 데이터가 없을 경우에 제로로 리세트된다.

지금까지 복수개 순위의 트래픽에 대해 대역폭 균일화를 제공하기 위해 여러 가지 방법(Local, per node; Local per parcel; global, per parcel)을 설명하였다. 이들 방법은 다중적인 시간차로 정상 상태로 회복시킨다. 3개의 방법에서는 정상 상태에서도 약간의 버스 대역폭을 소비한다. 노드의 정상 상태 출력 속도는 제공된 부하에 의해서만 결정되며, 관련 버스 위치나 개시 시간과는 무관하다. 또한 이들 방법은 각 노드가 하나의 우선 순위의 노드와 이것의 구획 요구가 강할 경우에, 동일 우선 순위에서 동작하는 노드는 정상 상태에서 동일 대역폭을 갖는다는 점에서 공정하다.

이들 방법은 다양한 우선 순위에 대해 버스 대역폭을 할당하는 방법에서 서로 다르다. 로컬, 퍼-노드의 구성에서, 각 노드의 출력은 대역폭 균일화 계수와 미사용 버스 용량과의 곱한 값으로 제한된다. 이 방식에서, 대역폭 균일화 계수는 노드가 전송되는 시점에서 순위에 따라 변한다. 각 노드는 자신의 데이터 세그먼트를 순위적으로 처리한다. 저순위 세그먼트는 고순위 세그먼트의 대기가 없을 때에 행해진다. 즉, 이 구성에서는 대역폭을 우선 순위 레벨의 대역폭 균일화 계수에 비례하여 모든 노드를 할당한다. 고순위 트래픽 구획의 정상 상태 출력은 동일 노드내에서 저순위 구획의 존재에 영향을 받지 않지만, 다른 노드에서 저순위 구획의 존재에 의해 영향을 받는다. 2개의 퍼-구획 방식에서, 노드내의 활성 구획은 몇 개의 대역폭을 받는다. 로컬, 퍼-구획 방식에서, 각 트래픽 구획의 출력은 대역폭 균일화 계수와 미사용 버스 용량과의 곱한 값으로 제한된다. 물론, 대역폭 균일화 계수는 구획의 순위에 좌우된다. 즉, 이 방식은 대역폭을 균일화 계수에 비례하여 모든 구획에 할당된다. 트래픽 구획의 정상 출력은 버스에 대한 모든 구획의 존재에 의해 영향을 받는다. 글로벌, 퍼-구획 방식에 있어서, 각 트래픽 구획의 출력은 대역폭 균일화 계수와 고순위의 구획이 사용하지 않은 버스 용량과의 곱한 값에 제한받는다. 개략적으로, 이러한 방법은 대역폭을 고순위 구획에 할당한 후, 나머지를 저순위의 구획에 할당한다. 저순위의 구획은 고순위 구획의 정상 상태를 출력에 영향을 주지 않는다.

상기 세 방법에 있어서, 요청에 관한 순위 정보와 비지 슬롯에 관한 정보간에는 대칭적이다. 그러나 이 정보는 여러 구성에 있어서 차별화하게 할 필요가 있다. 우선 순위 정보가 없는 2개의 로컬 구성은 버스를 통해 전송되어, 결과적으로 노드에는 몇 개의 카운터만을 필요로 한다. 글로벌 구성은 훨씬 통신적이고 계산적이다. 이들 3개의 방법은 DQDB 슬롯 형식 및 프로토콜에서 변형을 하여 형성할 수 있다.

2개의 로컬 방식은 데이타 삽입기로서 만들 수 있다(글로벌 퍼-구획방식과 유사함). 데이터 삽입기는 전송 큐가 요청의 도달 시간과 무관하게, 국부 데이터 세그먼트가 제공되기 이전에 모든 수신 요청을 만족시키도록 한다(회로망내의 모든 노드는 대역폭 균형 원리를 따르기 때문에, 국부 데이터 세그먼트가 제공된다). 이러한 원리의 장점은 단한개의 카운터로 제작 가능하다는 것이다.

2개의 카운터의 설명은 다음 이유 때문에 데이터 삽입기의 2개 카운터 제작에 기초한 DQDB를 강조한 것이었다:(1) 두 개의 사양은 과부하에서 동일한 출력을 갖지만, 중간 부하에서의 지연 기능은 2개의 카운터 제작으로 보다 양호해진다. (2) 대부분의 DQDB 회로망은 공정성이나 우선 순위 문제가 없다(예컨대 버스가 작을 경우, 전속 속도가 작을 경우 또는 멀티 억세스가 아닌 지점간의 경우) 이러한 실례에 있어서, 대역폭 균일화를 하지 않거나, 2개의 카운터 데이터 삽입기를 요구하는 빈약한 DQDB 프로토콜을 사용할 수 있다. 대역폭 균일화에 관계없이 사용할 수 있는 하나의 데이터 삽입기를 설치하는 것도 편리하다.

이것은 로컬에 있어서 글로벌 대역폭 균일화 구성의 장점이 된다. 만일 로컬 구성이 요청의 수를 단위 슬롯당 하나로 줄이도록 물리적으로 제작된다. 그리고 대역폭 균일화가 디제이블될 때에, 회로망은 우선 순위 체계를 갖지 않는다. 글로벌 구성에 있어서, 각 우선 순위는 하나의 요청만을 갖기 때문에, 간단한 DQDB의 우선 순위 체계는 대역폭이 디제이블될때까지 보유된다.

Claims

상향적인 순위로 회로망의 노드(1)에서 노드( )까지 연결되는 데이터 버스와, 하향적인 순위로 회로망의 노드(N)에서 노드(1)까지 연결하는 요청 버스를 갖는 회로망에 전송 용량의 할당에 있어서, 상기 데이터 버스상의 전송 용량은 복수개의 슬롯으로 분배되며, 데이터 버스상의 각 슬롯에는 데이터 필드와, 비지 서브 필드 및 요청 서브 필드를 가진 헤더 필드가 포함되며, 각 노드(;. 단 j는 1과 N 사이의 정수)는 노드(K. 단 j(K≤N)로 전송하기 위해 사용자 포트로부터 상향 우선 순위의 데이터를 받으며, 다음 단계의 절차에 따라 상기 데이터를 데이터 버스상에 싣는 것을 제어하는 구성의 회로망에 전송 용량을 할당하는 방법에 있어서, 각 노드가 요청 버스상에서 슬롯의 요청 서브 필드내의 요청 비트와, 데이터 버스상에서 슬롯의 요청 서브 필드내의 비지비트의 존재에 기초하여 상기 데이터 버스상에서 자신이 이용가능한 유효 공간을 정하는 단계와, 각 노드가 데이터 버스에 데이터를 싣는 속도를 유효 공간 용량에 대해 노드에 부여된 데이터 우선 순위와 관계된 분수치로 억제하는 단계를 구비한 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제1항에 있어서, 유효 공간 용량은 상기 요청 버스상에서 요청된 슬롯의 우선 순위나 상기 데이터 버스상의 비지 슬롯에서 정보의 대한 우선 순위와 무관한 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제1항에 있어서, 유효 공간 용량은 상기 요청 버스상에서 요청된 슬롯의 우선 순위와 상기 데이터 버스상에서 비지 슬롯내의 정보에 대한 우선 순위와 유관한 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제1항에 있어서, 유효 공간 용량은 요청 버스상에서 요청 비트의 우선 순위와 데이터 버스상에서 비지 슬롯내의 비지 비트에 대한 우선 순위와 유관한 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제4항에 있어서, 유효 공간을 정하는 방법에는, 노드 구획 p의 순위를 정하고, 요청 버스에 나타나는 슬롯의 요청 서브 필드내에서, 순위 p이상에서 요청 설정 속도를 정하고, 데이터 버스에 나타나는 슬롯의 비지 서브 필드에서 비지 표시 속도를 정하는 단계를 포함한 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제1항에 있어서, 노드가 자신의 전송 속도를 조절하는 단계에는, 상기 데이터 버스상에서의 전송을 위해 노드에서 수신한 구획으로부터 최고 순위의 구획을 선정하고, 우선 순위의 대역폭 균일화 계수에 따라 최고 순위 구획의 전송 속도를 조절하는 단계를 포함한 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제1항에 있어서, 각 노드는 상기 사용자 포트에서 수신한 우선 순위 구획에 의해 순위화되고, 상기 순위에 따라 일회에 하나씩의 구획을 상기 조절단계로 보내는 것을 포함한 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제1항에 있어서, 각 노드는 복수개의 구획을 갖는 사용자 포트에서 수신된 데이터의 출현을 확인하고, 각 노드는 상기 데이터 버스에 구획의 데이터를 싣는 속도를 개별적으로 조정하기 위해 상기 구획을 분리하고, 상기 속도 조절 단계에는 복수개의 조절 처리 공정으로 되어 있고, 각 처리 공정에서는 분리된 구획의 여러 데이터를 삽입하는 속도를 유효 공간용간 분수치로 삽입하는 속도를 유효 공간 분수치로 조절하며, 각 조절 공정에서의 분수치는 조절된 구획의 우선 순위와 관계된 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제8항에 있어서, 각 조절 처리 공정내의 유효 공간 용량은 상기 요청 버스상에서 요청된 슬롯의 우선 순위나, 상기 데이터 버스상의 비지 슬롯내에서 정보의 우선 순위와 무관한 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제8항에 있어서, 각 조정 공정내의 유효 공간 용량은 요청 버스에서 요청한 슬롯의 우선 순위와 데이터 버스상의 비지 슬롯내의 정보에 대한 우선 순위와 유관한 회로망 전송 용량 할당 방법.
제8항에 있어서, 각 조절 처리 공정내의 유효 공간 용량은 상기 요청 버스에서 요청된 p보다 큰 슬롯의 우선 순위와, 데이터 버스 상에서 p보다 큰 비지 슬롯내의 정보 순위와 관계가 있으며, 상기 p는 상기 조절 처리 공정에 의해 조절된 구획의 우선 순위 바로 다음의 순위인 회로망 전송 용량 할당 방법.
제8항에 있어서, 각 노드가 유효 공간 용량을 결정하는 단계는 복수개의 유효 공간 용량 결정 단계로 구성되고, 각 노드는 구획의 우선 순위에 따라 구획에 대해 유효 공간 용량을 발생하며, 상기 우선 순위 p에 대한 유효 공간 용량은 순위 p인 구획 데이터 삽입 속도 조절 상태에서 채용된 회로망 전송 용량 할당 방법.
상향적인 순위로 회로망의 노드(1)에서 노드(N)까지 연결되는 데이터 버스와, 하향적인 순위로 회로망의 노드(N)에서 노드(1)까지 연결하는 요청 버스를 갖는 회로망에 전송 용량의 할당에 있어서, 상기 데이터 버스상의 전송 용량은 복수개의 슬롯으로 분배되며, 데이터 버스상의 각 슬롯에는 데이터 필드와 비지 서브 필드 및 요청 서브 필드를 가진 헤더 필드가 포함되며, 각 노드(j. 단 j는 1과 N 사이의 정수)는 노드(K. 단 j〈K≤N)로 전송하기 위해 사용자 포트로부터 상향 우선 순위의 정보 패킷으로 된 데이터를 받으며, 다음 단계의 절차에 따라 상기 데이터를 데이터 버스상에 싣는 것을 제어하는 구성의 슬롯형의 회로망에 전송 용량을 할당하는 방법에 있어서, 큐내에서 노드 m(단, m〉j)으로부터의 요청을 수납하고, 노드 j로부터 국부 요청이 없고, 노드 j에서 데이터가 이용 가능할 때에, 상기 큐에서 국부 요청을 수납한 후 수납요청 단계로 복귀시키며, 요청의 수납과 더불어, 상기 큐내의 최고 요청이 노드 m과 데이터 버스상의 노드 j에서 나타나는 논-비지 슬롯으로 부터의 요청일 때에, 큐로부터 만족된 요청을 변동이나 제거없이 상기 슬롯을 연속 노드에 보냄으로서 최고 요청을 만족시키며, 상기 요청의 수납과 더불어, 상기 큐내의 최고 요청이 노드 j로부터의 국부 요청이고, 논-비지 슬롯이 상기 노드 j에 유입되는 상기 데이터 버스에서 나타날 경우에, 대역폭 균일 표시가 설정될 때에 데이터 패킷을 상기 슬롯에 배정함으로서 상기 요청을 만족시키고, 대역폭 균일 표시가 미설정될 때에, 상기 대역폭 균일 표시를 변동하거나 설정함이 없이 상기 슬롯에 연속 노드에 보내며, 상기 대역폭 균일 표시는 상기 데이터의 우선 순위에 따라 미설정되는 슬롯형의 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제13항에 있어서, 상기 대역폭 균일 표시는 상기 국부 요청을 만족하는 모든 M_P에 대해 미설정되며, M_P는 상기 데이터의 우선 순위레벨과 관계 없는 슬롯형의 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제14항에 있어서, M_P는 Mj 보다 크고, 순위 p는 순위 j보다 높은 슬롯형의 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제13항에 있어서, 요청을 수납하는 단계에서는 상기 국부 요청의 큐에 앞서서, 노드 m(단 m〉j)로부터 도착한 모든 요청을 위치시키는 슬롯형의 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제16항에 있어서 상기 수납 단계에서는, 카운터로부터 증가시키고, 큐로부터의 제거는 카운터를 감소시킴으로서 달성되는 슬롯형의 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제13항에 있어서, 상기 수납 단계는 큐내에 노드 n(단 n〉j)로부터 도착한 모든 요청을 순차적으로 위치시키는 슬롯형의 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제16항에 있어서, 노드 j로부터 국부 요청이 있으며, 상기 요청의 수납 단계에서는 제1카운터를 증가시키고, 큐로부터의 제거는 제2카운터를 감소시킴으로서 달성되는 슬롯형의 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제13항에 있어서, 도착 순서로 요청을 수납하는 단계에서는 국부 요청의 순위 보다 낮은 순위의 요청을 무시하고, 무시되지 않은 요청은 요청 순서를 도착 시간 순서로 요청 우선 순위화하는 슬롯형의 회로망에 전송 용량 할당 방법.
상향적인 순위로 회로망의 노드(1)(에서 노드(N)까지 연결되는 데이터 버스와, 하향적인 순위로 회로망의 노드(N)에서 노드(1)까지 연결하는 요청 버스를 갖는 회로망에 전송 용량의 할당에 있어서, 상기 데이터 버스상의 전송 용량은 복수개의 슬롯으로 분배되며, 데이터 버스상의 각 슬롯에는 데이터 필드와, 비지 서브 필드 및 요청 서브 필드를 가진 헤더 필드가 포함되며, 각 노드(j. 단 j는 1과 N사이의 정수)는 노드(K. 단 J〈K≤N)로 전송하기 위해 사용자 포트로부터 상향 우선 순위의 정보 패킷으로 된 데이터를 받으며, 다음 단계의 절차에 따라 상기 데이터를 데이터 버스상에 싣는 것을 제어하는 구성의 슬롯형의 회로망에 전송 용량을 할당하는 방법에 있어서, 요청 버스로부터 수신한 불충분한 요청의 갯수를 정하고, 빈 슬롯을 통과시킴으로서 불만한 요청을 만족시키고, 선정된 모든 빈 슬롯에 대해 지정된 빈 슬롯을 통과시킴으로서 잔류된 빈 슬롯 보다 작게 지정하고, 상기 선정된 빈 슬롯이 갯수는 상기 데이터의 관계된 우선 순위와 관계된 슬롯형의 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제21항에 있어서, 불충분한 요청 Q의 갯수는, 노드 j에 의해 지정되지 않은 노드 j+1에 상기 데이터 버스상의 노드 j를 통해 보내 빈 슬롯의 개수를 초과한 상태에서, 상기 요청 버스상의 노드 j에 의해 다운 스트림 노드 j+1에서 N으로 수신된 요청 비트의 갯수에 응답하는 슬롯형의 회로망의 전송 용량 할당 방법.
상향적인 순위로 회로망의 노드(1)에서 노드(N)까지 연결되는 데이터 버스와, 하향적인 순위로 회로망의 노드(N)에서 노드(1)까지 연결하는 요청 버스를 갖는 회로망에 전송 용량을 할당하는 방법에 있어서, 상기 데이터 버스상의 전송 용량은 복수개의 슬롯으로 분배되고, 데이터 버스상의 각 슬롯에는 데이터 필드와, 비지 서브필드 및 요청 서브 필드를 가진 헤더 필드가 포함되며, 각 노드(j, 단 j는 1과 N 사이의 정수)는 노드(K. 단 j〈K≤N)로 전송하기 위해 사용자 포트로부터 상향 우선 순위의 데이터를 받으며, 상기 구획은 상기 슬롯의 데이터 필드내에 맞는 데이터 패킷으로 구성되며, 상기 노드 j는, 누적된 요청을 만족시키고, 데이터 버스상에 빈 슬롯이 있을 때에 데이터 패킷을 삽입하며, 누적된 요청을 만족시키며, 소정 갯수의 데이터 패킷에 대해 빈 슬롯을 통과시킨 후, 누적된 요청을 만족시키는 단계로 복귀하는 단계에 따라 상기 데이터 패킷을 데이터 버스에 삽입하는 것을 제어하며, 상기 누적 용량의 측정치는 Q이며, 이 측정치는 다운스트림 노드(j+1 N)에서 요청 버스상의 노드 j가 수신한 요청 비트의 갯수에서, 상기 요청 비트에 응답하여 상기 데이터 버스상의 노드 j를 통해 통과된 빈 슬롯의 갯수를 감산한 것과 같으며, 누적된 요청을 만족하는 단계에서는 Q개의 빈 슬롯을 통과하도록 하며, 상기 소정의 갯수는 사용자 포트에서 수신한 구획과 관계된 우선 순위 레벨과 관계된 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제23항에 있어서, 상기 누산 용량 측정치는 요청 버스상에 요청이 있을 때에 계수를 증가시키고, 빈 슬롯이 통과될 때에 계수를 감소시킴으로서 발생되는 회로망에 전송 용량 할당 방법.
제24항에 있어서, 소정 갯수의 삽입 데이터 패킷에 빈 슬롯을 보내는 단계에서는, 상기 노드에서의 요청으로서 노드 j에 나타나는 생성 요청에 따라, 소정의 삽입 데이터 패킷을 갖는 슬롯 요청의 발생을 행하는 회로망에 전송 용량 할당 방법.