专利名称：通信系统中的业务控制的制作方法
技术领域：
本发明涉及一种用于在转发业务单元的通信系统中进行业务控制的方法，该方法包括如下步骤保持业务单元的一个连续变化的数量，在任何时间，由该数量的值决定是否接受一个单独的业务单元以将其转发；在接受的业务单元，改变所述数量的值，这样小于特定的预定值的业务密度在第一个方向改变该数量的值，但不超过一个预定的第一个极限，大于所述的预定值的业务密度在第二个方向改变该值；并且当该数量的值在所述第二个方向上达到一个特定的预定第二个极限时，开始拒收业务单元。该发明还涉及用于在转发业务单元，例如信元，的通信系统中限制业务的业务滤波器。
根据本发明的解决方法可以用来，例如，测量ATM网络中的信元业务，但是它也适用于与其它类型的业务相联接，例如在呼叫转移中，将在下面对其加以说明。由于存在多种操作环境，因此系统中转发的信元，分组，呼叫等实体在下面用一个通用术语“业务单元”来指代。
通常，在联接建立或联接启动阶段，认同要遵守的参数。典型的联接参数包括业务最大速率和平均速率。从网络观点的角度来看，无法确定在每一个连接处自动遵守所认同的参数。产生这种问题的一个原因是对于用户而言，要想事先准确知道业务的特性是十分困难的。例如，很难事先确定一个压缩图像信号的平均比特率。用户设备同样也可能不合适或者用户可以，基本上是故意的，低估其带宽要求来维持较低的成本。由于例如上述的原因，在网络用户界面必须确保信源处于连接安装阶段所认同的极限之内。
针对信源管理方法已经开发了许多不同种类的机制，其中大部分是管理信源的平均速率和最大速率以及有效周期的持续时间。这类机制中的一个是所谓的“泄露桶”原理。所公布的泄露桶原理可以参照，例如Arctech公司的Raif O.Onvural异步传输方式网络，性能手册中的4.5.1.节，1994(ISBN 0-89006-662-0)。例如在ATM(异步传输方式)网络UPC(用户参数控制)函数中的GCRA算法(通用信元速率算法)中使用了泄露桶原理，其中用来管理信元业务的GCRA是依据出现问题的连接的业务协定。
然而，上述的使用以前技术的机制在某些应用中不是最好的，在这些应用中，从正确接收一个较大信息单元的角度观点来看，一个特定(较小的)信息单元，例如一个信元，是十分重要的。在这种情况中，丢失一个较小信息单元，例如一个AAL(＝ATM适配层)帧可能会导致不得不重新发送更大量的信息。举个例子来讲，如果将数据流分为被压缩的和加密的“段”，以便每个加密数据单元有数百个信元长，丢失一个或多个信元会导致接收器无法重新建立该数据单元，并且不得不重新发送出现问题的单元中的全部信元。
使用以前技术的管理机制与上述类型的实施方式相连接会导致浪费网络资源。这是由于已知的机制限定业务，因此，所接受的业务总是根据业务协定(即只有违反业务协定的业务单元被拒收)来进行，从而拒收一个特定部分很容易导致不得不重新发送先前已接受的业务单元。
本发明的一个目标是，以尽可能简单的方式，改进上面指出的缺点。这一目标是根据本发明的方法来实现的，其特征是在所述第二个方向上，被拒收的业务单元数量的值也变化，但不超过一个特定的预定第三个极限，并且当数量的值位于第二和第三个极限之间时，在业务单元被接受之前，在所述第一个方向它必须再次改变，至少达到所述第二个极限。本发明的第二种实施方式涉及用于在转发业务单元的通信系统中业务控制的方法，该方法包括如下步骤为下一个到达的业务单元计算一个理论到达时间(TAT)，借此将要到来的业务单元的实际到达时间决定是否能够转发一个单独的业务单元；通过所接收的业务单元，改变理论到达时间，这样小于一个特定预定值的业务密度改变小于业务密度大于所述预定值的理论到达时间；以及在TAT之前的一个特定的预定时间范围内(TAT-L)拒收一个业务单元。本发明的特征还在于被拒收的业务单元也用于改变理论到达时间，但不超过一个特定的预定极限(时间+H)。
本发明还涉及一个用于在转发业务单元，例如信元，的通信系统中限制业务的滤波器，该滤波器包括用来保持连续变化数量的设备，在任何一个时间由该连续变化数量的值决定是否可以接受一个单独的业务单元以将其转发；用于在所接受的业务单元改变所述数量的值的设备，使得小于特定的预定值的业务密度在第一个方向改变数量的值但不超过预定的第一个极限，并且大于所述预定值的业务密度在第二个方向改变该值；并且当数量的值在所述第二个方向达到和超过特定的预定第二个极限时，拒收业务单元的设备。本发明的特征在于它还包括这样的设备，所拒收的业务单元在所述第二个方向上也改变数量的值，而不超过特定的预定第三极限。
本发明还涉及一个用于在转发业务单元，例如信元，的通信系统中限制业务的滤波器，该滤波器包括用来为下一个到达的业务单元计算理论到达时间的计算设备；用来把到达的业务单元的实际到达时间和所计算的理论到达时间以及相关时间相比较的比较设备；以及响应于该比较设备，用来决定是否能够接受一个单独的业务单元以将其转发的决策设备。本发明的特征在于计算设备同样适用于被拒收的业务单元也改变理论到达时间，但不超过一个特定的预定极限。
本发明的思想将以前技术的管理机制，修改为采用低通流向，这样就可以对来自一个信源的全部业务进行滤波，而不用遵守所认同的参数。
根据本发明的解决方法，以一种简单的方式，提供了一种管理机制，使用这种机制可以在与上述的信源类型进行连接时节省网络带宽。
下面，将参照附图中的例子，更为详细地叙述本发明和它的优选实施方式，其中
图1用来图解先前技术的令牌库原理，图2是根据图1的通-断门(即滤波器)操作的一个流程图的图解，图3a是一张流程图，用来说明本发明第一种实施方式中的方法，图3b是图3a中图解的通-断门操作的框图说明，图3c用来图解根据本发明的通-断门的操作，图4是一张流程图，用来图解第二种使用先前技术的通-断门的操作，图5是一张流程图，用来图解应用于图4中使用先前技术的通-断门的本发明的方法，图6是一张流程图，用来图解第三种采用先前技术的通-断门的操作，图7a表示一张流程图，用来图解应用于根据图6通-断门操作的本发明的万法，图7b是如图7a中进行操作的通-断门的一个框图说明，以及图8用来图解根据本发明实现通-断门的一种可选途径。
由于本发明只需对先前技术的管理机制进行了较小的修改，因此将首先参照图1和2简单地讨论一下先前技术中的令牌库原理。
对于即将到来的业务单元，例如信元，安排了一个令牌库或令牌存储池12，以一个特定的固定速率将令牌加入其中。存储池有一个最大容量，当存储池已经装满时到达的令牌将被浪费。每个到达的业务单元在转发业务的服务器11转发它之前必须从存储池中取得一个令牌。如果一旦业务单元到达时存储池为空，则拒收该业务单元。存储池的容量决定能够转发的爆发容量的最大极限。因此从一个方面来讲，令牌的存储池是为业务流生成的，随到达业务而减少并且随时间而增加的一种资源。因此能够用一个滤波器或一个通-断门G来表示该装置，此门有一个输入端，用参考标记IN表示，以及两个输出端，用参考标记PASS和GAP来表示。到达的业务单元直接进入通-断门的输入端IN，从输出端PASS将通过的业务单元转发。通-断门限定了业务单元的频率(发生频率)，这样在一个时间单元内通过的业务数量不会超过前面提到的通-断参数U(每秒业务单元)。当一个时间单元内到达的业务超过值U时，通-断门直接把一些业务单元传送到输出端GAP，这样端口PASS的输出业务的速率就不会大于U。
图2为表示基于令牌库原理的通-断门如何工作的流程图。下列参数被存储在通-断门的存储器中-与最近到达的业务单元相对应的时间t2(起初它与当前时间t1相同)，-门极限U(固定值)。在平均的进入业务数量小于U的情况下，不发生通-断(在理想情况下)。在所提供的业务数量超过该值的情况下，管理机制拒收部分业务单元。
-存储池容量B(固定值)，以及-存储池计数器值b，表示在任一时间存储池中令牌的数目。起初，例如b的值可以是零，并且“令牌”的数目可以以与极限值U相对应的常数速率增加(从流程图步骤23可以清楚在看到这一点)。然而，只有在一个业务单元到达时才更新存储池容量(计数器的值)，并且在该容量的基础之上来决定能否接受所询问的业务单元。
一旦接收到一个新业务单元(步骤21)时，通-断门在一个变量t1中存储当前时间(步骤22)。接着，通-断门更新存储池容量，即计算一个数量值[U×(t1-t2)+b]，把它与值B比较，从这两个值中为变量b选择较小的值。此外，通-断门更新变量t2的值(步骤23)。于是，通-断门检查变量b的值是否大于零(步骤24)。如果变量b的值大于零。则将变量pass赋值为真(T)，并且将计数器加1(步骤25a)。如果计数值b不大于零，则将变量pass赋值为假(F)(步骤25b)。最后(步骤26)，将返回变量pass的值，这意味着由该门给出一个是通过或是通-断的判定(当pass＝T时为前者，当pass＝F时为后者)。
根据本发明，对上述的管理方法的操作进行了修改，这样业务不仅可以积累令牌的“补贴”，还可以积累转发业务之前必需偿还的债务。那么，在实际操作中，这就意味着令牌的数目也可以是负数，即存储池的容量不仅有一个正极限(B)，还有一个负极限，该负极限用参考标记-D表示。因此这个极限是存储池计数器的最小值。
图3a图解了根据本发明的通-断门的操作。一旦到达一个新业务单元时(步骤31)，通-断门把当前时间存储到变量t1(步骤32)。接着，通-断门为该数量计算一个值[U×(t1-t2)+b]，把它与值B比较，从这两个值值中为变量b选择较小的值。此外，通-断门更新变量t2的值(步骤33)。接着，通-断门检查变量b(即存储池容量)的值是否大于零(步骤34)。如果变量b的值大于零，则将变量pass赋值为真(T)，并且将存储池计数器减1(步骤35b)。如果计数器值b不大于零，则将变量pass赋值为假(F)(步骤35a)。此后，检查计数器值b是否大于前面提到的预定的最小极限-D(步骤36)。如果计数器的值b大于最小极限-D，则计数器从值-D和b-1中选择较大的一个(步骤37)。接着，将在步骤38返回变量pass的值。如果在步骤36检测到计数器的值没有超过-D，则过程直接执行步骤38，在步骤35b中当变量pass为真(T)时，也直接转向步骤38。
这样，根据本发明，每拒收一个业务单元计数器就减一，直到达到下限-D(参照步骤37)。换句话说，通过被拒收的业务单元，即使在存储池为空时，也可更新计数器，此时业务流进入“负债”状态。无论何时只要计数器的值b的表达式-D≤b＜0为真，业务流就处于“负债范围”内。同样如图3a所示，为转发业务单元，计数器必须指示一个大于零的值。速率远大于令牌生成速率(U)的业务流处于稳定的“负债”状态，这意味着全部或至少大部分业务单元将被拒收。换句话说，通-断门以一种低通方式工作的。
图3b为一个通-断门的框图说明，该通-断门可以如图3a所示进行工作。通-断门的核心由一个决策单元DM构成，该单元包括一个输入端IN和输出端PASS和GAP(参照图4)。
通-断门还包括一个用于存储变量(t1，t2和b)的存储器M1，一个用于存储固定参数(U，B和-D)的存储器M2。除存储器以外，通-断门还包括一个计算设备CALC，一个时钟CLK，还可能有一个向桶中添加“令牌”的定时设备T(定时设备不是必备的，从图3a中可以清楚地看到这一点)。一个新业务单元到达时，决策单元DM控制时钟CLK，向存储器M1中存储当前时间，此后它控制计算设备CALC计算变量b的值并把它存储到存储器M1中。接着在决策单元内比较变量b。根据变量b是大于零或者大于-D，决策单元如上所述更新正确变量。结果是，根据业务单元通过与否，决策单元向输出端PASS或输出端GAP提供一个脉冲。
图3c图解了呼叫通-断方法的操作。当平均进入的业务(用水平轴表示)数量小于前面提到的最大值U时，不产生通-断(在一种理想情况下)。当所提供的业务的平均数量超过该值时，通-断门将拒收全部业务单元(把它们直接输出到输出端GAP)。用一条虚线表示理想情况，用一条实线表示实际情况。实际上，代表通-断门操作的特征曲线(实线)是一条理想情况下的分段式线性特征曲线(虚线)被平滑化之后的近似曲线。通-断门特征曲线的所具有的形状还取决于给定的固定参数D和B的值。
根据检查哪些变量以及选择什么角度进行检查，可以从不同的方面来说明泄露桶或令牌库原理。例如，可以不必使用令牌，而使用时间作为资源。因此，下面将叙述根据本发明的解决方法对其它相似的采用先前技术的管理机制所进行的修改。
图4表示连续状态的泄露桶机制的流程图，该机制与ATM专题的ATM用户-网络界面说明书，版本3.1的79页中叙述的机制相对应。在这种情况下，通-断门在它的存储器中存储下列参数-最新接受的业务单元的到达时间t2(起初与当前时间t1相同)，-IAT(内部到达时间)，它是通-断门极限U的相反值，以及计数器每接受一个业务单元时进行加一的(固定)加一单元，-计数器值b，它随业务速率增加。计数器以与极限值U相对应的速率减一，但只有在到达一个业务单元时才进行减一操作，-a，它是一个大体上与计数器值b相对应的辅助变量，-拒收极限L，它与计数器值相对应，如果超过了该拒收极限就会导致拒收业务单元。(计数器的最大值为L+IAT，它的最小值，除去短暂的置零阶段以外，为IAT。)一旦一个新业务单元到达时(步骤41)，通-断门把当前时间存储到变量t1中(步骤42)。接着，通-断门赋值辅助变量a＝b-(t1-t2)，即从计数器当前值中减去最近通过的业务单元消逝的时间后得到的值(步骤43)。接着，通-断门检查辅助变量b是否小于零(步骤44)。如果变量b的值小于零(即只有少量业务)，则将辅助变量置为零(步骤45b)，此后过程进行到步骤46b，其中计数器被赋值b＝a+IAT，将变量pass赋值为真(T)并且更新前面接受到的业务单元的到达时间。(步骤45b之后，计数器就得到值IAT)。
如果在步骤44检测到辅助变量小于零，将在步骤45a检测辅助变量是否大于特定上限L(即“桶”最终包含的累计“补贴”是否达到可以用来转发业务单元的程度)的值。如果辅助变量的值超过了L，那么表示与累积“补贴”相关的间隔太短(发生的频率太高)，此时在步骤46a将变量pass赋值为假(F)，并且过程执行步骤47，其中将返回变量pass的值。
如果在步骤45a检测到辅助变量a的值没有超过L(即与积累“补贴”相关的间隔不是太短)，过程执行步骤46b，更新计数器的值和前面接受的业务单元的到达时间，并且将变量pass赋值为真(T)。
在这种实施方式中，桶的内容(与计数器值b相对应的内容)以一个固定速率U漏出，另一方面每接受一个业务单元桶的内容就加一。为接受业务单元，计数器总要指示一个小于或等于L的值。
根据本发明的解决方法，对上述的实施方式加以修改，如图5所示，即在步骤46a之后增加一个步骤(图5中的步骤56a)。此外，在这种情况下，变量t2表示前一个业务单元的到达时间。操作如下，与图4中示例相对应的参照数目除依据图号以数字5开始以外。此处根本不需要辅助变量a。
一旦一个新业务单元到达时(步骤51)，通-断门把当前时间存储到变量t1中(步骤52)。接着，通-断门把计数器更新为值b＝b-(t1-t2)，即从计数器当前值中减去前一个业务单元消逝的时间后得到的值。此外，将t1的值赋给变量t2(步骤53)。接着，通-断门检查辅助变量b是否小于零(步骤54)。如果变量b的值小于零，则将计数器置为零(步骤55b)，此后过程进行到步骤56b，其中将计数器赋值为b＝b+IAT，将变量pass赋值为真(T)。
如果在步骤54检测到计数器的值不小零，将在步骤55a检测计数器的值是否大于特定上限L的值。如果计数器的值大于L，则在步骤56a将变量pass赋值为假(F)。此后，过程执行步骤57，计算值b+IAT，并且用b+IAT和H中较小的一个值来更新计数器的值，其中H是不允许计数器超过的预定的计数器上限(注意0＜L＜H)。更新计数器之后，过程继续执行步骤58，其中返回变量pass的值。
如果在步骤55a检测到计数器的值没有超过L，则过程执行步骤56b，如上所述更新计数器的值和接受的前一个业务单元的到达时间，并且将变量pass赋值为真(T)。
同样，在这种实施方式中，每拒收一个业务单元也连续执行更新计数器的操作。在这种情况下，连续执行更新，直到达到计数器上限H。这样，甚至被拒收的业务单元也能更新计数器，因此业务流就进入“负债”状态。这种情况下，“负债范围”指计数器读取b时L＜b≤H为真的范围。如图5所指出的，在可以转发业务单元之前，计数器读取必须恢复到至少极限L。
图5说明的操作同样可以使用如图3b所示的装置来实现。但是，在这种情况下，存储器M2存储不同(固定)参数(U，L和H)。
在上面的叙述中，对图4中说明的和前面提到的ATM专题的UNI(用户网络界面)说明书中已知的算法进行了修改。对在前面提到的说明书中叙述的与上面提出的连续状态泄露桶机制相同的有效时序排列算法可以进行相似的修改。图6是处理运行时钟时间的有效时序排列机制的一个流程图的图解。在这种情况下，通-断门在它的存储器中存储下列参数-TAT(理论到达时间)是与当前时间相比较的理论到达时间。因此，如果(具有速率U的业务流的)业务单元之间的间隔相等，TAT对应于下一个业务到来的时间。
-IAT(内部到达时间)，它表示通-断门极限U的相反值，以及计数器每接受一个业务单元时进行加一的加一单元，以及-拒收极限L。
一旦一个新的业务单元到达时(步骤61)，对应于当前时间更新变量t的值(步骤62)。接着，在步骤63检查TAT是否小于所述时间。如果TAT小于所述时间，则用值t更新变量TAT(步骤64b)，此后过程执行步骤65b，通过把常量IAT加到先前的值上计算出一个新的TAT。此外，将变量pass赋值为真(T)。
如果在步骤63检测到变量TAT的值不小于对应于业务单元到达时间的时间，则过程执行步骤64a，检测TAT的值是否大于t+L(即业务单元究竟是否在时刻TAT-L之前到达)。如果是在时刻TAT-L之前到达，则在步骤65a将变量pass赋值为假(F)。如果不是在时刻TAT-L之前到达，则过程顺序执行步骤65b，把常量IAT加到先前的值上来计算出一个新TAT。此外，将变量pass赋值为真(T)。从步骤65a到65b，过程执行到最终的步骤(步骤66)，返回变量pass的值。
因此，在上述的机制中，所计算的TAT对应于先前例子中的计数器的值，也就是每个业务单元到达时指示“存储池容量”的值。于是，在这种情况下，“计数器”没有上限(随时间的延续)。可以看到，上面的方法比较相似术语(L/IAT)在某种程度上对应于存储池容量B，术语(H-L)/IAT在某种程度上对应于D。
象上面那样，根据本发明对低通滤波器的修改是通过向拒收分支加入一个额外步骤65c(图7a)来实现的，在此步骤中将更新变量TAT的值，使所更新的值与TAT+IAT和t+H中较小的一个相等。在这种情况下，拒收分支中对变量TAT的更新以与接受分支中相同的方式继续进行(步骤75b)，但是对于TAT，t+H是所接受的最高值。如遇业务过多，这个例子中的“负债范围”是由被拒收的业务单元移动TAT使之远离被拒收的业务单元，但相对于当前时间距离不超过H来生成的，而不是完全移动被拒收的业务单元。
根据图6和图7a的例子，理论到达时间TAT是依据业务密度变化的量。相对于大于极限的业务密度，小于极限(U)的业务密度会导致TAT值的一个相对较小的增加。
图7a中图解的操作也可以使用例如图7b中图解的设备来实现，该设备基本与图3b中的设备相对应。一旦一个新业务单元到达时，决策单元DM控制时钟CLK把当前时间存储到存储器M1，之后逐一比较变量t和TAT的值(并且如果有必要的话也比较变量t+L和TAT的值)。接着，DM根据图7a用一个新值更新理论到达时间，并且根据是否接受业务单元，向输出端PASS或输出端GAP提供一个脉冲。
选择多大的“负债范围”取决于通-断门所需的理想特性。“负债范围”越大(即D或H越高)，则业务流的负债越大，并且所能接受的业务单元的数目越小。这一点通过图3C来表示“负债范围”越大，则门特征曲线中极限U处的跃迁越陡峭。另一方面，“负债范围”越大，则门响应业务速率中的急剧变化所花费的时间就越长，其中该变化是速率从一个非常高的值到一个小于U的值。例如，当每秒U＝10个令牌，每秒D＝20个令牌并且每秒r＝100单元时，在r突然降为每秒r＝5个信元之后，门将用4秒来退出20个令牌的“负债”。只有在这之后，门才能接受到达的业务单元。最好极限(L，-D，H)以及它们之间的距离都是整数。“经验法则”是指负债范围的大小和存储池容量之间的关系也应该是整数。一种有利的特别情况是负债范围与存储池容量的大小相等。
本发明的方法同样也可以使用例如一个采用FIFO(先进先出)原则的缓冲区来实现。在图8中对这种实现方法加以说明。业务单元，例如信元按它们到达的顺序，以队列形式存储在一个缓冲区81中。当该队列不为空时，以速率U(每秒业务单元)从缓冲区的头部读出业务速率。如果到达的平均速率大于U，队列中业务单元的数目将增加。队列已满时到达的业务单元将被拒收。
业务流可以被应用到例如一个触发器框84，它为每一个进入的业务单元产生一个脉冲。该缓冲区具有一个计数器83，它包含与来自触发器框的业务速率相对应的信息，并且通过脉冲连续地计算缓冲区中的空闲空间。每进入队列一个业务单元就将计数器减一，并且每个由服务器82从队列中读出的业务单元将计数器加一。如果队列满，被拒收的业务单元将计数器读数减一，直到极限-D(这里D是一个正整数)。如果计数器的值小于零，将不再从缓冲区中读出业务单元，但计数器的值将以速率U加一。
本发明方法中所用的参数值是在信源类型的基础上进行选择的。(如果不知道类型，将给出一个默认类型。)让我们假定信源的速率r为常数并且恰好与极限U相对应。这意味着存储池容量保持不变，例如为零。如果信源速率在一小段时间中变得大于U并接着降回U，则在相反方向上只要发生小的变化业务流就处于固定的负债中。在稳定速率信源的情况下，最好赋与存储池一个正的初始容量并把极限U设得略微大一些，例如比连接建立阶段源所要求的速率大百分之一个单位。
根据本发明的滤波器(通-断门)同样可以与一个传统的滤波器一起使用，在正常业务情况下，使用传统滤波器，但在超载情况则进行一个转换，以使用本发明的低通过滤波器。
同样可以使用该滤波器，根据要转发的信元的优先权将它们表示为例如两类。例如，这可以通过在一个CLP位(信元损失优先权)的帮助下实现该点。只有低优先权的信元被滤除，但高优先权的信元则根本不被滤除。可选择的是，从滤波器的角度来看高优先权的信元可以被看做是透明的，换句话说，它们根本不被计数，高优先权业务对低优先权的业务不产生影响。
尽管参照附图描述了本发明，但是本发明并不局限于此，可以在上述的发明思想和所附加的权利要求书的范围内，对其进行修改。例如在该实施方式中，连续计算一个新的理论到达时间，但是也可以采用其它任何线形增长的数量代替时间。但是出于简单的目的，附加的权利要求书(权利要求4)采用的是时间。
权利要求
1.一种方法，用于在一个转发业务单元的通信系统中的业务控制，该方法包括步骤保持业务单元的一个连续变化的数量，在任何时间由该数量的值确定是否能够接受一个单独的业务单元以将其转发，接受业务单元后，改变所述的数量的值，目的是小于特定的预定值的业务密度在第一个方向改变该数量的值，但是不超过一个预定的第一个极限，并且大于所述的预定的值的业务密度在第二个方向上改变该值，并且当该数量的值在所述的第二个方向达到了一个特定的预定第二个极限时，开始拒收业务单元，特征在于在所述的第二个方向上被拒收的业务单元也改变该数量的值，但是不大于一个特定的预定的第三个极限(-D，H)，并且当该数量的值在第二个和第三个极限之间时，在接受业务单元之前，在所述的第一个方向必须再次改变该值，直到至少所述的第二个极限。
2.在权利要求1中要求的方法，特征在于选择第三个极限与第二个极限之间的距离，使它等于一个整数。
3.在权利要求1中要求的方法，特征在于选择第三个极限与第二个极限之间的距离，以基本上等于第一个极限与第二个极限之间的距离。
4.一种方法，用于在一个转发业务单元的通信系统中业务控制，该方法包括步骤为下一个到达的业务单元计算一个理论的到达时间(TAT)，因此到来的业务单元的实际到达时间确定是否能够转发一个单独的业务单元，通过接受的业务单元改变该理论上的到达时间(TAT)，目的是一个小于一个特定的预定值的业务密度改变该理论到达时间小于一个业务密度大于所述的预定值，并且在TAT之前的一个特定的预定时间范围内(TAT-L)拒收一个到达的业务单元，特征在于被拒收的业务单元也被用于改变该理论到达时间(TAT)，但是不大于一个特定的预定极限(时间+H)。
5.一个滤波器，用于在一个转发业务单元，例如信元，的通信系统中限定业务，该滤波器包括用于保持连续变化数量的设备(CACL，M1)，在任何时间该连续变化的数量的值确定是否能够接受一个单独的业务单元以将其转发，用于在接受的业务单元改变所述的数量的值的设备(DM，M1)，这样小于一个特定的预定的值的一个业务密度在第一个方向上改变该数量的值，但是不大于一个预定的第一个极限，并且大于所述的预定值的业务密度在第二个方向上也改变数量的值，和当该数量的值在所述的第二个方向上达到并超过一个特定的预定的第二个极限时，拒绝接受业务单元的设备(DM)，特征在于它进一步还包括用于被拒收的业务单元在所述的第二个方向上改变该数量的值的设备(DM，M1)，但是不大于一个特定的预定的第三个极限(-D，H)。
6.一个滤波器，用于在一个转发业务单元，例如信元，的通信系统中限定业务，该滤波器包括计算设备(CACL)，用于为下一个到达的业务单元计算理论上的到达时间(TAT)，比较设备(DM)，用于将要到达的业务单元的实际到达时间与计算的理论上的到达时间和与其相关的时间相比较，并且决策设备(DM)，响应于比较设备用于确定是否能够接受一个单独的业务单元以进行转发，特征在于计算设备适应于在被拒收的业务单元也改变理论的到达时间(TAT)，但是不大于一个特定的预定极限。
全文摘要
本发明涉及在转发业务单元的通信系统中进行业务控制的一种方法。该方法包括如下步骤:(a)保持一个连续的变化数量,来决定是否能够接受一个单独的业务单元;(b)改变所述数量的值,以便使小于一个特定的预定值的业务密度在第一个方向上改变数量的值,但不超过预定第一极限,并且大于所述预定值的业务密度在第二个方向改变该值,以及(c)在所述第二方向上,当数量的值达到一个特定的预定第二极限时,开始拒收业务单元。为节省网络带宽,在所述第二方向上所拒收的业务单元也改变该数量的值,但不超过特定的预定第三极限(－D,－H),并且当数量的值位于第二和第三极限之间时,在业务单元被接受之前,必须在所述第一方向上再次改变该值直到至少达到所述第二极限。
文档编号H04L12/54GK1203715SQ96198787
公开日1998年12月30日 申请日期1996年11月8日 优先权日1995年11月9日
发明者菲利普·金兹布尔格, 汤姆·海伦尼尔斯 申请人:诺基亚电信公司