CN1593040A - 共享媒体中的动态业务管理 - Google Patents

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叶海亚·埃尔卡查
苏里亚·库马尔·科瓦里
拉姆吉·拉加万
查尔姆W·博伊尔
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Abstract

本发明公开了一种用于管理在共享媒体(例如，SONET环)上的动态业务的方法，其使用与连接到媒体的站进行通信的中央仲裁器。每一个站请求改变用于在该站进入媒体的动态业务的带宽，也执行与它的改变带宽的请求一致的避免拥塞算法。中央仲裁器响应来自站的请求，提供在共享媒体上可用的带宽的公平分配。

Description

共享媒体中的动态业务管理
技术领域
本发明涉及共享媒体中的动态业务管理。
发明背景
各种各样的网络结构被用来传送数据。最流行的网络可能是以太网(Ethernet)。Ethernet是一种使用带有检测冲突的载波侦听媒体存取(CSMA/CD)协议的总线技术。连接到总线的每一个站在开始分组传输之前侦听媒体。如果在传输期间检测到冲突，发射站立即停止传输，并且发射一个简短的干扰信号以向所有的站指出已经发射了冲突。然后，在再次使用CSMA发射之前，它等待一随机时间。
在Ethernet总线上没有显示带宽管理。每一个站独立地决定进行发射，并且进行在始发于该站的流上的局域业务管理。因此，这种方案不需要提供对共享总线的所有流进行有效的业务管理。
另一种结构是使用令牌总线。令牌总线的媒体访问协议类似于下面将要介绍的IEEE 802.5令牌环。
DQDB(分布排列双总线)是一种被标准IEEE 802.6中的IEEE接受的技术，用于城域网(MAN)。DQDB使用双总线，每一个站连接到两条总线。帧发生器位于每一个总线的末端，生成空时隙帧。各个站可以从任何总线中读出数据，且可以对任何总线的数据进行“OR”操作。DQDB媒体访问(队列仲裁)机制提供了如下的访问方法：
-每一个时隙具有一个忙(B)比特和请求(R)比特
-当站想要将数据放在一总线上时，其在另一总线上将R比特设置在经过的时隙上。(这是提醒上行站，已经发生请求。)
-每一个站维持一个请求计数器(RC)，该请求计数器在每一次带有R比特设置的时隙通过时递增1，并且在每一次空时隙通过另一个总线时递减1
-当RC到达0时，站可以使用在另一个总线上的下一个空(B没有设置)时隙。
然而，这种访问机制可以是不公平的。在总线末端附近的站主要地限制了一总线的容量。在中心附近的站可更多的访问两总线，因此对它们有更多的可用容量，且平均而言具有更短的传输通路。在总线头端附近的站倾向于更高地访问空时隙。
另一种结构使用IEEE 802.5令牌环标准。每一个令牌环网络，其为4或16Mb/s环，由连接到环的每一个站共享。各站通过获得允许来访问令牌环以发送数据。当站接收到称为“令牌”的特殊消息时，允许得到授权。发射站捕获令牌，将其改变成“帧”，将数据嵌入到帧信息字段，并且发射它。如果该帧寻址到其它的站，则它们接收数据。包括那些接收数据的所有站重新广播该帧，使得它返回到始发站。站从环中剥去数据，且发出一个新的令牌，供带有数据的下一个下行站使用来进行发射。此外，令牌环具有8个可用的优先级，以对发射进行分级。当站有要发送的紧急信息时，其预约高的优先级。当用预约请求使令牌可用时，其变成“优先令牌”。只有带有优先请求的站可以使用令牌。其它的站将等待，直到正常的(非优先)令牌变成可用。
光纤分布式数据接口(FDDI)是一种用于高速环形网的标准。象IEEE 802.5标准一样，FDDI采用令牌环算法。然而，FDDI令牌管理方案对于大量的环尤其有效，因而提供了更好的环应用(ringutilization)。FDDI和IEEE令牌环之间的另一个不同在于容量分配领域。FDDI提供了对流和脉冲业务的混合的支持。其定义了两种业务类型：同步和异步。每一个站的同步部分由协议来保证。每一站使用了在同步部分之外的剩余带宽来发射异步业务。然而，没有一种内在的机制来在各站之间公平地分配异步部分。即使给每一个节点以发射业务的机会，为异步业务的通过“发射”机会的环的分配也不必以公平方式进行。这是部分因为每一个节点独立地决定：在发送它的同步部分之后，发送可用的异步部分。类似地，通过在每一个节点采取的“独立”决定的设置，提供在环上的不同业务，因此，在环状级，以相同的方式来分配整个带宽。
实际使用的最通用的环形结构可能是SONET/SDH(同步光纤网络/同步数字序列)结构。在美国专利5,335,223中提供了关于SONET/SDH的具体背景技术。根据SONET标准的通信使用一种环形结构，其中，通过光纤链路连接各个节点，从而形成一个环。SONET环通常具有多个节点，每一个节点包括加入/撤出(add/drop)乘法器(ADM)。每一个节点通过光纤通路连接到两个相邻的节点。在一系列同步固定长度数据帧中，通信在环上传送。SONET没有在环上进行动态管理带宽的内在机制。这些标准定义了在环上静态提供资源的机制，也就是，将在SONET帧中的加入/撤出列分配给每一个节点。然而，SONET标准没有说明在没有关闭环上的业务的情况下，动态地加入或撤出列。
发明内容
总的来说，本发明提供了一种用于在共享媒体上(例如，SONET环上)管理动态业务的方法。该方法可以使用中央仲裁器，该仲裁器与连接到媒体上的各个站进行通信。每一个站对于进入该站媒体上的动态业务，请求改变带宽，并且执行与它的改变带宽的请求相应的避免拥塞算法。中央仲裁器响应来自各站的请求，对在共享媒体上的可用带宽进行公平分配。
概括地说，一方面，本发明是一种管理共享媒体上的通信的方法，共享媒体具有由多个信道共享的通信容量。各通信信道被允许在共享媒体上通信，并且每一个信道被分配给一个优选权。对于每一个通信信道，维持数据速率分配，从而用于各信道的数据速率分配的组合不超过共享媒体的通信容量。根据用于每一个通信信道的数据速率分配，通过共享媒体传送通信信道的数据。对于每一个通信信道，包括根据分配给通信信道的数据速率来以限定的速率在共享媒体上接收数据和发射接收的数据。维持用于通信信道的数据速率分配包括：监视在每一个通信信道上的通信，并且利用监视的通信产生请求以改变为各个通信信道的数据速率分配。请求为每一个通信信道改变数据速率分配包括：请求为信道增加分配的数据速率，和请求为信道降低分配的数据速率。利用接收到的请求反复地重新计算数据速率分配。
该方法可以包括一个或多个下面的特征。
重新计算数据速率分配包括：为通信信道的每一个优先权，确定共享媒体的共享通信容量；根据分配的共享优先权，为在每一个优先权上的通信信道修改数据速率分配；并且对于每一个优先权，根据所述请求和分配的共享优先权，处理在该优先权上的通信信道的增加数据速率分配的请求。
为每一个通信信道的数据速率分配包括确认的(committed)数据速率和分配的数据速率。维持分配的数据速率等于或超过确认的数据速率。在重新计算数据速率分配中，确定超过共享媒体的通信容量的总的共享超过量，该总的共享超过量超过各通信信道的总的确认的数据速率。
重新计算数据速率进一步包括：为每一个优先权上的通信信道修改数据速率分配；生成未分配容量的池；且，处理在该优先权上的通信信道的增加数据速率分配的请求包括将未分配的容量的池应用到所述信道上。
处理在每一个优先权上的通信信道的增加数据速率分配的请求进一步包括：降低在相同优先权上的另一个通信信道的数据速率，并且将所述数据速率的降低应用到所述增加的请求上。
重新计算数据速率分配包括：部分地根据各个通信信道的过去的数据速率分配来对在每一个优先权上的通信信道进行排序，并且降低在相同优先权上的另一个通信信道的数据速率包括根据所述部分排序来选择另一个通信信道。
为每一个通信信道监视数据速率包括：监视在共享媒体上的挂起传输的每一个信道的接收的数据队列大小，并且利用监视的队列大小来产生改变所述信道的数据速率分配的请求。
为各个通信信道传送数据进一步包括：应用随机早期撤出(RED)方法，其中，当各个通信信道的数据速率超过它们的分配的数据速率时，丢弃接收的数据。
共享通信媒体的共享通信容量包括在SONET网络上的容量，和在SONET网络的相应节点上进入SONET网络的通信信道。
为各个通信信道维持数据速率分配包括；维持将一系列的数据帧中的每一帧的部分分配给每一个通信信道。
为各个通信信道修改数据速率分配包括：对将一系列的数据帧中的每一帧的部分分配给每一个通信信道进行修改。
通过SONET环将来自各节点的请求传送给仲裁节点，且通过SONET环将来自仲裁节点的分配传送给另外的节点。
为各个通信信道维持分配的数据速率包括：确定在可用于各个通信信道的SONET网络上传送的一系列帧的每一帧的总量。
确定一系列帧的每一帧的总量包括：确定分配给固定速率通信信道的每一个帧的总量。
概括地说，另一个方面，本发明是一种通信系统。该系统包括具有通信容量的共享媒体，和连接到共享媒体的多个通信节点，共享媒体被配置以通过共享媒体在各节点之间为多个通信信道送数据。该系统也包括仲裁器，其连接到各通信节点且被配置来为每一个通信信道维持数据速率分配，使得如果共享媒体将所述数据速率分配传送给通信节点，信道的数据速率分配的组合不超过通信容量。每一个通信节点被配置以为一个或多个通信信道接收数据，并且根据用于那些通信信道的数据速率分配来通过共享媒体传送数据。每一个节点被进一步配置来传送请求，以根据监视每一个通信信道上的通信来改变各个通信信道的数据速率分配。仲裁器被配置以为多个优先权中的每一个确定共享的通信容量，且根据为每一个优先权确定的共享来维持数据速率分配和维持改变从通信节点传来的数据速率分配的请求。
共享媒体可包括SONET通信系统，并且仲裁器被配置以维持将每一个SONET帧的部分分配到每一个通信信道。
本发明的一个优点是，根据多个通信信道的时间变化要求，以分配在不同的信道优先权之中和之内的容量的方式来分配共享的通信容量的共享。该方法可以应用到SONET网络，从而提供一种公平机制来容纳在SONET结构的标准同步帧内的脉冲通信信道。
从下面的说明和权利要求书中可清楚地看到本发明的其它特征和优点。
附图简要说明
图1是SONET环的框图，其中，仲裁器为在环的共享信道上传送的动态信道分配带宽；
图2是说明在仲裁器处维持的信道数据的各组件的方框图；
图3是说明将动态信道分配到共享信道的链路带宽的框图；
图4是SONET环上的节点的方框图；
图5是说明用在节点处的存储队列数据交互作用队列管理器和带宽管理器的方框图；
图6是说明中央仲裁器执行的步骤以在不同动态信道中分配带宽的流程图；
图7是带宽分配的第一阶段的流程图，其中，带宽被分配在不同优先权中；
图8是说明带宽分配的第二阶段的步骤的伪代码，其中，特定信道接收增加的分配带宽；
图9a-b是说明为相对于用于那些优先权的公平共享带宽的特定优先权的分配的框图；
图10是说明各信道处于四个优先权中的一个例子的框图；
图11是说明为图10中的说明的例子确定不同优先权的最小阈值带宽增量的步骤的框图；
图12是说明在不同优先权和从未使用的池到不同优先权重新分配带宽的框图；
图13是说明形成用于在“剥离(ripping)”过程中信道增加的带宽池的步骤的框图；
图14是说明用于在各个例子中的不同优先权的带宽分配的框图；
图15是说明从未使用的带宽池中分配带宽和通过抢占其它信道的带宽分配以满足特定信道的带宽增加请求的步骤的框图；
图16是说明用于根据信道的历史带宽分配来确定每一个信道的二进制索引(bin index)的滞后过程的框图。
具体实施方式：
参见图1，通信系统包括多个节点120，121，它们利用有限容量的共享通信媒体来在相互之间传送数据。在使用公共池通信容量的一对节点之间通信中共享媒体，该公共池通信容量也被用于在其它对节点之间通信。(在下面的讨论中，术语“带宽”通常与“通信容量”或“通信速率”交互使用，反映了一个特点，宽带通信系统中较高的通信速率通常要求较大的带宽。)根据本发明的共享媒体的管理阐述了分配共享媒体以通过共享媒体竞争或者潜在地冲突。在下面介绍的实施例中，共享媒体对通过媒体传送的所有通信信道的总数据速率有限制。这种限制可以是在直接控制管理过程外的时间变化，以在有限数据速率内分配容量。应当理解，在另一个实施例中，共享媒体不必具有对总统信速率的时间变化限制。而且，在另一个实施例中，共享媒体不必被共享，使得在节点之间的所有通信使用相同的容量池，例如，一对节点之间的通信潜在地与部分其它对节点之间的通信冲突。
根据本发明，共享通信容量被以时间变化方式分配到在各对节点之间传送的通信信道，使得在不同的时间，任何被分配给共享媒体的特定通信信道具有分配给它的不同数据速率。这些通信信道被称为“动态”信道，以反映它们的不必一定具有数据容量的恒定要求的特征(例如，具有“脉冲”特性)，结果是，它们被管理成不必要具有为在共享媒体上的、它们的业务分配的恒定数据速率。
参见图1，在第一实施例中，根据本发明分配了在SONET环110上的通信容量。保留了(reserve)容量的一部分以在节点之间传送多个动态信道。即，SONET环110的数据容量的一部分是“共享媒体”，其被根据本发明进行管理。在节点120之间通信的动态信道数目可以在新的信道被确认和除去时发生变化。总的来说，确认的信道具有动态的时变数据速率要求，且被根据时变数据速率要求来分配时变带宽，同时满足共享容量媒体的带宽限制以及多个优先权和“公平”准则。
在SONET环110上的通信以大约每秒8000帧的速率来传送一系列固定长度的帧。每一个帧被看作具有9行的阵列的字节，每一行有相同的列数。列的总数取决于SONET环的整个通信速率。例如，在OC-1链路上，每一帧有90列。在这个实施例中，共享媒体的共享通信容量对应可用于动态信道的每一个SONET帧的多个列数。每一个SONET帧的其它列包括用于系统开销通信和用于具有固定通信速率的通信信道的列数，这样的通信信道通常称为TDM(时分复用)信道，以反映它们接收SONET通信容量的规则周期部分。
中央仲裁器170协调共享容量的时变分配和动态信道。这个仲裁器在SONET环110上的仲裁节点121。其它节点120向仲裁器170请求以改变动态信道的带宽分配。这些请求通常用于在请求节点处进入环的动态信道。仲裁器170处理带宽请求，并且将与每一个动态信道相关的带宽分配结果告知节点120。如下面的详述，除了请求为不同的动态信道改变带宽分配之外，每一个节点也执行与它的对带宽分配的请求一致的避免拥塞方法。这种避免拥塞方法利用用于带宽分配的数据的随机撤出，动态信道具有超过特定阈值的平均队列长度。
代表性的节点C 120具有在该节点进入环的多个入站信道142，和在该节点“撤出”或者从环中退出的多个出站动态信道146。每一个其它节点120类似地具有传送被加入环或者从环撤出的入站和出站动态信道。在这个实施例中，节点121、仲裁器节点可选地包括在非仲裁器节点120的功能，如果是这样，使仲裁器170的内部请求与它的入站信道的容量分配相关。应当理解，每一个入站和出站动态信道142、146不必对应各自的物理链路。例如，可以在连接到节点的一个或多个物理链路上以公知的方式多路复用入站和出站动态信道。
如上所述，从节点到节点在环110上传送的每一个同步SONET帧的一部分被保留给动态信道。该部分称为每一帧的“动态部分”。在题为“在SONET环上传输同步和脉冲(bursty)数据”的美国专利09/536,416(下文称为第一申请)中可以看到关于用于动态数据的SONET帧的部分的详细使用，该申请在此被通过引用结合到本文中。在这个实施例中，动态部分的带宽可以随时间变化，例如，更多或更少的带宽被分配给也在SONET环上传送的TDM信道。在第一申请以及在题为“在同步帧中可变的TDM信道传输”的美国专利09/858,019(下文中称为第二申请)中详细地介绍了TDM信道的运行和管理，第二申请在此被通过引用结合到本文中。
动态信道管理涉及到：规定(provisioning)信道，其包括允许(生成)和结束到共享信道的信道；和确认的信道的带宽管理，其包括到确认的信道的共享信道内的带宽分配和解除分配。参见图1，仲裁器节点121包括CAC(连接允许控制)模块180，其负责生成和终止动态信道。CAC模块180在仲裁器节点处维持存储在信道数据175中的数据，其反映动态信道的固定特征。当代表性节点C 120发起创建新的入站动态信道142时，其进行信道请求，该请求发送到CAC模块180。在这个实施例中，节点C 120利用带外(OAM&P)信道链路节点C 120和仲裁器节点121将信道请求160发送到仲裁器节点121。在仲裁器节点121，CAC模块180接收到信道请求，如果它确认请求的信道，则它根据请求来更新信道数据。
参见图2，CAC模块180维持在信道数据175中的规定映象210，信道数据包括关于确认的动态信道的信息。CAC模块180接收信道请求160，每一个信道请求160包括关于请求的信道的信息，诸如它的始发节点、目的节点或多个节点、请求的带宽(数据速率)，希望的脉冲数据速率、和优先权。响应该请求，CAC模块180为动态信道生成规定的记录220。每一个规定记录220包括多个数据字段，它们通常在动态信道激活时不改变。规定记录包括CIR(确认的信息速率)230，其为被确保可用于动态信道的每一个SONET帧的多个列。该记录也包括BR(脉冲速率)232，其为当动态信道的数据速率要求高时，例如在脉冲期间，仲裁器170作出的可用于该动态信道的每一个帧的最大列数。注意，BR 232包括由CIR 230指示的确认数量，因此，BR大于或等于CIR。每一个规定记录也包括优先权234。不同的动态信道具有不同优先权。下面介绍的管理方法阐述了在不同优先权之间的带宽分配和将带宽分配给在任何特定优先权内的不同动态信道。规定记录220也包括规定标志236。在下面的介绍中，假设动态信道具有这个标志设置。清除规定标志236允许规定记录退出动态信道，但是仲裁器170不会将任何容量分配给它。例如，在延长的时间中处于空闲的动态信道可以清除它的规定标志，从而允许其它信道使用的它的确认的速率。用于动态信道的规定记录220也包括FCA(公平容量分配)238，其为从CIR到BR范围内的数量，被用于在某些时间内可以用来在处于相同优先权上的不同动态信道中以公平方式分配容量。在每一个动态信到规定事件中(例如，作为增加或删除动态信道的结果)，可以选择地更新每一个动态信道的FCA。
规定映象210也包括：动态带宽(DBW)222，其为可以分配给动态信道的SONET帧(共享带宽)的总列数；权重223，由仲裁器170使用来在不同优先权中分配带宽；二进制(BIN)阈值224，其被仲裁器170使用来根据它们的过去带宽分配以给定的优先权对动态信道进行分类；和max_preempt 225和preempt_capable 226，它们是被仲裁器使用来以不同优先权在动态信道中重新分配带宽的参数。
再次参见图1，当代表性的节点C 120做出为动态信道请求增加或降低分配的带宽时，它将带宽请求164传送到在仲裁器节点121的仲裁器170。带宽请求164可以是增加或降低一个或多个信道的带宽的请求。在这个实施例中，在环上传送的每一SONET帧的部分被保留给带宽请求164，而在该部分中，一比特标志被保留用于每一个动态信道。一比特标志对请求进行编码以增加或降低为相应动态信道的分配。因此，在这个实施例中，不为“不改变”的请求进行编码。带宽请求164对应用于相应动态信道的一比特标志。通常对于在不同节点中的每一个处进入环的信道，当帧在环上传送时，不同节点120在帧内设置不同的带宽请求，然后，仲裁器170在它接收的每一个帧中接收多个带宽请求164。
当处理在一个或多个帧中接收的带宽请求之后，仲裁器170将带宽授权166发送到各节点。在这个实施例中，每一个SONET帧的部分被保留给带宽授权。带宽授权166识别被分配给每一个动态信道的哪些SONET列。当携带动态授权的SONET帧通过环上时，每一个节点120接收带宽授权166，每一个节点注意动态信道的分配的任何改变，并且继续处理在该节点上进入或离开环的动态信道的流程。请求改变信道分配的节点C 120在响应至少等于在环上传送帧的传播时间的延迟之后，将接受任何授权。首先，带宽请求必须从节点传送到仲裁器，然后，仲裁器必须处理该请求，然后，必须通过环的剩余部分将授权传送回到请求节点。
再次参见图2，仲裁器170使用规定映象210中的信息来维持结果映象240。结果映象240包括用于每一个动态信道的结果记录250。根据其接收到的带宽请求164，仲裁器170更新结果记录250，并且形成反映在结果映象中的数据的带宽授权166。用于每一个动态信道的结果记录250包括多个字段。CCA(当前容量分配)226是分配给动态信道的当前分配的列数。CCA 262被限制为至少等于CIR 230，并且不大于该信道的BR 232。在下面的介绍中，将CIR和CCA之间的差别定义为CBA，即当前脉冲分配。二进制264是在1到B范围内的整数，反映了动态信道的过去通信要求。如下面更加详细的介绍，最近增加了带宽分配的信道通常将比最近进行了降低的信道高的二进制索引。具有较低的二进制索引的信道以相同的优先权在具有较高的二进制索引的信道上接收一些优先选择(preference)。
每一个动态信道也具有INCR 266和DECR 268值。这些值是分配和解除分配请求被缩放的列数。即，动态信道的带宽请求被仲裁器170解释为INCR对该信道的列数的增加的请求，而信道的解除分配带宽的请求被解释为DECR对该信道的列数解除分配的请求。INCR和DECR通常是依赖于信道的。CAC模块180为每一个动态信道设置INCR 266和DECR 268值。可选地，CAC模块180可以在以后修改这些值。根据仿真和实验室经验，信道的INCR和DECR优选地被设置为信道的BR和CIR之间范围内的5-10％。INCR和DECR的选择反映了整个分配方案的时间动态。INCR和DECR的特定选择意指它足够大以提供动态信到要求的、对数据速率的改变相对迅速的响应。而且，将INCR和DECR选得足够小，使得通过允许带宽分配迅速改变，分配的带宽的改变不会负面地与较高等级的流量控制机制相互影响，较高等级的流量控制机制如基于TCP的流量控制。
图3说明共享媒体的总的动态带宽的两个视图，识别出该带宽的大小在时间上的变化。整个带宽表示为DBW(动态带宽)。图3的部分311-332的上面的部分示出了对n个动态信道的带宽分配。在图3的上部分中，为每一个信道的分配被说明为连续的部分。例如，用邻近CBA1 312的CIR1 311来说明CCA1。CCAi的总和被表示为CCATOT，即对激活的动态信道的总的当前分配。通常，可能有一些未使用的动态带宽340(DBW-CCATOT)，尽管仲裁器尽力将所有的动态带宽分配给激活的信道。
参见图3的下面部分，分配给信道的带宽被说明为两个部分。用于激活信道(CIR1 311，CIR2 321，...，CIRn 331)的确认速率被组成总的确认分配362，其被表示为CIRTOT。脉冲分配(CBA1 312，CBA2 322，...，CBAn 332)的确认速率被组成总的脉冲分配364，其被表示为CBATOT。如下面的详细介绍，为激活动态信道确保它们的CIR带宽。因此，仲裁器170努力根据对几个动态信道的分配的或解除分配的带宽的请求，以公平方式确定CBAi，同时维持确认的速率。
参见图4，每一个节点120包括多个相互关连的模块。多路复用器410通过SONET环110的链路122接收数据，为出站动态信道144抽出(撤出)数据，并且为入站动态信道142将数据加到SONET环110的出站链路122上。带宽管理器440从仲裁器170接收包括带宽授权166的控制信息。利用此控制信息，带宽管理器44通知多路复用器410：SONET帧的哪些列与在该节点上加入或撤出的入站信道和出站动态信道相关。队列管理器420管理用于每一个入站动态信道的队列42，且将队列长度信息提供给带宽管理器440。拥塞管理器430从校正器(policer)450接收数据，且根据带宽管理器440提供给它的与队列长度相关的参数来执行随机早期撤出(RED)方法来避免拥塞(将在下面进行详细介绍)。校正器450接收用于入站动态信道的数据，且执行双漏斗方法(dual leaky bucket approach)来校正信道的接入业务以不超过它们各自的BR。以大于BR的速率到达的分组被撤出。校正器450通过在分组头部中设置一个比特，将以CIR和BR之间的速率到达的每一个分组标记为“可撤出的”。以小于或等于CIR的速率到达的分组被发送，因为它们没有设置“可撤出的”比特。如下所述，拥塞管理器430使用可撤出的比特信息来强制进行拥塞管理。在每一个节点120处，拥塞管理器430从校正器450接收数据。队列管理器420从拥塞管理器430接收入站数据，且为每一信道排列队列422中的数据。队列管理器420以对应所述信道的分配的速率从每一个信道中将数据解除出队列。也就是，以对应为所述动态信道分配的SONET列的数目的速率将数据解除出队列。队列管理器420将用于每一个队列的瞬时队列长度通知给带宽管理器440。带宽管理器440为每一个信道计算队列长度的时间平均值(即，平滑后的值)，且根据这些平均的队列长度来确定其发送给仲裁器的带宽请求。在这个实施例中，带宽管理器440每t个时间单位对实际的队列长度进行采样，且根据average[n+1]＝(1-w)*average[n-1]+w*length[n]来计算平均值，式中，w是新的采样长度的权重，n是多个更新值的计数。为了容易实现，这样选择w，其可从2的乘幂中导出。W的值是可以编程的。在这个实施例中，w＝0.005＝1/256+1/512＝2-9+2-10，且1-w＝0.995＝1-1/256-1/512＝20-2-9-2-10。因此，可以用移位运算来实现平均值计算。在这个实施例中，在0.1到1.0毫秒之间的范围内t选择。t和w的这些值产生带有大约0.2-2秒的平均时间常数的衰减平均值。
参见图5，用对齐的时间轴示出与在节点处的一个入站动态信道相关的三条曲线图。这些图线说明了在节点处的队列管理器420和带宽管理器440(图4)的运行。该图中的顶部图线示出了用于与动态信道相关的队列422的典型的瞬间队列长度540。中间的图线说明了用于所述信道的相应平均队列长度422。图中的下面图线说明用于由仲裁器170授权并且发送到节点的动态信道的分配的带宽CCA 262。带宽管理器440从队列管理器420接收队列长度540，根据上面介绍的平均值公式计算时间平均队列长度542。当平均队列长度超过可配置的阈值ALLOCHTH 520时，带宽管理器440在每一帧中将带宽请求164发送到仲裁器170，以增加用于该动态信道的带宽分配。当平均队列长度低于ALLOCTH时，带宽管理器440将带宽请求164发送到仲裁器170，以降低用于信道的带宽分配。图5中，从t1至t6的时间周期对应一个周期，其中，平均带宽超过ALLOCTH且带宽管理器440请求增加信道的分配。在时间t6之后，当平均队列长度再次低于ALLOCTH时，带宽管理器440请求对用于信道的带宽进行解除分配(降低)。底部的图线示出了分配的带宽(CCA)，由仲裁器170响应来自带宽管理器440的请求进行分配。下面进一步介绍由仲裁器170为每一个信道而处理带宽请求和计算CCA。
现在看拥塞管理器430，如果对于那些信道存在积压的数据，有时使用通常称为随机早期撤出(RED)的技术的将节点120为某些入站动态信道接收的入站数据丢弃。具体地说，当平均队列长度542小于可置位阈值MINTH 722时，入站数据被排队，并且不被撤出。当平均队列长度超过第二可置位阈值MAXTH 724时，撤出用于所述信道的所有可撤出分组。从MINTH 722到MAXTH 724，以随平均队列长度而增加的概率实际撤出被校正器450标记为“可撤出的”入站分组概率。
在这个实施例中，一种确定是否撤出数据的有效方法是基于将从MINTH到MAXTH的平均队列长度范围划分成R个区域，例如有相同的增量。R个区域中的每一个与不同的寄存器相关，且该寄存器将多个随机选择的比特设置为1，使得为1的总的比特数目形成寄存器中的总比特总数的小数部分，其等于该区域的希望撤出概率。区域的数量和区域的撤出概率是可以配置的。例如，可以使用R＝4的区域和分别大约是0.05，0.1，0.25，和0.5的概率。R的值以及撤出概率是可以配置的。在不同的配置中，可以将不同的区域数目和不同的撤出概率用于区域。在这个实施例中，使用64比特的寄存器长度。拥塞管理器430确定是否实际使用当前的平均队列长度来撤出可撤出的数据，以选择与在平均队列长度所在范围内相关的寄存器。然后，确定“随机”L-比特数，且其被用作利用当前队列长度的最低有效的L位来进入寄存器的比特索引(bit index)，其中L为log2(寄存器长度)。如果寄存器长度是64，L＝6。如果索引比特为1，则撤出数据，否则排队数据。
当信道的瞬时队列长度大于信道的队列大小时，发生硬撤出。在这种情况下，对于信道，撤出所有的分组(可撤出的或不可撤出)。图5中，在t2之前的时间内，由于平均队列长度低于MINTH，不撤出数据。在t2和t3之间的时间中，虽然平均长度在MINTH和MAXTH之间，利用上面介绍的寄存器方法来随机地撤出可撤出的数据。从时间t3到时间t4，由于平均队列长度超过MAXTH，撤出所有的可撤出分组。从时间t4到时间t5，再次随机地撤出可撤出的分组，并且在时间t5之处，当平均队列长度低于MINTH时，撤出停止。
注意，通过使用平均队列长度来影响两个模块的操作，协调带宽管理器440和拥塞管理器430的操作。例如，由于ALLOCTH通常低于MINTH，在拥塞管理器430开始撤出信道的数据之前，带宽管理器请求增加信道的带宽一段时间。也就是，如果响应平均队列长度越过ALLOCTH开始时的请求，仲裁器170将附加的容量分配给信道，则可以控制平均队列长度不高于MINTH。然而，如果容量没有被分配给信道，例如由于其不可用，或者因为该信道具有的相对低于其它的激活动态信道的优先权，则拥塞管理器430开始随机地撤出数据以控制队列长度。
仲裁器170执行一种决定过程，通过该过程，将带宽分配给动态信道。这种决定过程与特定的队列长度无关。仲裁器170响应来自在各个节点处的带宽管理器440的带宽请求，且维持相对它对各个信道的分配的有限历史记录。参见图6，在这个实施例中，在它每接收到三个SONET帧之后，仲裁器170重复一系列步骤。在另外的实施例中，可以在每一个帧、在固定的时间间隔、或者在其它定期的重复次数或者根据要求，发起这些步骤。
在步骤610，仲裁器170首先为所有的信道请求解除分配进行带宽解除分配请求。对于带宽请求是解除分配的每一个信道j，仲裁器170将CCAj递减AMTj，其中AMTj＝MIN(DECRj，CBAj)。这相应地减少CCATOT，其为考虑了递减量的CCAj的和。
当仲裁器170为每一个信道修改带宽分配时，例如进行递减请求和递增请求，或者从信道抢占带宽以满足另一个信道的递增时，仲裁器为每一个信道维持二进制值。如上所述，二进制264是在1...B范围内的整数，并且使用用于信道的已分配带宽(CCA)的时间历史记录来进行计算。在这个实施例中，B＝3，尽管可以使用另外的二进制数目。参见图16，利用磁滞来计算二进制264，以当CCA从CIR增加到BR时进行递增，然后当CCA从BR回到CIR时进行递减。开始时，信道为二进制1。当CCA增加超过THR_H(1)时，二进制被改变为2，且当CCA增加超过THR_H(2)时，二进制改变为3。当CCA减少到低于THR_L(3)时，二进制变为2，且当CCA减少到低于THR_L(2)时，二进制变为1。如下所述，通过将二进制分配给在特定优先权上的不同信道，当仲裁器170确定哪些信道要接收它们的已接收带宽递增和要抢占哪些信道时，靠近CIR的信道通常是优选的。
继续该流程，在步骤620，仲裁器170检查当前的分配CCATOT是否超过当前的动态带宽DBW。注意，动态带宽本身可以随时间而改变，例如，因为为TDM信道的分配增加而变化，这将相应地降低用于动态信道的剩余分配。同样，新的动态信道可以已经被CAC模块180确认，且已经分配它们的确认的速率(CIR)，从而潜在地导致CCATOT超过DBW，其本身没有发生改变。应当注意，即使TDM分配增加，CAC模块180总是确保给动态信道提供至少CIRTOT数量的带宽。也就是，带宽的CIR部分总是可以使用的。
如果当前的分配实际上没有低于当前的动态带宽DBW，在步骤630，仲裁器170执行剥离过程。在这个剥离过程中，仲裁器减少用于一个或多个信道的带宽分配。首先，按照优先权增加的顺序来选择信道。最高的优先权是1。也就是，首先为在优先权P处的信道减少带宽分配，然后为优先权P-1进行，随后依次为较高的优先权进行。在这个剥离过程中，仲裁器不减少低于它的CIR的任何信道的分配；相反地，它将通常可能超过CIR的分配CCA减少到等于CIR。在每一个优先权内，仲裁器首先从在最高的索引二进制B的信道中剥离带宽，然后在较高的索引中进行这样的操作，直到它从二进制索引1中剥离带宽。在每一个二进制内，当各信道被分配给它们的最小CIR，仲裁器循环通过信道i，信道i将它的CCA递减MIN(DECRi，CBAi)，完成剥离二进制。当仲裁器170已经将CCATOT减少到低于DBW，或者，当它已经将所有的激活信道减少到它们的确认速率CIR时，完成了这个剥离过程。
如果确认的速率和CIRTOT仍然超过总的动态带宽DBW，在将所有的动态信道减少到它们的确认速率之后，剥离过程也包括按照与在剥离过程的第一部分中相同的顺序来解除规定信道。解除规定涉及到清除规定的标志和将分配CCA设置为0，从而基本上从带宽分配过程中去掉解除规定的信道。然而，如上所述，如果CAC模块正确工作，这将永远不会发生。
仲裁器170接下来以串联的两个阶段来进行分配附加带宽的请求。在步骤640，仲裁器执行第一阶段，其将脉冲带宽重新分配到优先权中，并且为带宽分配请求的一些(不是通常的全部)生成带宽池。在步骤650，在第二阶段中，仲裁器分配带宽到一些(不是通常的全部)信道，所述信道请求增加它们的带宽分配。从在第一阶段中生成的带宽池中或者通过以与信道请求增加相同的优先权抢占信道分配来满足这些请求。
参见图7，在第一阶段中，仲裁器170首先为每一个优先权p计算总的请求增加INC[P](步骤710)。(通常，方括号中的下标指与特定优先权相关的数量，而没有方括号的下标指与特定动态信道相关的数量。)计算优先权p的总请求作为用于在优先权p上的所有信道i的MIN(INCRi，BRi-CCAi)的和，这些信道i设置它们的带宽请求比特，指出请求增加它们的分配。限制信道i对BRi-CCAi的作用反映了这样的特征：仲裁器不会以增加超出用于信道的设置脉冲速率BRi的带宽分配的请求为荣。
在步骤720，仲裁器170确定数量，通过这样的数量，每一个优先权分配在它的“公平”共享之上或之下。每一个优先权具有相关的“权重”w[p]223。通常，优先权越高(较低的优先权索引p)，w[p]的值越大。在这个实施例中，权重是整数，单位是可用于共享媒体的带宽分配的最小增量，在这个实施例中单位是SONET列数。动态带宽DBW中，一部分与动态信道的确认速率相关。余下的部分是脉冲带宽，仲裁器可以将其自由地分给不同信道上的脉冲带宽。总的脉冲带宽表示为TBW＝DBW-CIRTOT。每一个优先权具有总的脉冲带宽的相关公平共享。此公平共享TBW[p]正比于它的权重，TBW[p]＝TBW*w[p]/sum(w[q])。
用于在优先权p上的信道i的分配CCAi的和表示为CCA[p]，用于优先权p上的信道i的确认分配CIRi的和表示为CIR[p]，且用于优先权的总的脉冲带宽分配被表示为CBA[p]＝CCA[p]-CIR[p]。对于每一个优先权p，如果CAB[p]小于或等于TBW[p]，优先权p在它的脉冲带宽的公平共享之下，且UNDER[p]＝TBW[p]-CBA[p]。如果CBA[p]超过TBW[p]，优先权p在它的公平共享之上，且OVER[p]＝CCA[p]-TBW[p]。参见图9a，在优先权的公平共享之下的优先权分配被以上面介绍的数量来图解表示。图9b中，对在它的公平共享之上的优先权进行类似图解。
参见图10，利用在图9a-b中说明的图解方法来说明包括4个优先权的例子。注意，对于该例子的目的，用于每一个优先权或者它们的全部优先权的确认的速率的特定值时不相关的。在这个例子中，总的脉冲带宽TBW为180(以SONET列为单位测量到)。用于优先权w[1，...，4]的权重分别是4，3，2，和1，分别产生具有72，54，36和18的脉冲带宽TBW[1，...，4]的公平共享。当前的脉冲分配CBA[1，...，4]分别为77，59，39和0。因此，优先权1，2和3用于它们的脉冲带宽的公平共享之上：
OVER[1]＝5，UNDER[1]＝0，
OVER[2]＝5，UNDER[2]＝0，和
OVER[3]＝3，UNDER[3]＝0，
而优先权4用于它的公平共享之下：OVER[4]＝0，UNDER[4]＝18。这个例子涉及到仲裁器分配过程的单次迭代，其中，用于每一个优先权INC[1，...，4]的总的请求增加量分别是1，2，3和5。注意，图10反映了已经进行了初始解除分配(图6的步骤610)后的情形。在这个例子中，总的脉冲分配CBATOT＝175。由于总的脉冲分配TBW是180，存在没有被分配给任何信道的未使用的容量5。
总的优先权在它们的公平共享之上，它们和未使用的带宽形成网状的可用脉冲带宽TOTNABW。通常，网状可用脉冲带宽形成带宽池，其用于满足请求增加带宽分配。
在步骤730(图7)，仲裁器170计算最小的阈值数量，通过该阈值数量，在带宽分配过程中增加用于每一个优先权的总的已分配带宽。参见图11，这是通过用于每一个优先权的图解来进行说明。对于低于它的脉冲带宽的公平共享的每一个优先权，用虚线来说明UNDER[P]。以条状(bar)来说明总的已请求的带宽INC[P]。对于每一个优先权，用于优先权的最小增加量INCTH[P]被计算作为MIN(INC[P]，UNDER[P])，也被以条状进行说明。在这个步骤中，INCTH[1，...，4]的结果值分别是0，0，0和5。由于优先权1，2和3都已经超过了它的公平共享，它们的最小增加量为0。用于优先权4的最小增加量被限制为优先权请求的增加量。注意，这些最小阈值的和，在这种情况下为5，将小于或等于网状可用脉冲带宽TOTNABW＝18。
在步骤740(图7)，仲裁器170增加数量，通过该数量，每一个优先权将利用加权的方法来接收增加的分配。通常，用于在优先权处的增量分配的网状可用带宽NAB[P]是最小的增量INCTH[P]加上通常正比于WP的数量，不超过INC[P]。在这个实施例中，仲裁器170为每一个优先权p初始化NABW[P]＝w[P]，然后，重复地循环通过将NABW[P]将其增加AMT，其中AMT＝MIN(w[P]，left)，其中left＝MIN((NABW[p]-INCTH[P])，(TOTNABW-NABW[P]的和))，同时left＞0。一旦优先权p的NABW[P]到达它的INCTH[P]，它停止增加优先权。在所有的优先权已经到达它们的INCTH[P]后，仲裁器170反复地循环通过优先权，将NABW[P]增加AMT，其中AMT＝MIN(w[P]，left)，其中left＝((NABW[P]-INC[P])，(TOTNABW-NABW[P]的和))，而left＞0。图11说明用于图10中介绍的简单例子的步骤，得到ActualNABW，NABW[P]的和为11，各个NABW[1，...，4]分别是1，2，3和5。关于ActualNABW，从未使用的带宽UNSUED＝5来满足一部分，而余下的部分在称为“ripping”的过程中，来自高于它们的公平共享的优先权。具体地，可以从这些高于共享优先权中剥离出的总数量是TotalRBW＝ActualNABW-UNUSED＝6。
在重新分配脉冲带宽之前，仲裁器为每一个优先权k进行确定每一个优先权需要的TotalRBW的部分RBWNeeded[K](步骤750)。参见图12，这是以与NABW相同的方式来确定的，除了使用TotalRBW而不是TOTNABW之外。在这个例子中，6单位的容量可以使用。只有优先权4具有大于0的INCTH，在这种情况下是5。因此，RBWNeeded[4]首先增加到5。然后，只有具有TotalRBW＝6的一个单位容量可用，这样得到RBWNeeded[1]＝1。这就完成了这样的过程，分别产生具有1，0，0和5的RBWNeeded[1，...，4]。
在步骤760(图7)，仲裁器170形成带宽池，首先开始于未使用的带宽，然后从OVER[P]＞0的优先权p剥离出总的TotalRBW，在优先权P处开始，直到满足TotalRBW。从每一个优先权剥离出的数量是BWripped[P]。参见图13，在这个例子中，开始于p＝4，OVER[4]＝0处，因此没有要剥离的带宽。在p＝3，OVER[3]＝3处，剥离BWripped[3]＝3单位。在p＝2，OVER[2]＝5，仅需要多于3个单位，因此BWripped[2]＝3。由于已经满足TotalRBW，不需要考虑优先权p＝1，因此BWripped[1]＝0。在这个点上，通过从每一个优先权中剥离BWripped[P]单位，仲裁器170已经生成具有TotalRBW+UNUSED＝11单位的池。在随后的步骤中，优先权1...4希望分别从池中接收1，2，3和5单位。
仲裁器通过递减地将信道的带宽分配从CCAi减少到CIRi，开始于在最高索引二进制的信道，且逐步进行到二进制1，直到已经满足BWripped[p]。在每一个优先权处，该过程类似于上面介绍的“剥离”过程，在那种情况下，初始分配大于总的动态带宽。这完成了仲裁器带宽分配过程的第一阶段。在图14中，对于该例子，用实线说明剥离后的脉冲带宽分配，而在剥离之前的脉冲带宽分配被用带阴影线的区域线来说明。此外，通过从实线条状延伸出来的长度NABW[p]的条状来说明在随后的步骤中增加的每一个优先权的分配的总数量。用从前面未使用的带宽中的5个单位和从优先权2和3中的各选出3个单位来形成大小为11的带宽池。
回过来参见图6，仲裁器170完成第二阶段II中的重新分配过程(步骤650)，其中，其从池中分配带宽请求，在相同的优先权中，通过抢占某些信道的脉冲带宽以满足用于其它信道的带宽增加量。
参见图8，对特定信道的带宽请求的分配通过在优先权上进行循环来执行(线810)。这个循环的顺序是不重要的，因为每一个优先权中的分配被独立于在已经形成带宽池的这个点上的其它优先权来执行。
在一个优先权内，根据信道的二进制依次地考虑已经请求增加带宽的信道。首先考虑在最低二进制索引二进制1的信道，然后对二进制2进行操作，直到二进制B。
被考虑的信道i可以接收最小的值MIN(INCRi，BRi-CCAi)，导致它的最终带宽分配不超过BRi。第一NABW[p]的增量直接来自在第一阶段I中生成的带宽池。一旦耗尽池的优先权共享，在称为“抢占”过程中，可通过减少在相同优先权上的其它信道的脉冲分配来满足增加请求。首先抢占在二进制B处的信道，当来自二进制B的可用抢占被耗尽时，抢占二进制B-1，依次类推。在图5中说明了这个过程。以从池中来满足它的增量INCRi来说明信道i。以通过抢占二进制3中的信道来满足它的增加量来说明信道j。以从相同的二进制中的信道满足它的增加量来说明信道k。
对于每一个二进制b，在每一个优先权p处，仲裁器170被配置以抢占每一个信道的可置位数(MAX_PREEMPT[p，b])225多次，以满足用于在较低索引二进制的信道的增加量。可将该可置位数设为0，以一个二进制被抢占。一旦抢占过程已经循环通过在该二进制上的信道设置的次数，下一个较低二进制被用于抢占。此外，对于在每一个优先权处的每一个二进制，有一个可置位的参数(PREEMPT_ENABLE[p，b])226，其确定在二进制中的信道是否可以抢占在位于相同优先权内的其它二进制的信道。
当在已经请求增加量的信道上迭代时，在一些点上，通常在具有从中抢占带宽的较高二进制索引的二进制中没有任何信道。抢占的下一阶段包括：当信道请求增加时，从在与请求增加量的信道相同的优先权和二进制上的其它信道中抢占带宽。再看图2中所示，用于每一个信道的规定记录220包括公平容量分配(FCA)258。该带宽数量位于用于该信道的CIR到BR范围内。用于在相同二进制内的抢占的一般规则是：用于CCAi＜FCAi的信道i只可以从在相同的二进制中的其它信道j抢占带宽，如果它们的CCAj＞FCAj。CCAi大于FCAj的信道可以从满足两个条件的的相同二进制中的其它信道j中抢占，两个条件是：第一，它们的CCAj也大于各自的FCAj，第二，CCAi小于CCAj。
一旦已经执行了在相同二进制内的所有可能的抢占，已经请求增加带宽的相同优先权内的余下信道无法让人满意它们的请求，因为没有从其中抢占带宽的更多信道。
如下面的详述的第一实施例的说明，这种管理共享媒体的方法可以应用到其它的不一定包括基于SONET的通信的实施例中。例如，具有带宽管理方法的其它实施例可以应用到诸如共享的访问总线、共享的有线网络链路、和共享的无线信道的共享媒体中。
在上面介绍的实施例中，仲裁器170位于网络中的节点上，而带宽改变的请求和授权被利用与数据本身相同的机制来传输。在另外的实施例中，仲裁器没有使用用于数据的共享媒体来与节点通信，而且也不必一定位于网络中的节点上。
在另外的实施例中，由仲裁器分配了带宽的每一个“信道”不必一定对应单个数据流，该数据流在节点的一个入站信道上进来，在另一个节点的出站信道上退出。其它的例子如下所述。每一个信道对应在多个不同节点退出的广播或点对多点通信。所述信道可以是子信道的集合。这种子信道可以共享公共的始发和目的节点。这种子信道也可以由诸如服务特定客户的其它特征来进行分组。在多点对点和多点对多点通信中，信道也可以始发于多个节点。
在上面介绍的实施例中，用硬件来实现仲裁器170。在另外的实施例中，可以用软件来实现仲裁器170，软件存储在仲裁器节点上的计算机可读媒体中，且使处理器执行上面介绍的带宽分配过程的指令。另外的实施例使用一些而不是全部带宽分配方法的特征。在不同优先权中分配带宽的方法可以独立于二进制(binning)信道的方法来分配和抢占在特定优先权的带宽。而且，上面介绍的实施例可以有效地使用单个二进制(B＝1)，不使用二进制方法。类似地，另外的实施例可以使用单一优先权(P＝1)，而仍然利用基于二进制的方法来确定哪些信道将接收带宽增加。
应当理解，上面的说明是说明性的，而不限制本发明的范围，本发明的范围由权利要求书限定。其它的实施例落在权利要求书的范围内。

Claims (19)

1.一种管理共享媒体上的通信的方法，共享媒体具有由多个信道共享的通信容量，该方法包括：
允许各通信信道在共享媒体上通信，包括为每一个信道分配一个优选权；
对于每一个通信信道，维持数据速率分配，从而用于各信道的数据速率分配的组合不超过共享媒体的通信容量；和
根据用于每一个通信信道的数据速率分配，传送通信信道的数据，包括：对于每一个通信信道，根据分配给通信信道的数据速率来以限定的速率在共享媒体上接收数据和发射已接收的数据；
其中，维持用于通信信道的数据速率分配包括：
监视在通信信道上的通信，
利用监视的通信，产生请求以改变为各个通信信道的数据速率分配，其中，请求为每一个通信信道改变数据速率分配包括：请求为所述信道增加分配的数据速率，和请求为所述信道降低分配的数据速率，和
利用接收到的请求反复地重新计算数据速率分配。
2.根据权利要求1的方法，其中，重新计算数据速率分配包括：
为通信信道的每一个优先权，确定对共享媒体的通信容量的共享，
根据用于所述优先权的已分配共享，为在每一个优先权上的通信信道修改数据速率分配；和
对于每一个优先权，根据所述请求和用于所述优先权的已分配共享，处理在所述优先权上的通信信道的增加数据速率分配的请求。
3.根据权利要求1或2的方法，其中，为每一个通信信道的数据速率分配包括确认的数据速率和分配的数据速率，其中，维持分配的数据速率等于或超过确认的数据速率，和，在重新计算数据速率分配中，为每一个优先权确定对共享媒体的通信容量的共享包括：确定超过共享媒体的通信容量的总的共享，所述共享媒体超过各通信信道的总的确认的数据速率。
4.根据权利要求3的方法，重新计算数据速率进一步包括：为每一个优先权上的通信信道修改数据速率分配包括生成未分配容量的池；并且，处理通信信道的增加数据速率分配的请求包括将未分配的容量的池应用到所述信道上。
5.根据权利要求4的方法，处理在每一个优先权上的通信信道的增加数据速率分配的请求进一步包括：降低在相同优先权上的另一个通信信道的数据速率，并且将所述数据速率的降低应用到所述增加的请求上。
6.根据权利要求1到5中任意之一的方法，其中，重新计算数据速率分配包括：部分地根据各个通信信道的过去的数据速率分配来对在每一个优先权上的通信信道进行排序，并且降低在相同优先权上的另一个通信信道的数据速率包括根据所述部分排序来选择另一个通信信道。
7.根据权利要求1到6中任意之一的方法，其中，为通信信道监视数据速率包括：监视接受用于在共享媒体上挂起传输的信道的数据队列大小，并且利用监视的队列大小来产生改变所述信道的数据速率分配的请求。
8.根据权利要求7的方法，其中，为通信信道监视数据速率进一步包括：计算监视的数据队列大小的时间平均值。
9.根据权利要求1到8中任意之一的方法，其中，传送用于通信信道的数据进一步包括：应用随机早期撤出(RED)方法，其中，当各个通信信道的数据速率超过它们的已分配的数据速率时，丢弃接收的数据。
10.根据权利要求1到9中任意之一的方法，其中，为每一个信道维持数据速率分配包括：为每一个信道维持确认的数据速率，其中，重新计算数据速率分配包括至少将确认的数据速率提供给每一个信道。
11.根据权利要求1到10中任意之一的方法，其中，每一个信道维持数据速率分配包括：维持对用于每一个信道的数据速率的限制，其中，重新计算数据速率包括应用对用于每一个信道的数据速率的限制。
12.根据权利要求1到11中任意之一的方法，其中，共享通信媒体的共享通信容量包括在SONET网络上的容量，通信信道在SONET网络的相应节点上进入SONET网络。
13.根据权利要求12的方法，其中，为各个通信信道维持数据速率分配包括维持将一系列的数据帧中的每一帧的部分分配给每一个通信信道。
14.根据权利要求13的方法，其中，为各个通信信道修改数据速率分配包括对将一系列的数据帧中的每一帧的部分分配给每一个通信信道进行修改。
15.根据权利要求14的方法，其中，将请求传送到仲裁器包括：将用于SONET环上的节点的所述请求传送到仲裁器节点，且分布重新计算的数据速率分配包括将所述分配从仲裁器节点传送到SONET环上的其它节点。
16.根据权利要求12的方法，其中，维持用于通信信道的已分配的数据速率包括：确定在可用于通信信道的SONET网络上传送的一系列帧的每一帧的总数量。
17.根据权利要求16的方法，其中，确定一系列帧的每一帧的总数量包括：确定分配给固定速率通信信道的每一个帧的数量。
18.一种通信系统，该系统包括：
具有通信容量的共享媒体；
连接到共享媒体的多个通信节点，所述共享媒体被配置以通过共享媒体在各节点之间为多个通信信道传送数据；和
仲裁器，其连接到各通信节点，且被配置来为每一个通信信道维持数据速率分配，使得如果共享媒体将所述数据速率分配传送给通信节点，信道的数据速率分配的组合不超过通信容量；
其中，每一个通信节点被配置以为一个或多个通信信道接收数据，并且根据用于那些通信信道的数据速率分配来通过共享媒体传送数据，且每一个通信节点被进一步配置来传送请求，以根据监视每一个通信信道上的通信来改变各个通信信道的数据速率分配；
其中，所述仲裁器被进一步配置以为多个优先权中的每一个确定共享的通信容量，且根据为每一个优先权确定的共享来维持数据速率分配和维持改变从通信节点传来的数据速率分配的请求。
19.根据权利要求18的通信系统，其中，所述共享媒体可包括SONET通信系统，并且所述仲裁器被配置以维持将每一个SONET帧的部分分配到每一个通信信道。
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