FR 2800222 A1 20010427 FR 9913488 A 19991026 La présente invention concerne un procédé de mise en conformité à un contrat de trafic d'un flux de paquets d'un réseau de transport de paquets de longueur variable. Un tel procédé est utilisé dans un tel réseau pour contrôler le respect des contrats de trafic passés entre les utilisateurs et le réseau et ainsi assurer à ces mêmes usagers une garantie de performance. On connaît déjà de tels procédés de remise en conformité du trafic de paquets, mais pour des réseaux de transport de paquets de longueur fixe, tels que les cellules dans les réseaux ATM ("Asynchronous Transfer Mode" = Mode de transfert asynchrone). Les caractéristiques spécifiques des réseaux ATM qui ont permis de résoudre les différents problèmes liés à la garantie de performance sont les suivantes. Les réseaux ATM transportent de cellules qui sont de longueur fixe ce qui rend prévisible l'impact réciproque des communications établies et permet donc de mettre en place des schémas de multiplexage contrôlables. Le contrat de trafic qui est négocié au moment de l'établissement de la communication définit au moins deux paramètres qui sont respectivement le temps minimal entre deux émissions de cellules T (qui est l'inverse du débit crête encore appelé "Peak Cell Rate" ou "PCR") et la tolérance de gigue de temps de propagation r (encore appelée "Cell Delay Variation" ou "CDV" = variation du débit de cellule) qui peut altérer le temps intercellule. Cette tolérance r recouvre les variations de temps de propagation dues au multiplexage de cellules. Dans des contrats de trafic plus élaborés, elle rend également compte des irrégularités dues à une source émettant des cellules par rafales imprévisibles. Les réseaux ATM sont généralement pourvus de moyens pour mettre en oeuvre un procédé de mise en conformité d'un flux de cellules au contrat de trafic précédemment mentionné ainsi qu'un procédé de remise en forme des flux individuels de cellules restaurant les caractéristiques originelles du flux perturbées de façon cumulative par la gigue de manière à les remettre en conformité avec le contrat de trafic ou simplement à réduire la gigue pour assurer une meilleure fluidité du réseau. Par exemple, selon un procédé de mise en conformité d'un flux de cellules connu, le temps d'arrivée réel d'une cellule est comparé à son temps d'arrivée théorique, nommé par la suite TAT (Theoretical Arrival Time). S'il est inférieur à ce temps d'arrivée théorique d'une quantité supérieure à la tolérance de gigue r, la cellule est jugée trop en avance et est alors détruite. Sinon, elle est transmise et le temps d'arrivée théorique pour la prochaine cellule est mis à jour en additionnant, soit au temps d'arrivée réel, soit au temps d'arrivée théorique, selon le plus grand de ces deux temps, le temps minimal entre deux émissions de cellules. On notera encore que selon ce procédé, si une cellule arrive plus tôt que son temps d'arrivée théorique, c'est l'heure théorique d'arrivée qui est utilisée pour la mise à jour. Si elle arrive plus tard que son temps d'arrivée théorique, c'est son temps réel d'arrivée qui est utilisé pour la mise à jour. Cette mise en oeuvre évite le phénomène de silence suivi de rafale. Quant à un procédé connu de remise en forme des flux individuels de cellules, il peut être mis en oeuvre dans un contrôleur espaceur qui ne travaille plus sur les temps d'arrivée des cellules, mais sur les temps de retransmission desdites cellules. Le procédé décrit ci-dessus qui établit un échéancier virtuel des temps théoriques d'arrivée des cellules et vérifie au moment de l'arrivée d'une cellule que son temps théorique d'arrivée est conforme, n'est efficace que parce qu'il est utilisé dans des réseaux effectuant le transport de paquets qui sont de longueur fixe, tels que les cellules des réseaux ATM, si bien que le temps utile consommé par l'émission de chaque cellule d'une quelconque file d'attente dudit réseau est fixe et peut être déterminé. Cependant, cette taille fixe peut s'avérer très contraignante du point de vue de certaines applications, et en particulier d'applications à bas débit mais à forte contrainte de temps réel telles que les services de communication vocale. Par exemple, ceci a conduit à spécifier, en marge et en complément de la norme ATM, un mode de multiplexage et de commutation superposé (AAL2) insérant à l'intérieur des cellules d'une voie logique ATM ("virtual channel" ou VC) des "mini- cellules" de longueur variable et limitée à 48 (ou 64) octets (généralement à 48). Il y a donc un besoin d'un procédé de mise en conformité à un contrat de trafic d'un flux de paquets qui soit applicable à un réseau de transport de mini-cellules et plus généralement de paquets de longueur variable. Un tel procédé apportera une solution au problème de la garantie de performance dans un tel réseau en permettant un contrôle du trafic à l'accès et une gestion des flux. Le but de la présente invention est donc de répondre à ce besoin et de proposer un procédé de mise en conformité à un contrat de trafic d'un flux de paquets qui soit applicable à un réseau de transport de paquets de longueur variable. A cet effet, un procédé de mise en conformité à un contrat de trafic selon la présente invention consiste, à chaque arrivée d'un paquet, à comparer le temps de cette arrivée à un temps théorique d'arrivée et, si ce temps d'arrivée est antérieur audit temps théorique de plus de la tolérance de gigue r définie dans ledit contrat de trafic, détruire ledit paquet ou ne pas en tenir compte, sinon réémettre ledit paquet puis déterminer le temps théorique d'arrivée pour le prochain paquet. Ce procédé est caractérisé en ce que, pour déterminer ledit temps théorique d'arrivée pour le prochain paquet, il consiste à additionner, d'une part, un temps t, lié au présent paquet i et qui est une fonctionf du temps théorique d'arrivée TA T, et du temps réel d'arrivée 9, dudit paquet i avec, d'autre part, un temps interpaquet T, qui est une fonction g du temps négocié par unité de longueur T défini dans ledit contrat de trafic et de la longueur 2, du paquet courant i: TAT,+ = t, - T, = f(TA T, O) + g(T, A) Avantageusement, ledit temps interpaquet T, est égal au produit du temps négocié par unité de longueur T par la longueur A, du paquet courant i exprimée dans cette même unité de longueur: T, = g(T, A) = T.A, Quant au temps lié au présent paquet ti, il est avantageusement égal au plus grand des deux temps, le temps réel d'arrivée O, du paquet courant i, d'une part, et le temps théorique d'arrivée TA T, du paquet courant i, d'autre part t, =f(TA T,, O) = max(TA T, O) Avantageusement, t, est égal à O, pour le premier paquet. La présente invention concerne également un procédé de mise en conformité à un contrat de trafic d'un flux de paquets d'un réseau de transport de paquets à longueur variable, du type qui consiste, à chaque arrivée d'un paquet, à déterminer le temps théorique d'arrivée du présent paquet, à comparer le temps réel de cette arrivée audit temps théorique d'arrivée et, si ce temps d'arrivée en est antérieur de plus de la tolérance de gigue, détruire ledit paquet ou ne pas en tenir compte, sinon ré-émettre ledit paquet. Il consiste, dans ce cas, pour déterminer ledit temps théorique d'arrivée pour le présent paquet, à additionner, d'une part, un temps t,, lié au précédent paquet conforme i - 1 et qui est une fonction f du temps théorique d'arrivée TA T,.j et du temps réel d'arrivée 0,4 dudit paquet i - 1 avec, d'autre part, un temps interpaquet T, qui est une fonction g du temps négocié par unité de longueur T défini dans ledit contrat de trafic et de la longueur A, du paquet courant i TAT, = t,- + T= f(TATl,,-j) g(T, 2) Avantageusement, ledit temps inter-paquet T, est égal au produit du temps négocié par unité de longueur T par la longueur 2, du paquet courant i exprimée dans cette même unité: T = g(T, 2 - T./, Quant au temps lié au paquet précédent conforme i -- 1, il est avantageusement égal au plus grand des deux temps: le temps réel d'arrivée Y,, dudit paquet précédent et son temps théorique d'arrivée TA T,: t,_l =f(TAT,.a, &,.a = max(TAT_l, ai-J Avantageusement, t, est égal à O, pour le premier paquet. Selon les deux procédés de la présente invention décrits ci-dessus, un paquet qui est jugé conforme est retransmis à son temps d'arrivée réel 0,. Selon une variante de ces deux procédés, un paquet jugé conforme mais qui arrive à une temps O, antérieur à son temps théorique d'arrivée TA T, est retransmis à l'échéance du temps théorique d'arrivée lié audit paquet, alors notée TRTi. Les caractéristiques de l'invention mentionnées ci-dessus, ainsi que d'autres, apparaîtront plus clairement à la lecture de la description suivante d'exemples de réalisation, ladite description étant faite en relation avec les dessins joints, parmi lesquels: La Fig. 1 est un diagramme montrant les différentes étapes d'un procédé selon un premier mode de réalisation de la présente invention, La Fig. 2 est un diagramme des temps montrant le traitement de six paquets par un procédé selon un premier mode de réalisation de la présente invention, La Fig. 3 est un diagramme montrant les différentes étapes d'un procédé selon un second mode de réalisation de la présente invention, La Fig. 4 est un diagramme des temps montrant le traitement de six paquets par un procédé selon un second mode de réalisation de la présente invention. La présente invention concerne un procédé de mise en conformité à un contrat de trafic d'un flux de paquets d'un réseau de transport de paquets de longueur variable. Le contrat de trafic qui est négocié au moment de l'établissement de la communication définit deux paramètres qui sont respectivement un temps négocié par unité de longueur T (qui est par exemple l'inverse du débit crête octet de l'application, l'unité de longueur étant alors l'octet) et la tolérance de gigue de temps de propagation r qui peut altérer le temps interpaquet. La tolérance de gigue r couvre la variabilité du temps de propagation des paquets dans un réseau à file d'attente. Selon le procédé de la présente invention, la variabilité de la longueur des paquets engendrés par la source est explicitement connue et prise en compte lors du calcul de l'échéancier virtuel. La nécessité d'une tolérance de rafale lorsqu'elle est introduite en ATM pour rendre compte du comportement d'une source qui segmente en cellules des paquets de données est donc supprimée. Comme cela est visible à la Fig. 1, a l'arrivée d'un paquet i, son temps d'arrivée O, est comparé, à une étape 10, à un temps d'arrivée théorique TAT, qui a été précédemment déterminé à une étape 20. Si ce temps d'arrivée réel Oi est inférieur au temps théorique d'arrivée TATi d'une quantité supérieure à la tolérance de gigue r, c'est-à-dire si la relation suivante est vérifiée , une étape 30. Sinon, il est immédiatement retransmis. Le temps d'arrivée théorique TA T,+, pour le prochain paquet i- I est mis à jour à l'étape 20. C'est le calcul du temps théorique d'arrivée TAT,+, du prochain paquet ou TA T, du paquet courant qui est caractéristique de la présente invention. Selon un premier mode de réalisation, le temps théorique d'arrivée TAT,, du paquet suivant i+ 1 est égal à un temps t, qui est lié au paquet courant i et qui est une fonctionfdu temps théorique d'arrivée TATi du paquet courant i et de son temps réel d'arrivée 0,, auquel est additionné un temps interpaquet T, qui est une fonction g du temps négocié par unité de longueur T défini dans le contrat de trafic et de la longueur A, du paquet courant i, si bien que l'on peut écrire: TAT, +, = t, + T = f(TA T, O, + g(T, 2 Par exemple, le temps ti= f(TA T, O) est égal au plus grand des deux temps, le temps d'arrivée 0, du paquet courant i, d'une part, et le temps théorique d'arrivée TAT, du paquet courant i, d'autre part. On a alors: t,=f(TA T, 0)= max(TAT, O) De plus, le temps interpaquet T, est par exemple égal au produit du temps négocié par unité de longueur T défini dans le contrat de trafic par la longueur A, du paquet courant i exprimée dans cette même unité de longueur. On a alors: T, - g(T,) = T., Dans ces deux cas cumulés, on peut donc écrire: TAT, i = max(TA T, O) + T. , TAT, est égal à O, à l'arrivée du premier paquet. On notera que le temps négocié T qui est défini dans le contrat de trafic correspond à un délai fictif minimum par unité de longueur, par exemple l'octet. On a représenté à la Fig. 2 un diagramme des temps montrant la mise en oeuvre du procédé qui vient d'être décrit dans le cas de six paquets Pl à P6 de longueurs A à 6 respectivement égales à 4, 8, 4, 6, 10 et 6 unités. Le premier paquet P1 arrive au temps 0t. Il est immédiatement retransmis et son temps d'arrivée 0t sert de référence pour le calcul du temps théorique d'arrivée du paquet suivant (ce qui revient à écrire que TA Tl = 09). Sa longueur étant de 4, le temps théorique d'arrivée du prochain paquet P2 est alors égal à: TAT2 = 01 - 4T Le paquet P2 arrive au temps 02 correspondant à son temps théorique d'arrivée TA T2. Il est donc immédiatement retransmis. Sa longueur étant de 8, le temps d'arrivée théorique TA T3 est alors calculé: TAT3=2 + 8T Le paquet P3 arrive au temps 63 qui est antérieur au temps théorique d'arrivée TAT3 auquel est soustraite la tolérance de gigue r. Il est donc détruit. TAT3 reste le temps théorique d'arrivée de référence pour le paquet suivant, le paquet P4 dans l'exemple de la Fig. 2. Le paquet P4 arrive au temps 04 qui est antérieur au temps théorique d'arrivée TA T3 mais qui se trouve à l'intérieur de l'intervalle de temps défini par la tolérance de gigue r. Il est donc retransmis aussitôt. Sa longueur étant de 6, le temps théorique d'arrivée TA T5 du prochain paquet est calculé: TA T5 = max(TA T3, 04) + 6T = TAT3 ?- 6T Le paquet P5 arrive au temps 05 qui est postérieur au temps théorique d'arrivée TAT5. Il est donc retransmis aussitôt. Sa longueur étant de 10, le temps théorique d'arrivée TRT6 du prochain paquet est calculé: TAT6 = max(TA T5, 05) + OT = 5Os + lOT Le processus se poursuit par l'arrivée du paquet P6. On a représenté à la Fig. 3 un autre mode de réalisation de la présente invention. Selon ce mode, à une étape 120 mise en oeuvre au temps d'arrivée O8 d'un paquet i, on détermine le temps théorique d'arrivée TA T, du paquet courant i en additionnant à un temps t,_ qui est lié au précédent paquet conforme i - I et qui est une fonctionf du temps théorique d'arrivée TAT,. _ du paquet précédent i - I et de son temps d'arrivée réel t,, un temps interpaquet T qui est une fonction g du temps négocié par unité de longueur T défini dans ledit contrat de trafic et de la longueur A, du paquet courant i: TAT, = t, l + TE =f(TAT-j, O, 1) - g(T, 2) A l'instar du mode de réalisation précédent, le temps t,_l =f(TAT,i, 0,_) est égal au plus grand des deux temps, le temps d'arrivée 0,_ du paquet précédent conforme i-l, d'une part, et le temps théorique d'arrivée TAT,_ du paquet précédent conforme i-l, d'autre part. On a alors: t,-1 =f(TA T,,,,_) = max(TA T,,,,_,) Egalement, le temps interpaquet T, est avantageusement égal au produit du temps négocié Tpar la longueur A, du paquet courant i exprimée dans la même unité: T, = g(T, 2) = T. A, On peut donc écrire: TA T, = max(TA T-,1, -,1) + T i A une étape 110, le temps d'arrivée réel O, du paquet courant i est comparé au temps théorique d'arrivée TATE qui vient d'être calculé. S'il est inférieur à ce temps théorique TA T, de plus de la tolérance de gigue r, le paquet i est jugé non conforme et est donc détruit à une étape 130. Sinon, il est retransmis. On a représenté à la Fig. 4 un diagramme des temps montrant la mise en oeuvre du procédé qui vient d'être décrit dans le cas de six paquets Pl à P6 de longueurs A à 26 respectivement égales à 4, 8, 6, 4, 10 et 6 unités arbitraires. Le premier paquet Pl arrive au temps 9] et il est alors retransmis. Le temps théorique TA TI est égal à ce temps 90. Le paquet P2, de longueur 8, arrive au temps 02 et son temps théorique d'arrivée TA T2 est déterminé comme étant égal à: TAT2= TAT1 - 8T Comme on peut le constater sur le diagramme de la Fig. 4, le temps TAT2 correspond au temps réel d'arrivée du paquet P2. Le paquet P2 est donc retransmis. Le paquet P3, de longueur 6, arrive au temps 03. Le temps théorique d'arrivée TA T3 est déterminé: TAT3 = max(TAT2, 02) + 6T = TAT2 + 6T Le temps d'arrivée réel 03 du paquet P3 est antérieur à ce temps théorique TAT3 mais est compris dans l'intervalle défini par la tolérance de gigue r. Le paquet P3 est donc retransmis. Le paquet P4, de longueur 4, arrive au temps 04. Le temps théorique d'arrivée TA TI'4 est déterminé: TA T4 = max(TA T3, 03) + 4T= TATs3 - 4T Le temps d'arrivée réel 04 du paquet P4 est antérieur à ce temps théorique TA T4 auquel on a soustrait la tolérance de gigue r. Le paquet P4 qui n'est donc pas conforme est détruit. Le temps de référence pour le calcul du temps d'arrivée du prochain paquet reste donc le temps t3 = max(TA T3, 03). Le paquet P5, de longueur 10, arrive au temps 05. Le temps théorique d'arrivée TA T5 est déterminé par la relation suivante: TATs = max(TAT3, 93) + IOT= TAT3 + IOT Le temps d'arrivée réel 05 du paquet P5 est postérieur à ce temps théorique TA TS5 si bien que le paquet P5 est retransmis. Le processus se poursuit par l'arrivée du paquet P6, de longueur 6, au temps 06. Le temps théorique d'arrivée de ce paquet devient égal à: TAT6 = max(TATs, 95) - 6T= 95 6T Dans les deux modes de réalisation précédents, un paquet i déterminé comme étant conforme par l'étape de comparaison correspondante 10 ou 110 est retransmis à son temps réel d'arrivée 0,. On notera que, selon une variante de ces deux modes de réalisation, un paquet, au lieu d'être retransmis immédiatement après l'étape de comparaison 10 ou 110 pourrait n'être retransmis (aux étapes 50 ou 150 respectivement représentées en pointillés aux Figs. 1 et 3) qu'au temps d'arrivée théorique TA T, s'il est supérieur au temps réel d'arrivée 9,. On parle alors de temps théorique de retransmission TRT, ("Theoretical Retransmission Time"). Ainsi, par exemple, selon le premier mode de réalisation, à l'étape 10, le temps d'arrivée 0, du paquet courant i est comparé au temps théorique d'arrivée TAT, qui a été précédemment déterminé à l'étape 20 du paquet jugé conforme précédent. S'il lui est antérieur de plus de la tolérance de gigue r, le paquet est jugé non conforme et est détruit à l'étape 30. Sinon, le paquet est jugé conforme et est retransmis dans une étape 50 à l'échéance TRT, =f(TA Ti, O), par exemple égale à max(TA Ti, d. Le temps théorique d'arrivée du paquet suivant est mis à jour dans l'étape 20: TAT,+, =f(TA T, Od + g(T, 2 = TRT, + g(TA) Dans ce cas, comme cela est visible à la Fig. 2, les paquets P2 à P6 sont respectivement retransmis aux temps TRT2 à TRT6 qui sont identiques aux temps TA T2 à TA T6 à l'exception de TRT5 qui est égal à 85. Selon le second mode de réalisation, à l'étape 120 mise en oeuvre à chaque instant d'arrivée 0, d'une cellule i, le temps théorique d'arrivée TAT, dudit paquet est calculé selon la relation suivante: TA T, = max(TA T, -, ",1,) + g(T, 2) Le temps d'arrivée 9, du paquet courant i est ensuite comparé au temps théorique d'arrivée TAT, qui vient d'être déterminé à l'étape précédente 120. S'il est inférieur à ce temps théorique TA T, de plus de la tolérance de gigue r, le paquet est jugé non conforme et est détruit à l'étape 130. Sinon, le paquet est jugé conforme et est retransmis dans une étape 150 à l'échéance TRTi = f(TA T,, ,), par exemple égale à max(TA T,, O). Dans ce cas, comme cela est visible à la Fig. 4, les paquets P2 à P6 sont respectivement retransmis aux temps TRT2 à TRT6 qui sont identiques aux temps TA T2 à TA T6 à l'exception de TRT5 qui est égal à 65. il Un procédé selon la présente invention peut être mis en oeuvre à une interface d'accès à un réseau. Il peut l'être encore dans des mécanismes de commutation du réseau qui intègrent le calcul des temps théoriques de retransmission pour réordonner les paquets appartenant à différentes voies logiques au moment de leur multiplexage, voire pour les retransmettre aux instants théoriques calculés. On notera que les paquets qui sont traités par un procédé selon la présente invention peuvent appartenir à une unique voie logique mais aussi à plusieurs voies logiques. Les paquets peuvent être à longueur variable sur une voie logique. L'information de longueur de paquet A, dont a besoin le procédé de l'invention pour être mis en oeuvre est alors généralement portée par les paquets eux-mêmes qui comportent, pour ce faire, par exemple un champ d'indication de longueur. Elle peut être déduite du procédé de délimitation des paquets lors de leur réception. Les paquets peuvent être à longueur constante sur chaque voie logique, dans le cas de plusieurs voies logiques. Cette longueur est par exemple négociée au moment de l'établissement de la connexion et est transmise au système mettant en oeuvre le procédé de l'invention au même titre que les autres paramètres de contrôle, à savoir le temps négocié T et la tolérance de gigue r. Un procédé selon la présente invention autorise une meilleure optimisation des ressources dans la mesure o ce sont les longueurs réelles des paquets qui sont prises en compte dans les mécanismes d'admission et de contrôle et non leurs valeurs maximales autorisées. L'aléa introduit par exemple par la tolérance de rafale en ATM ("Maximum burst size" représentée par TrAfBS) est donc supprimé par le procédé. On notera que, selon le dernier mode de réalisation de la présente invention qui espace effectivement les paquets selon leur temps théorique d'arrivée, le temps théorique de retransmission TRT, est déterminé de manière additive à partir du temps théorique de retransmission TRT,, du paquet précédent. Ce mode de réalisation conserve donc l'ordre des cellules sur le lien. Il en est de même des autres modes de réalisation puisque la retransmission d'un paquet, si elle a lieu (si le paquet est conforme), est concomitante de son arrivée. On a pu remarquer que l'utilisation de la fonction d'espacement dans le second mode de réalisation de la présente invention attribue implicitement une priorité temporelle relative aux paquets courts sur les paquets longs issus de voies logiques différentes. Ceci est dû au fait que chaque paquet est retardé d'un temps proportionnel à sa longueur: un paquet long subit un retard effectif plus important qu'un paquet court. Ainsi, les paquets portant des informations vocales, a priori beaucoup plus courts, seront servis en priorité sur les paquets de données plus longs. Il en serait de même des paquets portant des informations de service ou de contrôle généralement très courts et qui seraient donc servis en priorité sur ceux qui portent des informations usager. REVENDICATIONS 1) Procédé de mise en conformité à un contrat de trafic d'un flux de paquets d'un réseau de transport de paquets à longueur variable, ledit procédé consistant à chaque arrivée d'un paquet, à comparer le temps de cette arrivée à un temps théorique d'arrivée et, si ce temps d'arrivée est antérieur audit temps théorique de plus de la tolérance de gigue définie dans ledit contrat, détruire ledit paquet ou ne pas en tenir compte, sinon réémettre ledit paquet puis déterminer le temps théorique d'arrivée pour le prochain paquet, caractérisé en ce que, pour déterminer ledit temps théorique d'arrivée pour le prochain paquet, il consiste à additionner un temps t, qui lié au présent paquet i et qui est une fonction f du temps théorique d'arrivée TA T, et du temps réel d'arrivée g, dudit paquet i à un temps interpaquet T, qui est une fonction g du temps négocié par unité de longueur T défini dans ledit contrat de trafic et de la longueur 2, du paquet courant i: TAT T,+, = f + T = f(TATOd) + g(T,;) 2) Procédé de mise en conformité selon la revendication 1, caractérisé en ce que ledit temps interpaquet T, est égal au produit du temps négocié T défini dans ledit contrat de trafic par la longueur, du paquet courant i exprimée dans la même unité: T= T. A, 3) Procédé de mise en conformité selon la revendication 1, caractérisé en ce que ledit temps t, est égal au plus grand des deux temps, le temps d'arrivée 0, du paquet courant i, d'une part, et le temps théorique d'arrivée TA T, du paquet courant i, d'autre part: t, = max(O,, TAT) 4) Procédé de mise en conformité selon la revendication 3, caractérisé en ce que ledit temps t, est égal au temps réel d'arrivée O, pour le premier paquet. ) Procédé de mise en conformité à un contrat de trafic d'un flux de paquets d'un réseau de transport de paquets à longueur variable, ledit procédé consistant à chaque arrivée d'un paquet, à déterminer le temps théorique d'arrivée du présent paquet, à comparer le temps de cette arrivée audit temps théorique d'arrivée et, si ce temps d'arrivée en est antérieur de la tolérance de gigue r définie dans ledit contrat de trafic, détruire ledit paquet ou ne pas en tenir compte, sinon réémettre ledit paquet, caractérisé en ce que, pour déterminer ledit temps théorique d'arrivée pour le présent paquet, il consiste à additionner, d'une part, un temps t,_ qui est lié au précédent paquet conforme i - 1 et qui est une fonction f du temps théorique d'arrivée TA Ti,_ et du temps réel d'arrivée 0,_ dudit paquet i - 1 avec, d'autre part, un temps interpaquet T, qui est une fonction g, d'une part, d'un temps négocié par unité de longueur T défini dans ledit contrat de trafic et, d'autre part, de la longueur R, du paquet courant i: TA T, = j + T, = f(A, TiA -, 1) + g(T, J) 6) Procédé de mise en conformité selon la revendication 5, caractérisé en ce que ledit temps interpaquet T, est égal au produit du temps négocié T défini dans ledit contrat de trafic par la longueur A, du paquet courant i exprimée dans la même unité: T, = T. 2, 7) Procédé de mise en conformité selon la revendication 5, caractérisé en ce que ledit temps t,_ qui est lié au précédent paquet conforme i - I et qui est une fonctionf de son temps théorique d'arrivée TATi,_ et de son temps réel d'arrivée 0,1 est égal au plus grand des deux temps, le temps d'arrivée 9,., du précédent paquet conforme i - 1, d'une part, et le temps théorique d'arrivée TA T,., du précédent paquet conforme i - 1, d'autre part: t,, = max(O,_l, TA T,-) 8) Procédé de mise en conformité selon la revendication 7, caractérisé en ce que, pour le premier paquet, il consiste à rendre le temps théorique d'arrivée TA T, du paquet courant i égal au temps réel d'arrivée 9,. 9) Procédé de mise en conformité selon une des revendications précédentes, caractérisé en ce qu'un paquet jugé conforme est retransmis à son temps d'arrivée réel 0,. ) Procédé de mise en conformité selon une des revendications 1 à 8, caractérisé en ce qu'un paquet jugé conforme mais qui arrive à un temps 0, antérieur à son temps théorique d'arrivée TAT, est retransmis à l'échéance du temps théorique TA T, lié audit paquet.