JPH1023043A - データ流速度、待ち行列ネットワークノード、およびパケットスイッチングネットワークの制御方法 - Google Patents
データ流速度、待ち行列ネットワークノード、およびパケットスイッチングネットワークの制御方法Info
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- JPH1023043A JPH1023043A JP6858197A JP6858197A JPH1023043A JP H1023043 A JPH1023043 A JP H1023043A JP 6858197 A JP6858197 A JP 6858197A JP 6858197 A JP6858197 A JP 6858197A JP H1023043 A JPH1023043 A JP H1023043A
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/54—Store-and-forward switching systems
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 本発明は、その中の１以上のものが待ち行列
ネットワークノードＱを構成している複数のネットワー
クノードＮ1,Ｎ2 を介してソース端末Ｓｉと目的地端末
Ｄｉの間に設定された接続上を伝送されるデータのデー
タ流速度を制御する方法を改良して有効に伝送帯域を利
用できるようにすることを目的とする。 【解決手段】 記データ流制御パケットはソース端末Ｓ
ｉにおいて制御されるデータ流速度に基づく情報を含
み、待ち行列ノードＱが混雑していない第１の状態で待
ち行列ネットワークノードは、データ流制御パケットが
ソース端末Ｓｉに戻される前に、接続上を伝送されるデ
ータの実際のパケット速度を獲得し、実際のパケット速
度に比例する上方パケット速度値を計算し、データ流制
御パケット中に上方パケット速度値を挿入し、ソース端
末において上方パケット速度値よりも低くデータ流速度
を維持するステップを行うことを特徴とする。
ネットワークノードＱを構成している複数のネットワー
クノードＮ1,Ｎ2 を介してソース端末Ｓｉと目的地端末
Ｄｉの間に設定された接続上を伝送されるデータのデー
タ流速度を制御する方法を改良して有効に伝送帯域を利
用できるようにすることを目的とする。 【解決手段】 記データ流制御パケットはソース端末Ｓ
ｉにおいて制御されるデータ流速度に基づく情報を含
み、待ち行列ノードＱが混雑していない第１の状態で待
ち行列ネットワークノードは、データ流制御パケットが
ソース端末Ｓｉに戻される前に、接続上を伝送されるデ
ータの実際のパケット速度を獲得し、実際のパケット速
度に比例する上方パケット速度値を計算し、データ流制
御パケット中に上方パケット速度値を挿入し、ソース端
末において上方パケット速度値よりも低くデータ流速度
を維持するステップを行うことを特徴とする。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、請求項１の前提部
分に記載されているようなデータ流速度の制御方法、前
記方法が請求項９の前提部分に記載されているように実
行される待ち行列ネットワークノード、および請求項１
０の前提部分に記載されているような待ち行列ネットワ
ークノードを含むパケットスイッチングネットワークに
関する。
分に記載されているようなデータ流速度の制御方法、前
記方法が請求項９の前提部分に記載されているように実
行される待ち行列ネットワークノード、および請求項１
０の前提部分に記載されているような待ち行列ネットワ
ークノードを含むパケットスイッチングネットワークに
関する。
【０００２】
【従来の技術】そのような方法、待ち行列ネットワーク
ノード、およびパケットスイッチングネットワークは、
例えば公開された国際出願第WO 93/2063号明細書から、
当業者に既に知られている。ここでは、いわゆるソース
ノードがネットワークノードおよびネットワークライン
を介していわゆる目的地ノードへデータパケットを伝送
するセルスイッチング通信ネットワークとよばれるパケ
ットスイッチングネットワークが記載されている。その
ようなネットワークノードは、比較的に遅延に鈍感なバ
ーストしたトラヒックにおいて待ち行列ポイントの機能
を実行するバッファを設けることができる。そのような
待ち行列ポイントにおいて、バッファ充填レベルを監視
することによって混雑状態を決定し、混雑が予測される
とき、いわゆるフィードバック速度制御信号を構成して
いるフィードバックデータ流制御パケットが、待ち行列
ポイントから目的地ノードへ送信される。それを受信す
ると、ソースノードはその伝送速度に適応させる。特
に、混雑のためにこれらのソースノードがその伝送速度
を減少する、素早く減少する、一定のままである、また
は増加することが予測されるとき、既知のネットワーク
における待ち行列ポイントは、２ビットのコードワード
をソースノードへ戻す。ソースノードがその伝送速度に
どのように適応させたかはネットワークの何れの場所に
おいても検査されないので、既知のネットワークはソー
スノードの公正な行為を信頼する。しかしながらこれら
のソースは誤った方法でその伝送速度を増加して、パケ
ットスイッチングネットワークにおけるバッファのオー
バーフローおよびデータ損失を生じさせる可能性を増加
するかもしれない。ＡＴＭフォーラムによって定められ
たATM Forum/95-0013R10に記載された標準ドラフトによ
り定められた利用可能なビット速度（ＡＢＲ）のような
伝送クラスにおいて、ソースノードは伝送速度を指数関
数的に増加すると考えられる。しかしながら、ソースの
幾つかが指数関数的にではなく、段階的に伝送速度を増
加するならば、ネットワークにおける待ち行列ポイント
はオーバロードになり、その結果ネットワークはＡＢＲ
の加入者とネットワークのオペレータとの間で生成され
たトラヒックの契約を守ることができない。
ノード、およびパケットスイッチングネットワークは、
例えば公開された国際出願第WO 93/2063号明細書から、
当業者に既に知られている。ここでは、いわゆるソース
ノードがネットワークノードおよびネットワークライン
を介していわゆる目的地ノードへデータパケットを伝送
するセルスイッチング通信ネットワークとよばれるパケ
ットスイッチングネットワークが記載されている。その
ようなネットワークノードは、比較的に遅延に鈍感なバ
ーストしたトラヒックにおいて待ち行列ポイントの機能
を実行するバッファを設けることができる。そのような
待ち行列ポイントにおいて、バッファ充填レベルを監視
することによって混雑状態を決定し、混雑が予測される
とき、いわゆるフィードバック速度制御信号を構成して
いるフィードバックデータ流制御パケットが、待ち行列
ポイントから目的地ノードへ送信される。それを受信す
ると、ソースノードはその伝送速度に適応させる。特
に、混雑のためにこれらのソースノードがその伝送速度
を減少する、素早く減少する、一定のままである、また
は増加することが予測されるとき、既知のネットワーク
における待ち行列ポイントは、２ビットのコードワード
をソースノードへ戻す。ソースノードがその伝送速度に
どのように適応させたかはネットワークの何れの場所に
おいても検査されないので、既知のネットワークはソー
スノードの公正な行為を信頼する。しかしながらこれら
のソースは誤った方法でその伝送速度を増加して、パケ
ットスイッチングネットワークにおけるバッファのオー
バーフローおよびデータ損失を生じさせる可能性を増加
するかもしれない。ＡＴＭフォーラムによって定められ
たATM Forum/95-0013R10に記載された標準ドラフトによ
り定められた利用可能なビット速度（ＡＢＲ）のような
伝送クラスにおいて、ソースノードは伝送速度を指数関
数的に増加すると考えられる。しかしながら、ソースの
幾つかが指数関数的にではなく、段階的に伝送速度を増
加するならば、ネットワークにおける待ち行列ポイント
はオーバロードになり、その結果ネットワークはＡＢＲ
の加入者とネットワークのオペレータとの間で生成され
たトラヒックの契約を守ることができない。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、上述
の既知の形式であるが上述の欠点が克服される方法、待
ち行列ネットワークノード、およびパケットスイッチン
グネットワークノードを提供することである。
の既知の形式であるが上述の欠点が克服される方法、待
ち行列ネットワークノード、およびパケットスイッチン
グネットワークノードを提供することである。
【０００４】
【課題を解決するための手段】本発明によると、この目
的は請求項１に記載された方法、請求項９に記載された
待つ行列ネットワークノード、および請求項１０に記載
されたパケットスイッチングネットワークによって達成
される。
的は請求項１に記載された方法、請求項９に記載された
待つ行列ネットワークノード、および請求項１０に記載
されたパケットスイッチングネットワークによって達成
される。
【０００５】この方法において、ソース端末を測定され
た実際のパケット速度に比例する上方パケット速度値に
戻し、例えば請求項２に記載された出力成形装置を介し
て伝送速度をこの戻された上方パケット速度値より低く
維持することによって、ネットワークによって伝送速度
の増加はそのソース端末に対して制限される。事実、上
方パケット速度値はソース端末の実際のパケット速度に
比例するので、比例係数が１．１に等しいならば、ソー
スはその伝送速度を例えば１０％増加することができ
る。複数の時間間隔において、ソース伝送速度は指数関
数的に段階的に増加する。ソースの実際のパケット速度
がもはや増加しないが例えば伝送されるデータの不足の
ために減少するならば、上方パケット速度値も減少す
る。これは、既知の方法およびノードに対する付加的な
長所である本発明にしたがって帯域幅のキャパシティが
パケットスイッチングネットワークにおいて自動的に自
由になり、ここで明示速度値が決定されて、ソースに戻
され、ソースがその伝送速度をこの明示速度値まで指数
関数的に増加することができる。このソースが十分なデ
ータを伝送しても、しなくても、既知の方法において明
示速度値に等しい割当てられた帯域幅は保持されたまま
である。本発明の方法において、待ち行列ネットワーク
ノードが混雑していない限り、この待ち行列ネットワー
クノードを通ってデータパケットを伝送するソース端末
は、指数関数的に増加する段階的にその伝送速度を増加
できるが、その伝送速度をさらに速く誤って増加する可
能性はもはやなく、それは直ちにもはや使用されない自
由な帯域幅を与える。
た実際のパケット速度に比例する上方パケット速度値に
戻し、例えば請求項２に記載された出力成形装置を介し
て伝送速度をこの戻された上方パケット速度値より低く
維持することによって、ネットワークによって伝送速度
の増加はそのソース端末に対して制限される。事実、上
方パケット速度値はソース端末の実際のパケット速度に
比例するので、比例係数が１．１に等しいならば、ソー
スはその伝送速度を例えば１０％増加することができ
る。複数の時間間隔において、ソース伝送速度は指数関
数的に段階的に増加する。ソースの実際のパケット速度
がもはや増加しないが例えば伝送されるデータの不足の
ために減少するならば、上方パケット速度値も減少す
る。これは、既知の方法およびノードに対する付加的な
長所である本発明にしたがって帯域幅のキャパシティが
パケットスイッチングネットワークにおいて自動的に自
由になり、ここで明示速度値が決定されて、ソースに戻
され、ソースがその伝送速度をこの明示速度値まで指数
関数的に増加することができる。このソースが十分なデ
ータを伝送しても、しなくても、既知の方法において明
示速度値に等しい割当てられた帯域幅は保持されたまま
である。本発明の方法において、待ち行列ネットワーク
ノードが混雑していない限り、この待ち行列ネットワー
クノードを通ってデータパケットを伝送するソース端末
は、指数関数的に増加する段階的にその伝送速度を増加
できるが、その伝送速度をさらに速く誤って増加する可
能性はもはやなく、それは直ちにもはや使用されない自
由な帯域幅を与える。
【０００６】欧州特許出願第EP 0538220号明細書は、さ
らにソースノードが実際の送信周波数に比例してその送
信周波数を増加するパケットスイッチングネットワーク
においてデータ流を制御する方法を開示する。しかしな
がらこの出願において、ソースはこの方法でそれらの送
信周波数を増加するためにネットワークによって制御さ
れない。ネットワークはソースを信頼し、ネットワーク
ノードの１つにおいて混雑が検出された場合にソースに
対してスロットリング命令を戻すが、本発明で行われる
ように混雑状態でないときに比例的フィードバックを行
わない。
らにソースノードが実際の送信周波数に比例してその送
信周波数を増加するパケットスイッチングネットワーク
においてデータ流を制御する方法を開示する。しかしな
がらこの出願において、ソースはこの方法でそれらの送
信周波数を増加するためにネットワークによって制御さ
れない。ネットワークはソースを信頼し、ネットワーク
ノードの１つにおいて混雑が検出された場合にソースに
対してスロットリング命令を戻すが、本発明で行われる
ように混雑状態でないときに比例的フィードバックを行
わない。
【０００７】本発明の別の特徴は、待ち行列ネットワー
クノードが混雑しているとき、待ち行列ネットワークノ
ードの全入力流が請求項３に記載されているように公正
な共有機構にしたがって異なる接続間で共有される目標
の全入力流へ強制的に集められることである。
クノードが混雑しているとき、待ち行列ネットワークノ
ードの全入力流が請求項３に記載されているように公正
な共有機構にしたがって異なる接続間で共有される目標
の全入力流へ強制的に集められることである。
【０００８】したがって、混雑状態になった時、その他
のソース端末よりも遅く伝送を開始したために低い伝送
速度で伝送するソース端末は、割当てられた付加的な帯
域幅を得る。これと対照的に、より早く伝送を開始し、
連続する時間間隔の間にこれらの伝送速度を上方パケッ
ト速度値まで増加する機会を得たソース端末は、これら
の伝送速度を減少しなければならない。混雑状態に到達
して以降、待ち行列ネットワークノードの全入力パケッ
ト速度は減少しなければならない。混雑状態において、
目標の全入力流は分割され、一方、混雑していない状態
においては全入力、したがって使用されるキャパシティ
は制御されたスムーズな方法で増加する。
のソース端末よりも遅く伝送を開始したために低い伝送
速度で伝送するソース端末は、割当てられた付加的な帯
域幅を得る。これと対照的に、より早く伝送を開始し、
連続する時間間隔の間にこれらの伝送速度を上方パケッ
ト速度値まで増加する機会を得たソース端末は、これら
の伝送速度を減少しなければならない。混雑状態に到達
して以降、待ち行列ネットワークノードの全入力パケッ
ト速度は減少しなければならない。混雑状態において、
目標の全入力流は分割され、一方、混雑していない状態
においては全入力、したがって使用されるキャパシティ
は制御されたスムーズな方法で増加する。
【０００９】ネットワーク制御方法でソース伝送速度を
有効キャパシティを完全に占有するように導き、バッフ
ァのオーバフローおよびデータ損失に対する危険性を避
ける目的は、混雑状態において実行される技術とは無関
係に混雑していない状態において適用される技術によっ
て達成されることに注意すべきである。混雑状態に対し
て請求項３に記載されたステップによって、ネットワー
クノードが混雑したときにリソース分配を改善すること
ができるが、上述の問題を本質的に克服するものはな
い。請求項３に記載された技術がなくても、オーバーフ
ローおよびデータ損失を避けることはできるが、そのソ
ース端末の幾つかはそれらの公正な分配割合より低い速
度で伝送を続けるであろう。
有効キャパシティを完全に占有するように導き、バッフ
ァのオーバフローおよびデータ損失に対する危険性を避
ける目的は、混雑状態において実行される技術とは無関
係に混雑していない状態において適用される技術によっ
て達成されることに注意すべきである。混雑状態に対し
て請求項３に記載されたステップによって、ネットワー
クノードが混雑したときにリソース分配を改善すること
ができるが、上述の問題を本質的に克服するものはな
い。請求項３に記載された技術がなくても、オーバーフ
ローおよびデータ損失を避けることはできるが、そのソ
ース端末の幾つかはそれらの公正な分配割合より低い速
度で伝送を続けるであろう。
【００１０】請求項４に記載された本発明の方法の特定
の実施形態において、低い速度のソース端末の上方パケ
ット速度値は、第２の状態および第１の状態において類
似の方法で増加される。
の実施形態において、低い速度のソース端末の上方パケ
ット速度値は、第２の状態および第１の状態において類
似の方法で増加される。
【００１１】この特定の実施形態の構成は請求項５に記
載されている。ここで、待ち行列ネットワークノードを
通る異なる接続における全ての公正な分配値の和は、全
入力に等しい、すなわち第２の状態に入るときの異なる
接続における全ての実際のパケット速度の和に等しいと
予測される。低い速度のソース端末は実際のパケット速
度に比例してそれらの伝送速度を増加することができる
が、請求項５に記載された式を介して、全入力速度は一
定に維持される。
載されている。ここで、待ち行列ネットワークノードを
通る異なる接続における全ての公正な分配値の和は、全
入力に等しい、すなわち第２の状態に入るときの異なる
接続における全ての実際のパケット速度の和に等しいと
予測される。低い速度のソース端末は実際のパケット速
度に比例してそれらの伝送速度を増加することができる
が、請求項５に記載された式を介して、全入力速度は一
定に維持される。
【００１２】さらに、本発明の方法の特徴は、連続する
データ流制御パケット間の時間間隔が、請求項６に記載
されたデータ流制御パケットの１往復時間に等しいこと
である。
データ流制御パケット間の時間間隔が、請求項６に記載
されたデータ流制御パケットの１往復時間に等しいこと
である。
【００１３】したがって、ソース端末がその伝送速度を
戻された上方パケット速度値まで増加できるようになっ
た後で、実際のパケット速度は待ち行列ネットワークノ
ードにおいて再び測定される。
戻された上方パケット速度値まで増加できるようになっ
た後で、実際のパケット速度は待ち行列ネットワークノ
ードにおいて再び測定される。
【００１４】本発明のさらに別の特徴は、待ち行列ノー
ドの第１および第２の状態を定めるために、請求項７お
よび８に記載されたように、その全入力をその全出力と
比較することができる。
ドの第１および第２の状態を定めるために、請求項７お
よび８に記載されたように、その全入力をその全出力と
比較することができる。
【００１５】上述の国際出願第WO 93/2063号明細書に記
載されているように、混雑を検出するために、例えばバ
ッファの充填長を監視し、予め決められた充填レベルに
到達する時を決定するような別の基準を使用することが
できるので、これは明らかに本発明の本質的な特徴では
ない。
載されているように、混雑を検出するために、例えばバ
ッファの充填長を監視し、予め決められた充填レベルに
到達する時を決定するような別の基準を使用することが
できるので、これは明らかに本発明の本質的な特徴では
ない。
【００１６】添付の図面を参照して生成された以下の実
施形態の説明を参照することによって、本発明の上述の
およびその他の目的は一層明白になり、本発明それ自身
は最もよく理解されるであろう。
施形態の説明を参照することによって、本発明の上述の
およびその他の目的は一層明白になり、本発明それ自身
は最もよく理解されるであろう。
【００１７】
【発明の実施の形態】図１に示されたネットワークは、
出力成形装置ＳＨ1 、ＳＨ2 、ＳＨ3 、ＳＨ4 と関連す
る４個の有効ビット速度（ＡＢＲ）ソースノードＳ1 、
Ｓ2 、Ｓ3 、Ｓ4 と、３個の有効ビット速度（ＡＢＲ）
目的地ノードＤ1 、Ｄ2 、Ｄ3 と、第１のスイッチング
ノードＮ1 と、待ち行列ポイントＱと、および第２のス
イッチングノードＮ2 とを含む非同期伝送モード（ＡＴ
Ｍ）セルスイッチングネットワークである。
出力成形装置ＳＨ1 、ＳＨ2 、ＳＨ3 、ＳＨ4 と関連す
る４個の有効ビット速度（ＡＢＲ）ソースノードＳ1 、
Ｓ2 、Ｓ3 、Ｓ4 と、３個の有効ビット速度（ＡＢＲ）
目的地ノードＤ1 、Ｄ2 、Ｄ3 と、第１のスイッチング
ノードＮ1 と、待ち行列ポイントＱと、および第２のス
イッチングノードＮ2 とを含む非同期伝送モード（ＡＴ
Ｍ）セルスイッチングネットワークである。
【００１８】ＡＢＲソースＳ1 、Ｓ2 、Ｓ3 、Ｓ4 は各
出力成形装置ＳＨ1 、ＳＨ2 、ＳＨ3 、ＳＨ4 、および
各アクセスリンクを介して第１のスイッチングノードＮ
1 に接続されている。第１のスイッチングノードＮ1 の
出力は待ち行列ポイントＱの入力に接続され、待ち行列
ポイントＱの出力は第２のスイッチングノードＮ2 の入
力に接続されている。スイッッチングノードＮ2 は、各
アクセスリンクを介して、各目的地ノードＤ1 、Ｄ2 、
およびＤ3 に接続されている。
出力成形装置ＳＨ1 、ＳＨ2 、ＳＨ3 、ＳＨ4 、および
各アクセスリンクを介して第１のスイッチングノードＮ
1 に接続されている。第１のスイッチングノードＮ1 の
出力は待ち行列ポイントＱの入力に接続され、待ち行列
ポイントＱの出力は第２のスイッチングノードＮ2 の入
力に接続されている。スイッッチングノードＮ2 は、各
アクセスリンクを介して、各目的地ノードＤ1 、Ｄ2 、
およびＤ3 に接続されている。
【００１９】図１の非同期伝送モード（ＡＴＭ）ネット
ワークは、ＡＴＭフォーラムによって定められているよ
うに幾つかのクラスのサービスを支援する。有効ビット
速度（ＡＢＲ）は、超過したネットワークキャパシティ
を活用するそのようなサービスの１クラス、または一定
ビット速度あるいは可変ビット速度のサービスによって
まだ占められていない帯域幅である。ＡＢＲは、ネット
ワークの待ち行列ポイントＱおよび目的地ノードＤ1 、
Ｄ2 、Ｄ3 がネットワークの混雑をソースノードＳ1 、
Ｓ2 、Ｓ3 、Ｓ4 へ報告できるようにするフィードバッ
ク機構を有するサービスの１クラスである。したがっ
て、ネットワークにおける待ち行列ポイントＱがオーバ
ーロードしないように、ソースノードＳ1 、Ｓ2 、Ｓ3
、Ｓ4 はその伝送速度を減少することができる。ＡＢ
Ｒは、ＡＴＭネットワークにおいて爆発的な予測不可能
なトラヒックの伝送のみのために使用される。ＡＴＭフ
ォーラムによって定められた異なるサービスクラスおよ
びＡＢＲトラヒック契約において特定化されたパラメー
タの概要は、Neil Rickard氏の文献（Telecommunicatio
ns, Vol.29, No.4, 1995年 4月）に記載されている。
ワークは、ＡＴＭフォーラムによって定められているよ
うに幾つかのクラスのサービスを支援する。有効ビット
速度（ＡＢＲ）は、超過したネットワークキャパシティ
を活用するそのようなサービスの１クラス、または一定
ビット速度あるいは可変ビット速度のサービスによって
まだ占められていない帯域幅である。ＡＢＲは、ネット
ワークの待ち行列ポイントＱおよび目的地ノードＤ1 、
Ｄ2 、Ｄ3 がネットワークの混雑をソースノードＳ1 、
Ｓ2 、Ｓ3 、Ｓ4 へ報告できるようにするフィードバッ
ク機構を有するサービスの１クラスである。したがっ
て、ネットワークにおける待ち行列ポイントＱがオーバ
ーロードしないように、ソースノードＳ1 、Ｓ2 、Ｓ3
、Ｓ4 はその伝送速度を減少することができる。ＡＢ
Ｒは、ＡＴＭネットワークにおいて爆発的な予測不可能
なトラヒックの伝送のみのために使用される。ＡＴＭフ
ォーラムによって定められた異なるサービスクラスおよ
びＡＢＲトラヒック契約において特定化されたパラメー
タの概要は、Neil Rickard氏の文献（Telecommunicatio
ns, Vol.29, No.4, 1995年 4月）に記載されている。
【００２０】１文献(ABR Standard ATM Forum/95-0013R
10) によると、ＡＢＲソースは初期速度ＩＲで送信を開
始し、明示速度値とよばれる上限速度値ＥＲに到達する
まで、その伝送速度を指数関数的に増加する。規則的な
時間間隔で、ＡＢＲソースは伝送されるセル流内にいわ
ゆるリソース管理セルを挿入する。これらのリソース管
理セルは、ソースノードと目的地ノードとの間の通信路
に沿ってノードによって変更された後で、ＡＴＭネット
ワークに反射される。この方法において、ＡＴＭネット
ワークがリソース伝送速度を制御できるように、フィー
ドバックループが構成される。
10) によると、ＡＢＲソースは初期速度ＩＲで送信を開
始し、明示速度値とよばれる上限速度値ＥＲに到達する
まで、その伝送速度を指数関数的に増加する。規則的な
時間間隔で、ＡＢＲソースは伝送されるセル流内にいわ
ゆるリソース管理セルを挿入する。これらのリソース管
理セルは、ソースノードと目的地ノードとの間の通信路
に沿ってノードによって変更された後で、ＡＴＭネット
ワークに反射される。この方法において、ＡＴＭネット
ワークがリソース伝送速度を制御できるように、フィー
ドバックループが構成される。
【００２１】以下の段落において、図１に示されたネッ
トワークの特定の状況が記載されており、本発明におい
て上記のリソース管理セルをどのように使用すべきであ
るかを説明している。
トワークの特定の状況が記載されており、本発明におい
て上記のリソース管理セルをどのように使用すべきであ
るかを説明している。
【００２２】時間０において、３つの接続が待つ行列ポ
イントＱを介して設定されると仮定される。第１の接続
はソースＳ1 と目的地Ｄ1 との間で設定され、第２の接
続はソースＳ3 と目的地Ｄ3 との間で設定され、第３の
接続はソースノードＳ4 と目的地ノードＤ2 との間で設
定される。さらに、第４の接続は基準時間０の１０ミリ
秒後にソースノードＳ2 と目的地ノードＤ3 との間で設
定されると仮定する。その出力、すなわち待ち行列ポイ
ントＱと第２のスイッチングノードＮ2 との間のリンク
において、待ち行列ポイントは時間０において１００Mb
it/sのキャパシティを有する。上述の状況を簡単にする
ために、待ち行列ポイントＱの出力リンクにおいて有効
なこのキャパシティは一定を維持すると仮定する。ＡＢ
Ｒ基準にしたがって、各ＡＢＲソースＳ1 、Ｓ3 、およ
びＳ4 は、時間０において２０Mbit/sであると仮定され
る初期伝送速度ＩＲで伝送を開始する。したがって、時
間０以降、ソースＳ1 、Ｓ3 、およびＳ4 はそれぞれ２
０Mbit/sの速度でＡＴＭセルを待ち行列ポイントＱへ送
信する。ソース管理セルが待ち行列ポイントＱとの間を
移動する往復時間ＲＴＴの半分に等しい時間で、待ち行
列ポイントＱは、通過する全ての接続の伝送速度を測定
する。記載された例において、往復時間ＲＴＴは２ミリ
秒であると仮定される。したがってＳ1 とＤ1 、Ｓ3 と
Ｄ3 、Ｓ4 とＤ2 との間の接続に対して待ち行列ポイン
トＱによって測定された現在のセル速度ＣＣＲは、それ
ぞれ２０Mbit/sに等しい。その瞬間における待ち行列の
全入力流は６０Mbit/sである。待ち行列ポイントＱはそ
のときに３つの接続に対して明示速度値ＥＲを発生し、
これらの明示速度値ＥＲをリソース管理セル用のバック
ワードチャンネルを介して各ソースＳ1 、Ｓ3 、および
Ｓ4 へ戻す。ソースＳ1、Ｓ3 、およびＳ4 が将来伝送
可能な明示速度値ＥＲまたは最高速度は、以下の式から
計算される。 ＥＲ＝ＣＣＲ×（１．１） （１）
イントＱを介して設定されると仮定される。第１の接続
はソースＳ1 と目的地Ｄ1 との間で設定され、第２の接
続はソースＳ3 と目的地Ｄ3 との間で設定され、第３の
接続はソースノードＳ4 と目的地ノードＤ2 との間で設
定される。さらに、第４の接続は基準時間０の１０ミリ
秒後にソースノードＳ2 と目的地ノードＤ3 との間で設
定されると仮定する。その出力、すなわち待ち行列ポイ
ントＱと第２のスイッチングノードＮ2 との間のリンク
において、待ち行列ポイントは時間０において１００Mb
it/sのキャパシティを有する。上述の状況を簡単にする
ために、待ち行列ポイントＱの出力リンクにおいて有効
なこのキャパシティは一定を維持すると仮定する。ＡＢ
Ｒ基準にしたがって、各ＡＢＲソースＳ1 、Ｓ3 、およ
びＳ4 は、時間０において２０Mbit/sであると仮定され
る初期伝送速度ＩＲで伝送を開始する。したがって、時
間０以降、ソースＳ1 、Ｓ3 、およびＳ4 はそれぞれ２
０Mbit/sの速度でＡＴＭセルを待ち行列ポイントＱへ送
信する。ソース管理セルが待ち行列ポイントＱとの間を
移動する往復時間ＲＴＴの半分に等しい時間で、待ち行
列ポイントＱは、通過する全ての接続の伝送速度を測定
する。記載された例において、往復時間ＲＴＴは２ミリ
秒であると仮定される。したがってＳ1 とＤ1 、Ｓ3 と
Ｄ3 、Ｓ4 とＤ2 との間の接続に対して待ち行列ポイン
トＱによって測定された現在のセル速度ＣＣＲは、それ
ぞれ２０Mbit/sに等しい。その瞬間における待ち行列の
全入力流は６０Mbit/sである。待ち行列ポイントＱはそ
のときに３つの接続に対して明示速度値ＥＲを発生し、
これらの明示速度値ＥＲをリソース管理セル用のバック
ワードチャンネルを介して各ソースＳ1 、Ｓ3 、および
Ｓ4 へ戻す。ソースＳ1、Ｓ3 、およびＳ4 が将来伝送
可能な明示速度値ＥＲまたは最高速度は、以下の式から
計算される。 ＥＲ＝ＣＣＲ×（１．１） （１）
【００２３】式（１）は、各ソースＳ1 、Ｓ3 、および
Ｓ4 が現在存在する伝送速度と比較して１０％増加した
データ速度でデータを送信できることを示唆している。
待ち行列ポイントＱを通過する３つの接続に供給される
リソース管理セルは、２０×（１．１）＝２２Mbit/sに
等しい明示速度ＥＲの領域を有し、ソースノードＳ1、
Ｓ3 、およびＳ4 に伝送されて、２ミリ秒の時間で受信
される。この時間以降、ソースＳ1 、Ｓ3 、およびＳ4
はその伝送速度を２２Mbit/sまで増加する。より正確に
は、ソースノードＳ1 、Ｓ3 、およびＳ4 の各出力成形
装置ＳＨ1 、ＳＨ3 、およびＳＨ4 は、待ち行列ポイン
トＱによって戻されるリソース管理セルを受信し、ソー
スＳ1 、Ｓ3 、およびＳ4 の伝送速度を新しく受信され
た明示速度値ＥＲ、すなわち２２Mbit/sより下に維持す
る。図２のＢから、往復時間ＲＴＴの半分において、待
ち行列ポイントＱによって定められる明示速度値ＥＲが
増加することが認められる。時間ＲＴＴにおいて、ＡＢ
ＲソースＳ1 の伝送速度ＳＲは新しい明示速度値ＥＲに
適応する。
Ｓ4 が現在存在する伝送速度と比較して１０％増加した
データ速度でデータを送信できることを示唆している。
待ち行列ポイントＱを通過する３つの接続に供給される
リソース管理セルは、２０×（１．１）＝２２Mbit/sに
等しい明示速度ＥＲの領域を有し、ソースノードＳ1、
Ｓ3 、およびＳ4 に伝送されて、２ミリ秒の時間で受信
される。この時間以降、ソースＳ1 、Ｓ3 、およびＳ4
はその伝送速度を２２Mbit/sまで増加する。より正確に
は、ソースノードＳ1 、Ｓ3 、およびＳ4 の各出力成形
装置ＳＨ1 、ＳＨ3 、およびＳＨ4 は、待ち行列ポイン
トＱによって戻されるリソース管理セルを受信し、ソー
スＳ1 、Ｓ3 、およびＳ4 の伝送速度を新しく受信され
た明示速度値ＥＲ、すなわち２２Mbit/sより下に維持す
る。図２のＢから、往復時間ＲＴＴの半分において、待
ち行列ポイントＱによって定められる明示速度値ＥＲが
増加することが認められる。時間ＲＴＴにおいて、ＡＢ
ＲソースＳ1 の伝送速度ＳＲは新しい明示速度値ＥＲに
適応する。
【００２４】待ち行列ポイントＱの全入力流は、１００
Mbit/sの利用可能な出力キャパシティより下に留り、そ
の他のソースが待ち行列ポイントＱを通る接続を介して
データ伝送を開始しない条件を維持する限り、上述の処
理手順が繰返される。したがって、３ミリ秒の時間で、
待ち行列ポイントＱは現在のセル速度ＣＣＲを測定し、
各接続における新しい明示速度値ＥＲを計算する。各ソ
ースＳ1 、Ｓ3 、およびＳ4 が、伝送される十分なデー
タを伝送し、その結果これが許可されたときその伝送速
度を増加することが予想されるならば、この明示速度値
ＥＲは先の明示速度値ＥＲよりも１０％高くなる。４ミ
リ秒の時間において、新しい明示速度値ＥＲを含むリソ
ース管理セルは各出力成形装置ＳＨ1 、ＳＨ3 、および
ＳＨ4 に到達し、ＡＢＲソースＳ1 、Ｓ3 、およびＳ4
の伝送速度を増加する。式（１）を使用することによっ
て、ソースＳ1 、Ｓ3 、およびＳ4 は４ミリ秒以降にお
いて２４．２Mbit/sで伝送するように変更することがで
きる。類似の方法において、伝送速度は６ミリ秒の時間
において２６．６２Mbit/s、８ミリ秒の時間において２
９．２８２Mbit/s、および１０ミリ秒の時間において３
２．２１０２Mbit/sに増加する。図２のＢのグラフは、
ソースＳ1 と目的地Ｄ1 との間の接続に対して待ち行列
ポイントＱによって計算される明示速度ＥＲ、およびソ
ースＳ1 の伝送速度ＳＲの発展の概要を示している。こ
の図から、連続する明示速度値ＥＲ間のステップ、した
がって伝送速度ＳＲの発展が指数関数的に増加すること
が分かる。
Mbit/sの利用可能な出力キャパシティより下に留り、そ
の他のソースが待ち行列ポイントＱを通る接続を介して
データ伝送を開始しない条件を維持する限り、上述の処
理手順が繰返される。したがって、３ミリ秒の時間で、
待ち行列ポイントＱは現在のセル速度ＣＣＲを測定し、
各接続における新しい明示速度値ＥＲを計算する。各ソ
ースＳ1 、Ｓ3 、およびＳ4 が、伝送される十分なデー
タを伝送し、その結果これが許可されたときその伝送速
度を増加することが予想されるならば、この明示速度値
ＥＲは先の明示速度値ＥＲよりも１０％高くなる。４ミ
リ秒の時間において、新しい明示速度値ＥＲを含むリソ
ース管理セルは各出力成形装置ＳＨ1 、ＳＨ3 、および
ＳＨ4 に到達し、ＡＢＲソースＳ1 、Ｓ3 、およびＳ4
の伝送速度を増加する。式（１）を使用することによっ
て、ソースＳ1 、Ｓ3 、およびＳ4 は４ミリ秒以降にお
いて２４．２Mbit/sで伝送するように変更することがで
きる。類似の方法において、伝送速度は６ミリ秒の時間
において２６．６２Mbit/s、８ミリ秒の時間において２
９．２８２Mbit/s、および１０ミリ秒の時間において３
２．２１０２Mbit/sに増加する。図２のＢのグラフは、
ソースＳ1 と目的地Ｄ1 との間の接続に対して待ち行列
ポイントＱによって計算される明示速度ＥＲ、およびソ
ースＳ1 の伝送速度ＳＲの発展の概要を示している。こ
の図から、連続する明示速度値ＥＲ間のステップ、した
がって伝送速度ＳＲの発展が指数関数的に増加すること
が分かる。
【００２５】既に述べられたように、１０ミリ秒の時間
以降、ソースノードＳ2 と目的地ノードＤ3 との間の接
続が設定される。その結果、ソースＳ2 は１０ミリ秒の
時間において２０Mbit/sの初期速度ＩＲで伝送を開始す
る。この瞬間以降、待ち行列ポイントＱの全入力流、す
なわち３２．２１０２×３＋２０＝１１６．６３０６Mb
it/sは、１００Mbit/sの有効出力キャパシティを越え
る。これは、１１ミリ秒の時間において異なる接続の現
在のセル速度ＣＣＲを測定するときに、待ち行列ポイン
トＱによって検出される。その結果、待ち行列ポイント
Ｑは、混雑状態とよばれる第２の動作状態に入る。混雑
状態の待ち行列ポイントＱは、その全入力キャパシティ
をもはや増加させない。それにもかかわらず、４つの接
続間の公正ベースで、１００Mbit/sの有効出力キャパシ
ティを分配する別の動作が実行される。待ち行列ポイン
トＱは、最初に各接続に対して公正な分配値ＦＳを計算
する。最も簡単な例において、待ち行列ポイントＱは、
接続の数、すなわち４によって１００Mbit/sの目標の全
入力流を分割し、等しい公正な分配値ＦＳを各接続に結
合する。上記の状況において、４つの接続は２５Mbit/s
の公正な分配値を得る。さらに、接続は２つのグルー
プ、すなわち公正な分配値ＦＳよりも大きい現在のセル
速度ＣＣＲを有する高い速度の接続グループ、および公
正な分配値ＦＳよりも小さいまたはそれに等しい現在の
セル速度を有する低い速度の接続グループに分類され
る。上記の例において、高い速度のグループはＳ1 とＤ
1 との間、Ｓ3 とＤ3 との間、およびＳ4 とＤ2 との間
の接続を含み、一方で低い速度のグループは後で設定さ
れたＳ2 とＤ3 との間の接続のみを含む。待ち行列ポイ
ントＱは、低い速度のグループに属する接続のみがその
伝送速度をさらに増加できるようにする。混雑状態にお
ける待ち行列ポイントＱの全入力流は、この特定の実施
形態において１００Mbit/sである待ち行列ポイントＱの
出力における利用可能なキャパシティに等しく選択され
る目標の全入力流にまとめられなければならない。ソー
スＳ2 と目的地Ｄ3 との間の接続が後は設定されたの
で、それはその伝送速度を指数関数的に増加する可能性
をまだ得ていなかった。したがって、この接続は混雑状
態においてもその速度を増加することができるであろ
う。早く設定された３つの接続は、占有したキャパシテ
ィの一部分を戻さなければならない。１１ミリ秒の時間
において明示速度値の新しい組を定めるために、待ち行
列ポイントＱは以下の式を使用する。低い速度のグルー
プに対して、 ＥＲ＝ＣＣＲ＋（ＦＳ−ＣＣＲ）×０．１ （２） 高い速度のグループに対して、 ＥＲ＝ＣＣＲ−（ＣＣＲ−ＦＳ）×０．１ （３）
以降、ソースノードＳ2 と目的地ノードＤ3 との間の接
続が設定される。その結果、ソースＳ2 は１０ミリ秒の
時間において２０Mbit/sの初期速度ＩＲで伝送を開始す
る。この瞬間以降、待ち行列ポイントＱの全入力流、す
なわち３２．２１０２×３＋２０＝１１６．６３０６Mb
it/sは、１００Mbit/sの有効出力キャパシティを越え
る。これは、１１ミリ秒の時間において異なる接続の現
在のセル速度ＣＣＲを測定するときに、待ち行列ポイン
トＱによって検出される。その結果、待ち行列ポイント
Ｑは、混雑状態とよばれる第２の動作状態に入る。混雑
状態の待ち行列ポイントＱは、その全入力キャパシティ
をもはや増加させない。それにもかかわらず、４つの接
続間の公正ベースで、１００Mbit/sの有効出力キャパシ
ティを分配する別の動作が実行される。待ち行列ポイン
トＱは、最初に各接続に対して公正な分配値ＦＳを計算
する。最も簡単な例において、待ち行列ポイントＱは、
接続の数、すなわち４によって１００Mbit/sの目標の全
入力流を分割し、等しい公正な分配値ＦＳを各接続に結
合する。上記の状況において、４つの接続は２５Mbit/s
の公正な分配値を得る。さらに、接続は２つのグルー
プ、すなわち公正な分配値ＦＳよりも大きい現在のセル
速度ＣＣＲを有する高い速度の接続グループ、および公
正な分配値ＦＳよりも小さいまたはそれに等しい現在の
セル速度を有する低い速度の接続グループに分類され
る。上記の例において、高い速度のグループはＳ1 とＤ
1 との間、Ｓ3 とＤ3 との間、およびＳ4 とＤ2 との間
の接続を含み、一方で低い速度のグループは後で設定さ
れたＳ2 とＤ3 との間の接続のみを含む。待ち行列ポイ
ントＱは、低い速度のグループに属する接続のみがその
伝送速度をさらに増加できるようにする。混雑状態にお
ける待ち行列ポイントＱの全入力流は、この特定の実施
形態において１００Mbit/sである待ち行列ポイントＱの
出力における利用可能なキャパシティに等しく選択され
る目標の全入力流にまとめられなければならない。ソー
スＳ2 と目的地Ｄ3 との間の接続が後は設定されたの
で、それはその伝送速度を指数関数的に増加する可能性
をまだ得ていなかった。したがって、この接続は混雑状
態においてもその速度を増加することができるであろ
う。早く設定された３つの接続は、占有したキャパシテ
ィの一部分を戻さなければならない。１１ミリ秒の時間
において明示速度値の新しい組を定めるために、待ち行
列ポイントＱは以下の式を使用する。低い速度のグルー
プに対して、 ＥＲ＝ＣＣＲ＋（ＦＳ−ＣＣＲ）×０．１ （２） 高い速度のグループに対して、 ＥＲ＝ＣＣＲ−（ＣＣＲ−ＦＳ）×０．１ （３）
【００２６】全ての公正な分配値ＦＳの和が待ち行列ポ
イントＱの目標の全入力流に等しく、全ての現在のセル
速度値ＣＣＲの和が将来の全入力の最大値に等しいの
で、式（２）および（３）は、低い速度の接続に対する
明示速度値ＥＲを増加し、高い速度の接続に対する明示
速度値ＥＲを減少することによって、目標の全入力流に
向って待ち行列ポイントＱの全入力を減少する要求を満
たす。上記の例を参照すると、Ｓ1 とＤ1 の間、Ｓ3 と
Ｄ3 との間、Ｓ4 とＤ2 との間、Ｓ2 とＤ3 との間の接
続に対して待ち行列ポイントＱによってソースノードＳ
1 、Ｓ3 、Ｓ4 、およびＳ2 へ戻される明示速度値ＥＲ
は、それぞれ３２−０．１×（３２−２５）＝３１．３
Mbit/s、３１．３Mbit/sおよび２０＋０．１×（２５−
２０）＝２０．５Mbit/sになる。その結果、１２ミリ秒
における全入力流は３１．３Mbit/s×３＋２０．５＝１
１４．４Mbit/sに等しい。
イントＱの目標の全入力流に等しく、全ての現在のセル
速度値ＣＣＲの和が将来の全入力の最大値に等しいの
で、式（２）および（３）は、低い速度の接続に対する
明示速度値ＥＲを増加し、高い速度の接続に対する明示
速度値ＥＲを減少することによって、目標の全入力流に
向って待ち行列ポイントＱの全入力を減少する要求を満
たす。上記の例を参照すると、Ｓ1 とＤ1 の間、Ｓ3 と
Ｄ3 との間、Ｓ4 とＤ2 との間、Ｓ2 とＤ3 との間の接
続に対して待ち行列ポイントＱによってソースノードＳ
1 、Ｓ3 、Ｓ4 、およびＳ2 へ戻される明示速度値ＥＲ
は、それぞれ３２−０．１×（３２−２５）＝３１．３
Mbit/s、３１．３Mbit/sおよび２０＋０．１×（２５−
２０）＝２０．５Mbit/sになる。その結果、１２ミリ秒
における全入力流は３１．３Mbit/s×３＋２０．５＝１
１４．４Mbit/sに等しい。
【００２７】混雑状態が無くなるまで、式（２）および
（３）に基づく公正な分配値の計算および明示速度値の
計算が繰返される。例えば付加的なキャパシティが待ち
行列ポイントＱの出力リンクにおいて利用できるように
なるとき、または存在する接続の１つが除かれるときに
これが行われる。存在する接続の１つにおける現在のセ
ル速度ＣＣＲが、例えばソースノードにおいて伝送され
るデータが無くなるために低下するときにもこれが行わ
れる。事実、本発明の長所は、接続によってもはや使用
されないキャパシティがほとんど直ぐに自由になり、そ
の他の接続に分配できることである。式（１）、
（２）、および（３）から、伝送されるデータの無くな
ることによって接続の現在のセル速度ＣＣＲが減少し、
さらに待ち行列ポイントＱによって戻される明示速度値
ＥＲも減少する場合に明白であることが分かる。本発明
は図２のＡによって示された既知の方法と著しく異な
り、明示速度値ＥＲが決定され、ソースへ戻し、ソース
はその伝送速度を明示速度値ＥＲまで指数関数的に増加
することができる。このソースが十分なデータを伝送し
ても、しなくても、分配された帯域幅ＥＲは保留された
ままである。
（３）に基づく公正な分配値の計算および明示速度値の
計算が繰返される。例えば付加的なキャパシティが待ち
行列ポイントＱの出力リンクにおいて利用できるように
なるとき、または存在する接続の１つが除かれるときに
これが行われる。存在する接続の１つにおける現在のセ
ル速度ＣＣＲが、例えばソースノードにおいて伝送され
るデータが無くなるために低下するときにもこれが行わ
れる。事実、本発明の長所は、接続によってもはや使用
されないキャパシティがほとんど直ぐに自由になり、そ
の他の接続に分配できることである。式（１）、
（２）、および（３）から、伝送されるデータの無くな
ることによって接続の現在のセル速度ＣＣＲが減少し、
さらに待ち行列ポイントＱによって戻される明示速度値
ＥＲも減少する場合に明白であることが分かる。本発明
は図２のＡによって示された既知の方法と著しく異な
り、明示速度値ＥＲが決定され、ソースへ戻し、ソース
はその伝送速度を明示速度値ＥＲまで指数関数的に増加
することができる。このソースが十分なデータを伝送し
ても、しなくても、分配された帯域幅ＥＲは保留された
ままである。
【００２８】上記の例において、全てのソースＳ1 、Ｓ
2 、Ｓ3 、Ｓ4 において往復時間ＲＴＴは２ミリ秒に等
しいと仮定されたことに注意しなければならない。明ら
かに、この仮定は計算を簡単にするために設定されたも
のである。上述の技術は、異なるソースが異なる往復時
間を有するネットワークに対しても適用可能であること
が当業者に明白であるので、上述の仮定は本発明を制限
するものとして考えられるべきではない。
2 、Ｓ3 、Ｓ4 において往復時間ＲＴＴは２ミリ秒に等
しいと仮定されたことに注意しなければならない。明ら
かに、この仮定は計算を簡単にするために設定されたも
のである。上述の技術は、異なるソースが異なる往復時
間を有するネットワークに対しても適用可能であること
が当業者に明白であるので、上述の仮定は本発明を制限
するものとして考えられるべきではない。
【００２９】さらに、現在のセル速度ＣＣＲを得るため
に、待ち行列ノードＱは、その送信の時にリソース管理
セルにおいてＡＢＲソース、それら自身によって挿入さ
れる現在のセル速度値に依存することにも注意すべきで
ある。したがって、セル速度の測定は不必要になる。事
実、上述のＡＢＲ基準にしたがって、ソースノードＳ1
、Ｓ2 、Ｓ3 、Ｓ4 は、リソース管理セルの現在のセ
ル速度の領域にそれらの実際の送信セル速度値を挿入す
ると考えられる。しかしながら、このソースから発生さ
れた情報に頼ることは、待ち行列ポイントＱから一層高
いキャパシティを得るために、ＡＢＲソースＳ1 、Ｓ2
、Ｓ3 、Ｓ4 によってこれらの値を誤って使用する危
険性を含んでいる。
に、待ち行列ノードＱは、その送信の時にリソース管理
セルにおいてＡＢＲソース、それら自身によって挿入さ
れる現在のセル速度値に依存することにも注意すべきで
ある。したがって、セル速度の測定は不必要になる。事
実、上述のＡＢＲ基準にしたがって、ソースノードＳ1
、Ｓ2 、Ｓ3 、Ｓ4 は、リソース管理セルの現在のセ
ル速度の領域にそれらの実際の送信セル速度値を挿入す
ると考えられる。しかしながら、このソースから発生さ
れた情報に頼ることは、待ち行列ポイントＱから一層高
いキャパシティを得るために、ＡＢＲソースＳ1 、Ｓ2
、Ｓ3 、Ｓ4 によってこれらの値を誤って使用する危
険性を含んでいる。
【００３０】混雑状態において、異なる接続に対する公
正な分配値を計算するために公正さのアルゴリズムを使
用できることにも注意すべきである。本発明の目的は、
混雑していない状態におけるネットワーク制御方法でソ
ースが利用可能なキャパシティを完全に占有するように
ソース速度を制御することであるので、混雑状態におい
て異なる接続間でリソースを分配するためにどのアルゴ
リズムが混雑した状態において使用されるかは重要では
ない。１組の接続の間でリソースを分配するために使用
される公正さのアルゴリズムの概要は、 Cui-Qing Yang
氏および AlapiV. S. Reddy氏による文献（'IEEE Netwo
rk', 1995年 7,8月）に記載されている。
正な分配値を計算するために公正さのアルゴリズムを使
用できることにも注意すべきである。本発明の目的は、
混雑していない状態におけるネットワーク制御方法でソ
ースが利用可能なキャパシティを完全に占有するように
ソース速度を制御することであるので、混雑状態におい
て異なる接続間でリソースを分配するためにどのアルゴ
リズムが混雑した状態において使用されるかは重要では
ない。１組の接続の間でリソースを分配するために使用
される公正さのアルゴリズムの概要は、 Cui-Qing Yang
氏および AlapiV. S. Reddy氏による文献（'IEEE Netwo
rk', 1995年 7,8月）に記載されている。
【００３１】さらに、待ち行列ポイントＱの混雑を定め
る基準は、上述の実施形態で使用されたものと異なって
も良いことは当業者に明白である。全入力流を待ち行列
ポイントＱの有効出力キャパシティと比較する代りに、
待ち行列ポイントＱにおけるバッファの充填レベルを監
視することによって混雑状態を決定することもできる。
予め定められた閾値レベルを越えたとき、待ち行列ポン
トＱは混雑状態に入っている可能性がある。したがっ
て、混雑の基準もまた本発明を制限するものとして認識
するべきではない。
る基準は、上述の実施形態で使用されたものと異なって
も良いことは当業者に明白である。全入力流を待ち行列
ポイントＱの有効出力キャパシティと比較する代りに、
待ち行列ポイントＱにおけるバッファの充填レベルを監
視することによって混雑状態を決定することもできる。
予め定められた閾値レベルを越えたとき、待ち行列ポン
トＱは混雑状態に入っている可能性がある。したがっ
て、混雑の基準もまた本発明を制限するものとして認識
するべきではない。
【００３２】さらに本発明は、上記の例において例えば
初期速度ＩＲ、明示速度ＥＲと現在のセル速度ＣＣＲと
の間の比例係数、等を示した図に限定されないことにも
注意すべきである。
初期速度ＩＲ、明示速度ＥＲと現在のセル速度ＣＣＲと
の間の比例係数、等を示した図に限定されないことにも
注意すべきである。
【００３３】また、記載された実施形態において、戻さ
れた明示速度値より低いソース伝送速度を維持する出力
成形装置が、ソース端末の出力に結合されるか、または
ソース端末それ自身に集積され、フィードバック流速度
制御情報を解釈することができ、そのときにソース端末
の送信速度を制御することができるその他の手段に置換
できることにも注意すべきである。
れた明示速度値より低いソース伝送速度を維持する出力
成形装置が、ソース端末の出力に結合されるか、または
ソース端末それ自身に集積され、フィードバック流速度
制御情報を解釈することができ、そのときにソース端末
の送信速度を制御することができるその他の手段に置換
できることにも注意すべきである。
【００３４】さらに、上述のネットワークはＡＢＲソー
スおよびＡＢＲ目的地を有するＡＴＭネットワークであ
るが、本発明の応用はＡＢＲまたはＡＴＭの分野に制限
されないことにも注意すべきである。当業者に明白なよ
うに、わずかな変形は遅延に対して非常に鈍感な爆発的
なデータパケットがソースノードから待ち行列手段を介
して目的地ノードへ伝送され、フィードバックループに
よってネットワークノードがソースノードの伝送速度を
制御することのできる他のネットワークに統合されるよ
うにそれを適応させるように上述の実施形態に適用する
ことができる。本発明は、例えばＬＡＮ（ローカル・エ
リア・ネットワーク）、コンピュータネットワーク、ま
たは上述の文献に記載されているＶＢＲ＋（可変ビット
速度プラス）クラスのようなサービスクラスを支援する
ＡＴＭネットワークに適用可能である。
スおよびＡＢＲ目的地を有するＡＴＭネットワークであ
るが、本発明の応用はＡＢＲまたはＡＴＭの分野に制限
されないことにも注意すべきである。当業者に明白なよ
うに、わずかな変形は遅延に対して非常に鈍感な爆発的
なデータパケットがソースノードから待ち行列手段を介
して目的地ノードへ伝送され、フィードバックループに
よってネットワークノードがソースノードの伝送速度を
制御することのできる他のネットワークに統合されるよ
うにそれを適応させるように上述の実施形態に適用する
ことができる。本発明は、例えばＬＡＮ（ローカル・エ
リア・ネットワーク）、コンピュータネットワーク、ま
たは上述の文献に記載されているＶＢＲ＋（可変ビット
速度プラス）クラスのようなサービスクラスを支援する
ＡＴＭネットワークに適用可能である。
【００３５】本発明の原理は上記において特定の装置と
関係付けられて開示されているが、これは単なる例であ
り、本発明の技術的範囲を限定していないことは当業者
に明白である。
関係付けられて開示されているが、これは単なる例であ
り、本発明の技術的範囲を限定していないことは当業者
に明白である。
【図１】本発明のパケットスイッチングネットワークを
示すブロック図。
示すブロック図。
【図２】既知の方法の実行を示すグラフおよび本発明の
方法の実行を示すグラフ。
方法の実行を示すグラフ。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 リュディー・ジョルジュ・エブケ ベルギー国、ビー − 2020 アントワー プ、カミーユ・ユイスマーンスラーン 57 ビュス ２ (72)発明者 ヨハン・ヒルダ・ウイッタース ベルギー国、ビー − 2610 アントワー プ、アルフォンス・ウェレンスストラート 28
Claims (10)
- 【請求項１】 複数のネットワークリンクおよびネット
ワークノードを介してソース端末と目的地端末との間で
設定される接続上を伝送されるデータのデータ流速度を
制御し、前記ネットワークノードの１つ以上のものがデ
ータ流制御パケットをソース端末へ戻すことができる待
ち行列ネットワークノードを構成しているデータ流速度
制御の方法において、 前記データ流制御パケットは前記ソース端末において制
御される前記データ流速度に基づく情報を含み、 前記待ち行列ノードが混雑していない第１の状態におい
て、前記待ち行列ネットワークノードは、前記データ流
制御パケットが戻される前に、 ａ．前記接続上を伝送されるデータの実際のパケット速
度を獲得し、 ｂ．前記実際のパケット速度に比例する上方パケット速
度値を計算し、 ｃ．前記データ流制御パケット中に前記上方パケット速
度値を挿入し、 ｄ．前記ソース端末において前記上方パケット速度値よ
りも低く前記データ流速度を維持するステップを実行す
ることを特徴とするデータ流速度制御方法。 - 【請求項２】 前記ステップｄを実行するために、前記
ソース端末の出力において出力成形装置が、前記データ
流制御パケットを受信したときに、前記上方パケット速
度値より低く前記データ流速度を維持する請求項１記載
の方法。 - 【請求項３】 前記待ち行列ネットワークノードが混雑
している第２の状態において、前記待ち行列ネットワー
クノードは、前記データ流制御パケットが戻される前
に、 ｅ．公正さのアルゴリズムに基づいて、前記接続に類似
し、前記待ち行列ネットワークノードを通る各接続に対
する公正な分配値を計算し、 ｆ．前記待ち行列ネットワークノードを通る前記接続に
対して前記上方パケット速度値を増加し、その実際のパ
ケット速度は前記公正な分配値よりも低く、 ｇ．前記待ち行列ネットワークノードの全入力流が目標
とする全入力流に集中するように、前記待ち行列ネット
ワークノードを通る全ての他の接続に対して前記上方パ
ケット速度値を減少させるステップを実行する請求項１
記載の方法。 - 【請求項４】 前記ステップｆにおいて、前記上方パケ
ット速度値が前記実際のパケット速度に比例して計算さ
れる請求項３記載の方法。 - 【請求項５】 前記ステップｆにおいて、前記上方パケ
ット速度値が、量（ＦＳ−ＣＣＲ）×ｋだけ増加され、
前記ステップｇにおいて、前記上方パケット速度値が量
（ＣＣＲ−ＦＳ）×ｋだけ減少され、ＦＳが前記公正な
分配値を表し、ＣＣＲが前記実際のパケット速度を表
し、ｋが比例係数を表す請求項４記載の方法。 - 【請求項６】 連続する前記データ流制御パケットが、
前記データ流制御パケットの往復時間に等しい依存性の
接続である規則的な時間間隔で伝送される請求項１記載
の方法。 - 【請求項７】 前記第１の状態において、前記待ち行列
ネットワークノードの全入力流がその全出力流より少な
いか、またはそれに等しい請求項１記載の方法。 - 【請求項８】 前記第２の状態において、前記待ち行列
ネットワークノードの全入力流がその全出力流より多い
請求項３記載の方法。 - 【請求項９】 複数のソース端末と、例えば、ネットワ
ークリンクおよびネットワークノードを介して前記ソー
ス端末に接続される複数の目的地端末とを含むパケット
スイッチングネットワークにおいて使用される待ち行列
ネットワークノードであって、 ａ．前記ソース端末と前記目的地端末との間に設定さ
れ、前記待ち行列ネットワークノードを通る複数の接続
のデータパケットを一時的に記憶するように構成された
バッファ手段と、 ｂ．ソース端末によって伝送されるデータパケットのシ
ーケンスからデータ流制御パケットをフィルタ処理する
ように構成されている制御パケットフィルタ手段と、 ｃ．前記データ流制御パケットを処理するように構成さ
れた制御パケット処理手段とを含む待ち行列ネットワー
クノードにおいて、 前記制御パケット処理手段が、 ｄ．前記待ち行列ネットワークノードを通る前記接続の
各１つに対して実際のパケット速度を得るように構成さ
れている手段と、 ｅ．前記接続のそれぞれに対して、前記実際のパケット
速度に比例する上方パケット速度値を計算するように構
成されている計算手段と、 ｆ．前記ソース端末に戻される前記データ流制御パケッ
ト中に前記上方パケット速度値を挿入する手段とを具備
していることを特徴とする待ち行列ネットワークノー
ド。 - 【請求項１０】 複数のソース端末と、ネットワークリ
ンクおよびネットワークノードを介して前記ソース端末
に接続されている複数の目的地端末とを含みネットワー
クノードの少なくとも１つは待ち行列ネットワークノー
ドを構成しているパケットスイッチングネットワークで
あって、待ち行列ネットワークノードは、 ａ．前記ソース端末と前記目的地端末との間に設定さ
れ、前記待ち行列ネットワークノードを通る複数の接続
のデータパケットを一時的に記憶するように構成された
バッファ手段と、 ｂ．ソース端末の１つによって伝送されるデータパケッ
トのシーケンスからデータ流制御パケットをフィルタ処
理するように構成された制御パケットフィルタ手段と、 ｃ．前記データ流制御パケットを処理するように構成さ
れた制御パケット処理手段とを具備しているパケットス
イッチングネットワークにおいて、 前記制御パケット処理手段が、 ｄ．前記待ち行列ネットワークノードを通る前記接続の
それぞれに対して実際のパケット速度を得るように構成
されている手段と、 ｅ．前記接続のそれぞれに対して、前記実際のパケット
速度に比例する上方パケット速度値を計算するように構
成されている計算手段と、 ｆ．前記ソース端末に戻される前記データ流制御パケッ
ト中に前記上方パケット速度値を挿入する手段とを具備
していることを特徴とするパケットスイッチングネット
ワーク。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| EP96200775A EP0800294B1 (en) | 1996-03-20 | 1996-03-20 | Method to control data flow rate, queuing network node and packet switching network |
| BE96200775.3 | 1996-03-20 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH1023043A true JPH1023043A (ja) | 1998-01-23 |
Family
ID=8223800
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6858197A Pending JPH1023043A (ja) | 1996-03-20 | 1997-03-21 | データ流速度、待ち行列ネットワークノード、およびパケットスイッチングネットワークの制御方法 |
Country Status (8)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5959973A (ja) |
| EP (1) | EP0800294B1 (ja) |
| JP (1) | JPH1023043A (ja) |
| AT (1) | ATE272919T1 (ja) |
| AU (1) | AU722389B2 (ja) |
| CA (1) | CA2200487A1 (ja) |
| DE (1) | DE69633051T2 (ja) |
| ES (1) | ES2220957T3 (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7693077B2 (en) | 2004-08-31 | 2010-04-06 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Method for estimating available bandwidth of network |
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| US6188671B1 (en) * | 1997-07-03 | 2001-02-13 | At&T Corp | Traffic management for frame relay switched data service |
| US6081524A (en) | 1997-07-03 | 2000-06-27 | At&T Corp. | Frame relay switched data service |
| US6075769A (en) | 1997-11-26 | 2000-06-13 | Cisco Systems, Inc. | Method and apparatus for network flow control |
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| US9232027B2 (en) | 2008-08-25 | 2016-01-05 | International Business Machines Corporation | TCP connection resource diversity using tunable geometric series |
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| DE69330661T2 (de) * | 1992-04-27 | 2002-06-27 | Nippon Telegraph And Telephone Corp., Tokio/Tokyo | Paketnetzwerk und Verfahren zur Vermeidung von Überlastung eines solchen Netzwerks |
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-
1996
- 1996-03-20 AT AT96200775T patent/ATE272919T1/de not_active IP Right Cessation
- 1996-03-20 ES ES96200775T patent/ES2220957T3/es not_active Expired - Lifetime
- 1996-03-20 DE DE69633051T patent/DE69633051T2/de not_active Expired - Lifetime
- 1996-03-20 EP EP96200775A patent/EP0800294B1/en not_active Expired - Lifetime
-
1997
- 1997-03-10 AU AU15183/97A patent/AU722389B2/en not_active Ceased
- 1997-03-19 US US08/820,587 patent/US5959973A/en not_active Expired - Lifetime
- 1997-03-19 CA CA002200487A patent/CA2200487A1/en not_active Abandoned
- 1997-03-21 JP JP6858197A patent/JPH1023043A/ja active Pending
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| EP0800294A1 (en) | 1997-10-08 |
| CA2200487A1 (en) | 1997-09-20 |
| ATE272919T1 (de) | 2004-08-15 |
| AU1518397A (en) | 1997-09-25 |
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| US5959973A (en) | 1999-09-28 |
| DE69633051D1 (de) | 2004-09-09 |
| EP0800294B1 (en) | 2004-08-04 |
| DE69633051T2 (de) | 2004-12-30 |
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