CN1163032A - 电信网络节点中的防止过载 - Google Patents

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Abstract

本发明涉及在电信系统网络节点中防止过载的一种方法。网络包括至少一个服务节点(CN；SCP)和服务节点从其接收服务请求的至少一个其它节点(PN；SSP)。按照本方法，服务节点发送限制请求(CG)到与它相连的一个节点，使得所述节点限制它发向服务节点的服务请求数量。服务请求包括该节点将如何执行限制的信息。至少每当所述信息变化时发送限制请求。为了提供简单和可靠的方法，该服务节点按照满足已给规范的服务请求消息总数的一个预定比例发送限制请求。从而，每个服务请求消息具有一个触发限制请求发送的一个预定概率，该概率以这样一种方式选择，使得限制请求的总数小于服务请求的总数。

Description

电信网络节点中的防止过载
本发明一般地涉及电信网络中的通信量控制。更具体地说，本发明涉及在电信网络中防止过载的方法和设备。
本发明特别地试图用于当前正在发展的所谓智能网(IN)中，但是相同的原理可以应用到任何网络中，只要是这种网络中两个或多个节点是以这样一种方式互连，即至少各节点之一可以被一个或几个其它节点加载连的。
通常，智能网涉及包含比当前的公用(交换)网更多的智能(即，利用存储在网中信息的较好能力)的网络。智能网的另外一个特征是在网络结构上以某种方式引导出在关于交换本身方面，在存储数据及其处理方面之间的区别。在原理上，这样的区别使智能网可能在提供的网络服务的组织上不同于管理提供各个服务的物理网的组织。从概念上讲，智能网可以分为三部分。第一部分包括交换通信量(执行连接)的节点，第二部分包含由网络提供的各种服务，和第三部分包括节点间的通信协议，即，机器用于和另外一个节点通信的“语言”。因为所有的服务必须被表示为符合该协议的信息序列，所以该协议定义了该网络的“智能”。
为了容易理解本发明，首先参照图1所示的一种简单的基本状态，图中示出两个机器(或网络节点)1和2，这些机器是借助于信令链路3互连的。机器1包括数据库DB，机器2是通过链路3发送消息到机器1向机器1询问问题的一个用户。当机器1接收了一个问题时，它就起动一个内部事务处理程序，在某个处理周期后，产生一个回答。当回答就绪，机器1通过链路3发送回答到机器2。每次回答收取机器2一定的费用。
理论上，全能的机器1可立即回答每个问题，以至于可能看到如图2a描述的那种问题速率(每单位时间的问题数)和回答速率(每单位时间的回答数)之间的相关性。但是，实际上机器1能提供多快的回答有一个极限。考虑到这一点，全能的机器1的响应曲线变为类似于图2b所示的曲线。当问题速率超过某一个对应于最高可能的回答速率的阈值Amax时，回答速率保持为常数，即，将不回答某些问题。然而，这种状态完全不符合实际情况。实际上，情况是这样的，即，当问题速率长时间超过某一个阈值时，机器1变为过载，使得不断增加问题速率进一步减小回答速率。这种情况示于图2c。回答速率的不断减少是由于这样一个事实，即，机器开始浪费它的资源，例如在这样一种方式中，它保留愈来愈多的空闲存储器来存储问题，相应地就只有愈来愈少的存储器可用于求解答案。出现过载情况的问题速率的阈值不是常数，但它取决于机器1有多大的存储容量专用于回答。例如，当机器1的数据库DB被更新时该阈值就低于通常的值。
任何过载防止方法的目的是使描述实际状态的曲线(图2c)尽可能接紧密地近似于描述理想状态的曲线(图2b)。另一方面，将机器1的过载防止部分地设置在机器2中是可行的，使得机器2将不必通过发送可能会被机器1丢弃的消息，来加载机器之间的传输连接。
假设，为了保护其自身，已过载的机器1向机器2发送一个限制或滤除请求，用它请求机器2减少要被发送的问题数量。通常，这样一种请求含有两个限制参数：问题速率的上限U(即每单位时间完成的问题数量的上限)和滤除(即限制)的持续期T。当机器2接收到这样一个请求时，它就开始滤除问题通信量，使得问题速率至多为U，以便使部分问题变为无效(它们甚至到不了机器1)。在限制请求指出的周期T中，机器2持续这种限制操作。如果机器2在这个周期期间接收了一个新的请求，问题速率的上限和持续期将被更新得符合新的值。代替问题速率的上限，参数U也可以表示机器2应当发送到机器1的所有服务请求消息的比例。为了清楚起见，在下文中除非另作说明，对于参数U将仅用前一个含义(问题速率的上限)。
当机器2利用上述过载防止机构时，它具有两个问题。
第一个问题是如何选择上述的参数U和T。一个长的滤除时间T和低的参数U的值能减少过载，但是对于机器1它也带来了一个明显较低的收入。另一方面，短的滤除时间和较高的参数U值未必能将问题的数量减少到足以清除过载的程度，而过载状态也意味着较低的收入。
消除这个问题的一个简单的方法是按照图3将响应特性分为若干接连的过载区Ln(n＝0、1、2…)，每个区具有它自己的参数U和T的值。如果在所有的时间中，机器1能够确定它自己的负载水平，则限制参数可以以格式(Ln：T、U)存储在机器中，使得该机器可以根据负载水平Ln检索出参数T和U要求的值。但是，这不能完全消除上述的问题，只是将选择参数的麻烦转移给操作员。还有一种方法，用它可根据机器的利用率自动选择参数。
另外的的问题涉及何时发送和何时不发送限制请求。当机器1接近变为过载时它应发送第一个限制请求。当限制周期T期满时(如果过载条件仍然存在)或当限制参数变化时，它都应发送限制请求。如果机器2正确地限制问题(利用问题速率的正确的阈值和正确的滤除时间T)，机器1不应当发送新的限制请求。然而，因为不存在反馈，机器1并不知道机器2是否限制和如何限制问题。如果机器2是唯一的问题源，则机器1可以通过监测问题速率和当输入的问题速率超过允许的阈值U时，发送一个新的限制请求来解决这个问题。如果存在几个发送问题的机器时，则要求有效的登记监测通信量，这就使设备复杂化了。
因此，第二个问题是同步问题，这是因为机器1必须根据每个瞬间机器1的加载状态，始终跟上(即同步)远端机器中的限制本体。
在智能网中过载防止操作非常类似于上面描述的例子的方式。智能网结构是以对例如路由和呼叫收费作出决定的各个服务交换点(SSP)和各个服务控制点(SCP)为基础的。一般在数量上明显少于SSP的服务控制点含有要作什么不同服务和如何存取服务需要的数据的资料。在智能网中，服务控制点类似于上面描述的例子的含有一个数据库的机器1，并且SSP类似于询问问题的机器2。上面描述的同步也是智能网中的一个问题，因为各个节点之间的通信协议在这方面是不可靠的。
上面描述的涉及网络的例子就其布局来说是尽可能简单的。例如，一种智能网就是具有标准星形布局的网络。星形网络基本上包括两类节点：中心节点和外围节点。外围节点产生流向中心节点的通信量。当智能网包括多于一个的SCP时，结构相当于几个共享各外围节点的叠加星形网络。图4a至图4c表示上面描述的一些可供选择的方案，以标号CN(在智能网中的SCP)表示中心节点并以标号PN(在智能网中的SSP)表示外围节点。图4a示出具有一个中心节点CN和三个外围节点PN的星形网络。图4b以其最简单形式示出相应于图1的例子的一种星形网络(一个中心节点和一个外围节点)，以及图4c示出两个星形网络共享各个外围节点PN。
除了智能网外，许多其它网络都具有星形布局。这样的网络的例子包括一个卫星和若干地球站构成的网络(其中卫星交换由各个地球站产生的通信量)；或由一个基站控制器和各个蜂窝网络的基站组成的网络。
在一些已知的(智能)网络中，上述的同步是利用一种广播方法实现的，其中，每当它的加载状态改变时(或者由于某些其它原因限制参数变化时，例如，当操作员改变它的时候)，中心节点发送一个限制请求到所有连接到该中心节点的外围节点和外围节点使用一个应答响应它们接收的每个限制请求，中心节点保持应答消息的记录，并且如果在某个控制周期内某些节点未发送应答消息中心节点就发送限制请求到这些节点。当限制周期(T)期满时，如果过载条件仍然存在，则再次重复到所有节点的广播。但是，在一般包括若干个节点的网络中实施这种方法有困难，而且这种方法不可靠，因为一个外围节点可能在例如在发送应答消息后立即出现故障，在这种情况下中心节点就不会被通知这种状态。这种方法的另一个缺点是中心节点还要白白地发送一个限制请求到只是造成对中心节点的微小加载的各节点(这只能通过分别监视来自每个外围节点的通信量加以避免，但是这种方法是复杂的和因此是一种不理想的解决办法)。
在某些已知的智能网中后一个问题已经被以这样一种方式予以解决，即随着限制参数变化，根据外围节点送出的服务请求消息(该消息可以是例如说在开关提供的例子的问题)不断地发送限制请求。因此，具有轻微通信量的各个外围节点将相应地接收到较少的限制请求。但是，这种方法的缺点是会导致引起中心节点和一个外围节点之间信令链路上的相当大的通信负荷。还会导致外围节点上的大量修改更新。
本发明的目的是提供一种新的设备，借助于该设备可以消除上述的各种缺点并以简单而又足够可靠的方式实现同步(即，正在加载的机器尽可能根据被加载的机器的当前负载水平操作)。这个目的利用按照本发明的方法达到，本发明的第一个实施例的特征在于，服务节点按照满足已给规范的服务请求消息的总数的预定比例发送一个限制请求，使得每个单独的服务请求消息具有触发限制请求发送的预定的概率，该概率被选择得使限制请求的总数小于服务请求的总数。而第二个实施例的特征则在于，服务节点以这样的方式重发限制请求到所有与之连接的节点，即，执行重发服务节点收到的服务请求总数的一个预定比例，使得所述发送提供一个具有小于1的预定概率的单独服务请求。而根据本发明的设备的再一个特征则在于，网络服务节点包括至少一个随机数字发生器和至少一个比较装置，这样比较装置将事先存储在节点中的数与随机数字发生器装置产生的随机数相比较，并根据该比较的结果控制限制请求消息的发送。
本发明的思想是以仅按服务请求消息的总数的一个预定比例发送这样一种方式从网络服务节点发送一个限制请求，使得在至少在部分时间(但一般是在大部分时间)，用小于1的预定概率提供一个对个别服务请求消息的响应。因此加载服务节点的各节点多数还具有接收限制请求的最大概率。将此原理仅应用于通信量的某一部分(应用于满足预定规范的服务请求消息)也是可能的。
每当限制参数已尼变化或限制周期期满并在服务节点仍然存在过载状况时都提供一个限制请求。但是，对于“作用”法仅有后一种选择方案是正确的，因为在“反作用”方法中限制周期的期满是不需要监测的。
由于根据本发明的装置，可以以一种简单而又可靠的方式实现同步，使得各个节点之间的连接不过载。根据本发明的装置还保证没有任何不必要的限制请求发送到各个导致轻微加载节点。节约的带宽可以用于在网络上传送其它消息。
根据本发明的装置优于已知装置的另外的优点是它仅要求改变网络的服务节点，以及这些改变较小。例如，不要求改变节点间协议。
应当指出的是，在个别的过载的情况下，第一限制请求可以或者是自动地不需要输入服务请求或者是根据一个输入的服务请求发送。再有，限制请求可能是单独的消息或者它可能包含在为响应服务请求消息总要提供的消息中。
下面将参照各附图的例子更为详细地描述本发明和它的各优选实施例，其中
图1表示两个机器之间的问题通信量；
图2a表示一种假想的机器对于服务请求的响应；
图2b表示一种全能的机器对于服务请求的响应；
图2c表示一种实际的机器对于服务请求的响应；
图3表示在一个节点中执行的划分为不同的负载水平；
图4a示出由4个节点组成的星形网络；
图4b示出星形网络的最简单的形式；
图4c示出由两个共享外围节点的叠加星形网络组成的星形网络；
图5示出由两个中心节点和三个外围节点组成的智能网；
图6表示在智能网中节点之间的通信；
图7a表示一个智能网及其由位于不同分级层次的功能块组成的中心节点的结构；
图7b就呼叫限制功能示出图7a所示的一个功能块的划分；
图8表示一种已知的通信量限制方法的操作；
图9和10表示加载状态下智能网的操作；
图11是说明网络中心节点中按照本发明方法操作的流程图；
图12示出要被加到网络中心节点的装置；
图13a和13b示出使用在按照本发明的方法中的一个参数，当该参数为周期性参数时的两个可供选择的方案；
图14a、14b和14c示出使用在按照本发明的方法中的参数，当该参数是自适应的时候的三个可供选择的方案。
下面将利用发送呼叫的(星形)智能网作为例子详细描述本发明。如上所述，智能网的结构是以服务交换点(SSP)和服务控制点(SCP)为基础的。这些节点借助于适应7号信令系统(SS7：更为详细地描述在墨尔本1988年出版的“7号信令系统规范”CCITT蓝皮书中)的网络SN按图5所示的方式进行互连。在互相通信中，SSP和SCP利用了描述在ETSI(欧洲电信标准协会)标准ETSI IN CSI INAP部分1(协议规范第一稿ETS 300 474-1，1993年11月公布)中的智能网应用协议(INAP)。在图6所示的SS7协议堆栈中，INAP是位于事务能力应用部分(TCAP)，信令连接控制部分(SCCP)和消息转移部分(MTP)顶部的最高层。SSP一般是具有改进呼叫控制软件的商业电话交换机，SCP包括服务控制逻辑并通到服务数据库。呼叫通信量经由各SSP进行传送。服务控制点作出某些涉及路由选择和呼叫收费的决定。在智能网的一个呼叫期间，可能在SSP和SCP之间有一次或多次INAP对话。这些对话的每一次均从下文称为初始消息的一个预定消息(初始检测点消息)开始。
当网络通信量很重时，SCP可能变为过载。为了防止这种情况，智能网具有一个分散负载控制系统，该系统利用一个所谓呼叫隔断方法，限制到达该SCP的消息(术语“呼叫隔断”曾被用在若干个国际标准中，例如在CCITT蓝皮书，E.412建议§3.1.1.2和Q.542建议§5.4.4.3中)。呼叫隔断方法是一种已知的基于呼叫发生的频度(到达速率)的通信量控制方法，在该方法中呼叫的次数被以这样的方式进行限制，即，最多允许每单位时间的某个最大呼叫次数通过。除了上述的标准外，这种方法还被描述在例如美国专利4224479中。SCP监测加载状态并且如果必要，SSP通过在有关对话开始前拒绝某些呼叫来限制通信量。
假设，在图7a所示的方式中网络包括两个节点SSP1和SSP2，和一个SCP。SCP可以被认为含有功能块A到E的分层。按照图7b每个功能块被认为包括按照呼叫隔断方法进行操作的隔断门70，和一个位于隔断门后面的子系统SS。所有利用子系统通信都通过隔断门，并且隔断门收集关于通信量、子系统的状况、和SCP的其它部件状况的统计。隔断门从这种数据计算出所述子系统的负载水平。
该子系统的正常的负载水平是L0(参照图3)。当负载水平从L0变化到L1时，隔断门将通过发磅一个呼叫隔断请求给两个SSP试图限制通信量。这种请求一般包括下面的一组参数：(1)隔断规范，(2)隔断指示器，和(3)隔断处理。隔断规范识别呼叫隔断操作的目标通信量部分，例如，仅由800开始的呼叫可以被限制。隔断指示器定义单位时间中允许的初始消息(呼叫)的最大数目U(事实上隔断指示器定义两个接连的初始消息之间的最短可允许间隔I＝1/U，原则上就是它所占初始呼叫最大数的比例)和隔断持续期T，在持续期期间呼叫隔断请求到达和持续期结束之间的持续期内初始消息的速率至多可以是上述的最大值。这种呼叫隔断方法的操作示于图8。当由网络提供的通信量速率(示于水平轴)低于上述最大值U时，不存在呼叫隔断。当提供的通信量速率超过这个值时，SSP拒绝某些呼叫，使得发送的通信量速率为U(示于垂直轴)。理想的情况用虚线表示，实际的情况由实线表示。实际上，该特性曲线是理想情况的折线特性曲线的连续近似。这是由于所提供的通信量在时间轴上不是均匀等分的事实。
隔断处理参数确定怎样拒绝呼叫。例如，被拒绝的呼叫的话音信道可以连接到一个话音通知或一个忙音。此外，呼叫隔断请求包含一个指示呼叫隔断请求是从自动过载防止机构输入还是从SCP运算器输入的控制字段。上述各组参数包含在前面提到过的标准ETSI IN CSI INAP部分1(协议规范第一稿ETS 300 474-1，1993年11月公布)第7.3.4项中，援引在这里以作更详细的描述。
当呼叫隔断请求到达SSP时，SSP根据它接收的信息产生发送隔断门(即，由隔断门控制的子系统)的图象。这个被表示在图9，其中过载功能块(C)用斜线表示并且SCP发送的发呼叫隔断请求用CG表示。借助于隔断规范和这个图象，SSP识别被发送到过载子系统的通信量和限制这个通信量的速率。当呼叫隔断请求中指示的时间周期期满时，SSP从它的存储器中消掉子系统的图象。
SCP中的隔断门是“静态”的，即，它存在于全部时间。SSP中的隔断门(或对应的子系统)的图象是暂时的；当SSP接收呼叫隔断请求时它产生图象并且当呼叫隔断请求中规定的持续期T期满时消掉该图象。当SSP接收一个含有与已经存在的图象相同的隔断规范时，则该图象的其它参数将被更新到符合新的参数。
另外一种办法是将SSP中的图象(复制品)看作具有两种状态即主动态和被动态的客体。当图象接收到一个呼叫隔断请求时，它变为主动态并开始限制通信量。当该图象和于主动状态时，它能从SCP接收几个呼叫隔断请求。当最后的呼叫隔断请求规定的持续期期满时，该图象再次变为被动态。
当在SCP中的两个子系统同时过载时，在SSP中相应地存在有每个门的图象(复制品)。随着越来越多的子系统变为过载，SSP中的图象的逻辑结构开始类似于SCP中的隔断门的分层结构。这个方法示于图10。
上述的ETSI标准(7，3.19.1.1项)还定义了一种专用的“碰撞的呼叫隔断”指示器，SSP在呼叫已经通过隔断门时，将它附加到初始信息中。因此这个指示器通知SCP，有关的SSP执行呼叫隔断。然而，该SCP不能肯定SSP利用正确的参数执行呼叫隔断，因此该SCP在作出是否发送呼叫隔断请求时不能相信这个指示器。这种情况的一个例子是包括一个SCP和九个SSP的网络，在该网络中一个SCP子系统是处于具有将要指示给SSP的对应于例如每秒10个初始消息(10个呼叫)的上限U的负载水平L1。如果现在负载水平从L1变化到L2，L2具有对应于例如每秒5个初始消息(5个呼叫)的上限，则SCP发送含有新的上限的呼叫隔断请求CG到每个SSP。在这种状态下，如果某些SSP的数据不被更新，例如由于故障，则这些SSP继续以老的(较高的)U值限制通信量，直至在该呼叫隔断请求中指示的持续期期满为止。由于这种原因，有关的子系统可能进一步改变到下一个负载水平L3。因为从所有的SSP接收相同的指示器，所以SCP不能区别已更新的和未更新的SSP。
已经作出努力用开头描述的方法来解决该问题，使得在来自SSP的每个初始消息到达后，重复同一个呼叫隔断请求。但是，这种装置产生(a)更多的通信量通过SCP和SSP之间的信令链路，和(b)在SSP中重复更新有关于SCP的信息(子系统图象)。
按照本发明的提供以这样一种方式进行，即，仅根据初始信息(或对应的服务请求)的一个预定比例，发送呼叫隔断请求。这个预定比例将在下面用字母P(0＜P≤1)描述。正如从上面显而易见的那样，过载防止机构的目的是对来自个别的SSP的通信量速率设置一个上限U。因此输入的通信量速率和参数P之积的倒数就代表两个接连的呼叫隔断请求之间的平均时间间隔(更新时间间隔)。当来自SSP的通信量速率超过值U时，即当一个呼叫隔断请求必须发送到SSP时，平均更新时间间隔小于1/(PU)。
按照本发明的操作最好以这样一种方式实施，即对于每个输入初始消息，在中心节点SCP产生满足0≤R≤1的随机数R。如果这个数小于参数P，则发送呼叫隔断请求。因此可以按照下面的方法作出决定：
            如果R＜P，发送呼叫隔断请求，
            其中0≤R≤1，和0＜P≤1
图11表示中心节点的每个子系统中按照本发明的操作。在步骤111中产生一个随机数R，此后在步骤112中检查该数是否小于参数P。如果比较结果是肯定的，则呼叫隔断请求被发送到发出服务请求的节点(步骤113)。如果比较结果是否定的，则不进行发送，而继续正常操作(步骤114)。
如图12所示，随机数发生器装置120产生一个随机数R，并且比较装置121将该随机数与加到中心节点的参数P相比较。比较装置控制发送装置122，装置122向前发送呼叫隔断请求CG。在智能网中心节点的情况下，每个子系统可以装有它自己的随机数发生器和比较装置，或所有子系统共享同一套装置。
代替随机数发生器，还可用计数器计数初始消息。例如，当P＝1/10时，则每第10个初始消息将触发一个呼叫隔断请求的发送。但是，计数器的缺点是相对于输入初始消息的分布而言，要被发送的呼叫隔断请求的分布过于规律性。
下面将要更详细地讨论P参数的选择。
假设，通信量是从本身已知具有泊松分布并且平均每秒发送r个初始消息(平均速度是r)的源到达中心节点的。目标是以这样一种方式选择P参数，即，源每d(这里d是限制参数的平均更新时间间隔)秒接收一个呼叫间隔请求。因为源在d秒内发送rd个初始消息，故目标可以通过选择P＝1/(rd)(假设rd≥1)实现。当通信量是从N个相同泊松源到达时，中心节点在d秒接收到Nrd个初始消息。为了实现上述目的，中心节点必须相应地在该时间期间发送N个呼叫间隔请求(P＝N/Nrd＝1/(rd))。
因此，中心节点的接收机不在不同的源(各个外围节点)之间进行区别，但是当参数P是常数时，每个初始消息将以相等的概率P(0＜P≤1)触发呼叫隔断请求的发送。如果P≥1/(rd)，则每个发送过程(其速率超过r)平均在d秒内至少接收到一个应答。如果发送过程不是泊松分布而是任意的，则它在d秒内发送的消息数也是任意的。因此不能保证回答是d秒内的，而只是在1/P消息之内。
因为各个呼叫隔断请求之间的平均间隔是1/(rp)秒，参数P可以按照最坏的可能情况(r＝U)确定，从而时间间隔最长。(当该源的速率小于U时，该时间间隔自然会更长，不过在这种情况下，呼叫隔断请求不会影响源的速率。因此最坏的情况是源的速率等于阈值U。)因此参数P的决定可以在源速率阈值的基础上通过首先选择平均更新时间间隔d和然后由方程式(1)计算出P值。
                   P＝1/(Ud)       …(1)
如果可能，值d至少高于1/U数值一个数量级，和它还应当小于间隔持续期，即，(10/U)＜d＜T。
例如，如果U＝10个初始消息/S，间隔持续期T＝24秒，和d的选择值是2秒，则参数P将是P＝1/20。这意味着为了保持外围节点(SSP)以2秒的精度更新，仅5％的消息必须受呼叫隔断请求控制。
还应当指出，严格地讲，参数P不是常数，而是它取决于限制参数U和d。但是，可以这样说，只要上述的限制参数一固定，P就具有常数值。(如上所述，当负载水平变化时，限制参数就变化。也可能存在高于上述情况的负载水平，以至于实际上该参数几乎是不断变化的)。
如果参数U表示一个外围节点应当发送到中心节点的通信量的比例，和如果从外围节点到中心节点的通信量速率是例如r(初始消息/S)和外围节点正确地地限制通信量，则在呼叫隔断后的通信量速率就是rU(初始消息/S)。于是参数P的公式将为P＝1/(fUd)，其中f是由操作员为每个负载水平Ln选择的，或由节点自动选择的通信量速率，并且其中fUd＞1。
参数P可以选择为具有常数周期Tp的时间周期函数P(t)，Tp至多间隔持续期T并具有平均值E[P(t)]，按照上面的描述，平均值至少等于1/(Ud)，即，
P(t)＝P(t+nTP)，其中TP≤T；
E[P(t)]≥1/(Ud)。
n是确定所论周期的一个整数(n＝0、1、2、…)。
对于这样一个周期函数的两个可供选择的方案示于图13a和13b中，图中时间示于在水平轴，而参数P示于垂直轴。
在图13a的情况下，参数P按照一个方波变化，使得周期长度TP被分为两部分。在第一部分P＝a。和在第二部分P＝b。
E[P(t)]＝T1(a-b)/TP+b
特别是，当a＝1和b＝0时，中心节点的特性是完全确定的。中心节点在两个不同状态之间以这样一种方式变化，即，在周期的第一部分(长度T1)，它响应每个初始呼叫发送一个呼叫隔断请求，和在周期的第二部分(长度TP T1)它不发送呼叫隔断请求。为平均值设置的条件E[P(t)]≥1/(Ud)，则变换为对于周期的两个部分的比率的条件，(T1/TP)≥1/(Ud)。
在图13b的情况下，参数P的变化如同一个锯齿波：
      E[P(t)]＝1-CTP/2
Figure A9519616900152
其中n是确定所论周期的一个整数(n＝0、1、2、…)。
在这种情况下，P越靠近它的峰值，获得对具有过高速率的一个源的的响应(即，呼叫隔请请求)越快。
当P是周期函数时，周期TP最好以这样一种方式选择，即，间隔持续期T对应于周期TP的一个整倍数(即，T＝kTP，k＝1、2、3、…)。这样，间隔持续期的开头(或前一个呼叫隔断周期的结尾)就很可能与参数P也处于它的峰值的时刻相一致。
参数P还可以选为自适应的，使得它取决于至该节点的总通信量速率。这类可选方案描述于图14a到14c，其中到中心节点的总通信量速率表示在水平轴和参数P表示在垂直轴。
在图14a的情况下，仅当总通信量速率超过某个阈值Ra时，中心节点SCP才开始发送呼叫隔断请求。在图14b的情况下，仅当总的通信量速率超过某个阈值Ra时，中心节点SCP也开始发送呼叫间隔请求，但是另外，随着总的通信量速率超过阈值Rb和Rc，要被发送的呼叫隔断请求的比例(即P)逐步增加。在图14c的情况下，参数P的值在阈值Ra和Rb之间从0到1线性地增加。在图14a的情况下，优点是没有多余的呼叫隔断请求发送到引起轻微负载的各节点。在图14b和14c的情况下，另一个优点是即使最困难的过载状态也能够有效地进行处理。
正如上面描述的那样，中心节点的接收机不在不同源(外围节点)之间进行区分。这也意味着，中心节点仅需要监测从n个源到达的消息的总速率，不必监视来自各个节点的消息的速率。(初始消息含有指示发送机的字段，这以便可以专门对于每个节点监测通信量，不过这是远为复杂的解决方案，因为它在中心节点中要求大量的登记操作。)
根据本发明的原理还可以以这样一种方式应用在上述已知的广播方法中，即，中心节点不保留哪个节点已经发送了应答消息的记录，但是中心节点根据初始消息的一个预定比例，执行按照本发明的一种随机重复广播。每次广播包括N个呼叫隔断请求(其中N是连接到中心节点的外围节点SSP的数量)，使得每个外围节点接收到一个呼叫隔断请求。在这种情况下，参数P在上述公式(1)的基础上通过除以N来选择，即，
                         P＝1/(NUd)
其中d是当来自外围节点的总通信量等于NU时，外围节点的限制参数的平均更新时间间隔。例如，如果N＝5，U＝10个初始消息/S，T＝24，并且d具有2秒的选定值，则P＝1/100(即，重复广播是按所有输入的服务请求的1％执行的)。
用上述的方式，可以消除有关应答消息的登记，因为正是这个特性使已知的广播方法复杂化了。
在这个按照本发明的实施例中，只要限制参数有变化，中心节点就可自动地发送有关过载状态的第一呼叫隔断请求消息，尽管更根据各个外围节点发送的初始消息，将第一呼叫隔断请求提供到每个外围节点，但却是比较简单。
虽然上面根据各个附图参照一些例子对本发明进行了描述，但是显而易见，本发明并不仅限于此，在上面描述的发明构思和所附的权利要求书的范围内可以作出修改。正如在上面所揭示的那样，按照本发明的方法可以应用到例如通信量的某个部分。因为按照本发明的设备从原理上可应用到具有符合图1的基本状态的任何电信网络，中心节点在所附的权利要求中被称为服务节点(不限于智能网)，外围节点则被称为一个节点(不限于星形网络)。服务请求也必须理解为一般地涉及加载到服务节点上执行的任何服务。

Claims (11)

1.一种在电信网络节点中防止过载的方法，该网络包括至少一个服务节点(CN；SCP)和服务节点从其接收服务请求的至少一个其它节点(PN，SSP)，按照该方法服务节点发送限制请求(CG)到与它相连的一个节点，使得所述节点限制它发向该服务节点的服务请求数量，限制请求包括该节点应如何执行这种限制的信息，至少每当所述信息变化时发送一个限制请求，其特征在于，服务节点按照满足已给规范的服务请求消息的总数的一个预定比例发送限制请求，使得每个单独的服务请求消息具有触发限制请求的发送的一个预定概率，该概率被选择得使限制请求的总数小于服务请求的总数。
2.按照权利要求1的方法，其特征在于，服务节点按照所有服务请求消息的总数的一个预定比例发送限制请求。
3.按照权利要求1的方法，其特征在于，所述预定比例是以这样的方式选择的，即，当U是要在限制请求中指示的最大允许的服务请求速率，以及d是在两个接连限制请求之间的平均时间间隔时，它具有一个常数值P＝1/(Ud)。
4.按照权利要求3的方法，其特征在于，两个接连限制请求之间的平均时间间隔d是以这样的方式选择的，即，当T是在限制请求中指示的限制周期时，(C1/U)＜d＜T，其中C1大于1，最好小于10。
5.按照权利要求1的方法，其特征在于，所述预定比例是以这样一种方式选择的，即，它在服务节点的服务请求消息的一个预定总速率(Ra)达到之前等于0。
6.按照权利要求5的方法，其特征在于，所述比例的值从所述总速率增加。
7.按照权利要求1的方法，其特征在于，所述预定比例是以这样的一种方式选择的，即，它的值周期性变化。
8.按照权利要求7的方法，其特征在于，周期TP的长度是以这样一种方式选择的，即，在限制请求中指示的限制周期T对应于周期TP的一个整倍数(T＝k TP，k＝1、2、3、…)。
9.一种在电信网络节点中防止过载的方法，网络包括至少一个服务节点(CN；SCP)和服务节点从其接收服务请求的至少一个其它节点(PN；SSP)，按照该方法服务节点发送限制请求(CG)到与它相连的一个节点，使得所述节点限制它发向该服务节点的服务请求数量，限制请求包括该节点应如何执行这种限制的信息，至少每当所述信息变化时，服务节点发送一个限制请求到与它相连的所有节点，其特征在于，服务节点以这样的一种方式重发限制请求到与它相连的所有节点，即，按照该服务节点接收的服务请求总数的一个预定比例执行重发，使得所述发送以一个小于1的预定概率提供给各个服务请求。
10.按照权利要求9的方法，其特征在于，所述预定比例是以这样一种方式选择的，即，当到达该服务节点的服务请求的总速率是NU时，它具有一个常数值P＝1/(NUd)，其中U是要在限制请求中向各个节点指示的最大允许的服务请求速率，N是连接到该服务节点(CN；SCP)的节点数，d是在两个接连限制请求之间的平均时间间隔。
11.一种在电信网络节点中的设备，网络包括至少一个服务节点(CN；SCP)和服务节点从其接收服务请求的至少一个其它节点(PN；SSP)，该服务节点发送限制请求(CG)到与它连接的一个节点，使得所述节点在一个时间单元中限制它发向服务节点的服务请求的数量，限制请求包括外围节点应如何执行限制的信息，其特征在于，网络服务节点包括至少一个随机数发生器装置(120)和至少一个比较装置(121)，这样，比较装置将事先存储在该节点中的数(P)与随机数发生器装置产生的随机数(R)进行比较，并根据比较的结果控制限制请求消息(CG)的发送。
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