CN1267419A - 电信网中的信息流控制 - Google Patents

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Abstract

本发明涉及分组交换网中尤其是采用传输控制协议(TCP)作为传送层协议的网络中一种控制过载的方法。为了在网络过载或拥塞的及早阶段就通知信源,当网络中的负载电平超出预定值时,将传送给信源的确认延时。

Description

电信网中的信息流控制
本发明一般涉及电信网中的信息流控制。具体地说，本发明涉及分组交换电信网中尤其是采用传输控制协议(TCP)作为传送层协议的网络中的拥塞控制。
众所周知，TCP是数据传送的最通用的传送层协议。在两个进行通信的主机之间，它提供了一种面向连接的可靠的数据传送。(主机是指连接到网络的计算机，或者是任何可以连接到一个网络以便为另一个连接到同一网络的主机提供服务的系统)。TCP采用了多种技术，通过监测各种与连接有关的变量来充分发挥该连接的性能。例如，TCP包括一种避免拥塞的内部算法。
ATM(异步传送方式)本身是一种(较新的)面向连接的分组交换技术，国际电信标准化组织ITU-T已将这一技术选作宽带综合业务数字网(B-ISDN)的目标方案。在ATM网中，通过采用标准长度(53个字节)的短分组(通称为信元)，已消除常规分组网所存在的问题。ATM网很快被作为骨干网，用于TCP/IP网(比如因特网)的各个部分。
虽然ATM被设计成用来提供一种端对端传送级业务，但将来网络很可能用这样一种方式来实现：(a)TCP/IP仍将作为事实上的网络标准和(b)只有部分端对端的连接的路径采用ATM来实现。因此，即使ATM继续被应用，仍需要用TCP来提供端对端传送功能。
ATM的采用还意味着，实现方式必须能支持广泛采用TCP作为传送层协议的大量传统的现有数据应用。为将现有上层协议移入到ATM网中，以前已考虑了若干种在ATM网中进行拥塞控制的方法。
拥塞控制涉及到分组交换网业务管理的一般问题。拥塞是指在特定时刻的传输请求数超出了某一网络点的传输容量(称为瓶颈资源)的情形。通常，拥塞会导致过载状况。结果，例如缓冲器溢出，从而网络或者用户要重发这些分组。一般而言，拥塞在进入特定链路的入局业务量大于出局链路容量时出现。拥塞控制的主要作用是为了确保良好的吞吐量和延时特性，同时保持对用户合理的网络资源分配。对于其业务量的分布情况常常具有高度突发性的TCP业务，拥塞控制带来了一个复杂的问题。众所周知，分组损失会导致TCP吞吐量严重下降。因此，为了具有尽可能好的吞吐量，应当达到最小数量的分组损失。
本发明涉及分组交换网中的拥塞控制。由于上述原因，这些网络大多数是并且在可预见的将来仍将是TCP网或基于ATM的TCP网(即TCP提供端对端传送功能而ATM网提供主要“比特管道”的网络)。下面将简要描述这些网络的拥塞控制机制。
ATM专题详细说明了五种不同的使业务特征和服务质量(QoS)要求与网络特性相结合的业务类型。这些业务类型是：恒定比特率(CBR)、实时可变比特率(rt-VBR)、非实时可变比特率(nrt-VBR)、有效比特率(ABR)和未指定比特率(UBR)。这些业务类型在保证业务和所谓的“最大努力业务”之间分配业务，后者是在使用了保证业务后插入到剩余带宽的业务。
这种最大努力业务的一种可行的方案是使用ABR(有效比特率)信息流控制。在ABR信息流控制之后的基本思想是采用专门的信元，所谓的RM(资源管理)信元，以便调整信源速率。ABR信源通过发送与数据信元混合在一起的RM信元，定期探测网络状态(诸如带宽利用率、拥塞状态和紧急拥塞等因素)。这些RM信元在目的地处转向并被送回到信源。沿这一路径，ATM交换机可将拥塞信息写在这些RM信元中。一旦接收到返回的RM信元，信源便可以根据这些信元所载带的信息来提高、降低或保持其速率。
在基于ATM的TCP网中，信源与目的地之间通过一种IP/ATM/IP子网互连。图1示出了网络中的TCP信源A与TCP目的地B之间的连接，其中该连接通路通过了一个采用ABR信息流控制的ATM网。当在ATM网中检测到拥塞时，ABR速率控制生效，并命令边缘路由器R1降低其到ATM网的传输速率。因此，ABR控制环的目的在于命令该网络的ATM信源降低其传输速率。如果拥塞仍存在，那么路由器中的缓冲器将达到其最大容量。结果，路由器开始丢弃一些分组，从而使TCP拥塞窗减小(拥塞窗概念将在后面详述)。
从拥塞控制观点来看，图1中的网络包括两个独立的控制环：ABR控制环和TCP控制环。然而，这种取决于不同协议层上的双拥塞控制方式的拥塞控制可能对网络的性能产生意外的和不希望有的干扰。为了更精确地处理这种干扰，内控制环(ABR环)可在外控制环(TCP环)中产生一些意外的延时。
一种支持这种最大努力业务的替代方法是采用具有足够大缓冲器的UBR业务并使诸如TCP的较高层协议来处理过载或拥塞情况。图2示出了这种网络即基于UBR的TCP网。这种网络的节点包括当拥塞出现时丢弃一些分组或信元的分组丢弃机制。当一个分组在网络中某处被丢弃时，相应的TCP信源接收不到确认。因此，该TCP信源降低其传输速率。
UBR业务没有采用信息流控制并且没有提供服务质量的数值保证；因此，它也是所提供的最小代价的业务。然而，由于其简单性，在拥塞的网络中，没有足够缓冲器容量的普通UBR的性能差。
为了消除这一缺点，已提出了一些更完善的拥塞控制手段。一种手段是所谓的早期分组丢弃(EPD)方案。根据这一早期分组丢弃方案，ATM交换机在缓冲器溢出之前减少总的分组。在这种方法中，基于ATM的TCP的吞吐量可大大改进，因为ATM交换机不必发送具有混杂信元的分组中的信元，即属于至少一个信元被丢弃的一些分组中的信元(在任何情况下，这些分组可能在分组重组期间被丢弃)。EPD方案的另一个优点在于，在ATM交换机中实现起来相对便宜。对这一主题感兴趣的人，例如可从文章“A.Romanow &S.Floyd，‘Dynamics of TCP Traffic over ATM Networks’，Proc.ACM SIGCOMM’94，pp.79-88，August 1994”中看到EPD方法的详细描述。
然而，EPD方法对待用户仍是不公平的。这是因为，EPD方案丢弃了所有连接中的全部分组，而不考虑它们当前的速率或它们在缓冲器中的相对份额，即不考虑它们对过载情况所起的相对作用。为了弥补这一缺陷，已提出了选择性删除方法的若干种变形。其中一种方法如文章“Rohit Goyal，‘Performance of TCP/IP overUBR+’，ATM专题/96-1269”中所述。这种方法在交换机中采用一种FIFO缓冲器，并执行某种每虚电路统计以记录每一虚电路的缓冲器占用率。在这一方法中，只有过载连接中的信元可被删除，而欠载连接可以提高其吞吐量。
尽管有上述所有改进，现有技术拥塞控制方法仍存在这样一种主要缺点：当在网络中检测到过载时无法向信源发出早期告警。换言之，信源不能迅速得知过载，以便降低其输出速率。
本发明的目的是要消除上述缺点并给出一种方法，利用这种方法，可采用一种简单的实施方式在网络过载或拥塞的早期就通知信源并要求信源降低其传输速率。其目的还在于，本方法使得可采用一种有效方式使TCP与ATM信息流控制机制相配合。
这一目的可用独立权利要求书中所阐述的方案来达到。
本发明的基本思想是延时从目的地发向发送器的确认。这可以在已检测到拥塞的同一网络点实现，或者说，检测过载或拥塞的一个网络点可以指定另一网络点延时这些确认。因此，利用本发明，拥塞控制可在连接的返回通路上完成，而现有技术系统却是在正向通路上控制业务。根据本发明的网络不是在正向通路上丢弃分组或信元，而是在返回通路上延时确认，从而使TCP信源降低其输出速率。
本发明提供了一种经济的解决方案，用于向TCP信源发出在网络中快要过载或拥塞的一个早期告警。注意到传送协议TCP本身不必以任何方式进行修改也是很重要的。为了应用本发明，网络中必须引进一种拥塞控制算法，不过，为了这一目的，基于UBR的TCP中的许多现存的控制算法只需稍加修改即可采用。
另外，利用本发明，可使TCP信源的输出速率平稳变化，这又使得更好地利用了带宽。再者，由于变化量减小了，因此对缓冲器容量的要求也降低了。
根据本发明的一种优选实施方式，来自ATM网络点的负载电平信息通过RM信元被传送到提供ATM网接入点的节点中，然后根据RM信元中所含的信息，在所述接入节点中延时确认。在这一方式中，TCP与ATM信息流控制机制可互相依赖，从而使它们的作用更有效地相结合。
利用本发明，可大大改进连接的性能，尤其在长等待时间的网络中。
下面，将参照附图中所示的例子来详述本发明及其优选实施方式，其中：
图1示出了通过基于ABR的ATM子网的TCP连接通路，
图2示出了通过基于UBR的ATM子网的TCP连接通路，
图3示出了根据本发明在基于ATM的TCP网中的信息流控制环，
图4a示出了在IP交换机中这种新方法的一种可能的实现方式，
图4b是说明图4a中的实现方式的重要时刻的时序图，
图5是说明确定延时值的方法的流程图，
图6a示出了在交换机中确认的延时的另一种可能的实现方式，
图6b示出了一种采用确认缓冲器的替代方式，
图7a示出了将本方法应用于IP网的一种方式，
图7b示出了将本方法应用于IP网的另一种方式，
图8a示出了将本方法应用于ATM网的一种方式，
图8b示出了将本方法应用于ATM网的另一种方式，
图9示出了根据本发明优选实施方式的TCP与ATM信息流控制环的互通，
图10示出了在已知的TCP网中信源与业务目的地之间的分组传送的例子，
图11示出了采用根据本发明的方法在TCP网中信源与业务目的地之间的分组传送的例子，
图12是说明本方法的另一实施方式的流程图，和
图13示出了在IP交换机中根据图12的方法的一种可能的实现方式。
图3通过示出基于ATM的TCP网中的两个用户终端(A与B)即采用TCP作为传送层协议的用户终端之间的连接说明了本发明的基本原理。除了用户终端的接入节点(AN1和AN2)外，只示出了一个中间节点(N1)和连接这些节点的传输线(TL1、TL2)。
主机A与B之间的TCP连接与任何其他TCP连接一样通过主机之间的协商来进行，以打开该连接。这一初始协商称作三方信号交接，因为在这一交接期间有三个开放式段被发送。术语“段”是指TCP传送到IP(因特网协议)的信息单元。将IP报头加到这些TCP段以构成IP数据报，即这些TCP段在作为IP所使用的信息单元的IP数据报中被发送到接收机。在初始交接过程中，主机彼此通知对方例如它们将要接受的最大段的大小。这样，可以避免TCP段的分段存储，因为分段存储会大大降低TCP连接的性能。
初始交接完成后，主机开始通过TCP段来发送数据。每个未受损坏的包括交接段的TCP段都被确认。为说明本发明的基本思想，假定主机A向主机B发送一个TCP段。在网络层，主机A将一个IP报头加到该TCP段以构成一个IP数据报。这一数据报在位于ATM网ANW边缘处的接入节点AN1中被转换成标准ATM信元。数据报的这些信元通过ATM网的路由选择发送到主机B的接入节点AN2。该接入节点根据所到达的信元重构原始IP数据报并将该IP数据报发送到主机B。主机B去除IP报头便得到该TCP段。如果正确地接收了该段，那么主机B便向主机A发回一个确认TCP段ACKl。到此为止，网络是按已知的方法进行操作的。
在接入节点AN1中，例如通过监测缓冲发向ATM网的业务的一个或多个缓冲器的占用率，来监测网络的负载。如果检测到过载，也就是说，如果缓冲器占用率超过预定值，那么在该节点中发送拥塞通知CM，以延时此刻通过交换机传送到信源的确认。因此，当典型确认(ACK1)通过接入节点AN1时，如果节点AN1在这一特定时间段期间处于过载，则延时该确认。
TCP是少数几个传送协议之一，它当然具有拥塞控制机制。本发明的方案依赖于这种已知的TCP控制机制，换言之，在信源或目的地中不必需要其他控制机制。因此，下面将简要描述这种机制。
TCP拥塞控制基于两个变量：接收机的通告窗(Wrcvr)和拥塞窗(CNWD)。接收机的通告窗作为接收机的缓冲器容量的大小被保存在接收机中，而拥塞窗作为网络容量的大小被保存在发送器中。TCP信源决不发送比接收机的通告窗和拥塞窗的最小值更大的段。
TCP拥塞控制方法包括两个阶段：慢起动和拥塞免除。在信源中保存一个称为SSTHRES(慢起动阈值)的变量以便区分这两个阶段。在慢起动阶段，信源通过发送一个TCP段来起动发送，即在开始时将CWND的值置1。当信源接收到确认时，它将CWND增加1，结果发送两个以上的段。在这种方式中，在慢起动阶段，每往返一次CWND的值加倍，因为每个段均被终点端确认。当CWND达到SSTHRES的值时，慢起动阶段结束而拥塞免除阶段开始。
如果在TCP连接中丢失了一个分组，那么该信源接收不到确认并暂停工作。当分组丢失时，信源将SSTHRES置为CWND值的一半。更确切地说，SSTHRES置为max{2，min{CWND/2，Wrcvr}}，而CWND置为1。从而，信源进入拥塞免除阶段。在拥塞免除阶段，每当一个段被确认，信源将其CWND增加1/CWND。
由于本发明不以任何方式改变上述已知的TCP拥塞控制机制，因此这里不再详述该机制。对此感兴趣的人可从一些描述这方面的书中查阅到更详细的信息。(例如，参见“W.Richard Stevens，TCP/IP Illustrated Volume 1，The protocols，Addison-Wesley，1994，ISBN 0-201-63346-9”)。
根据本发明，当在某一网络点检测到过载或拥塞时，在返回通路上发向信源的一个或多个确认被延时。在这种方式中，按上述方法工作的TCP信源自动开始减慢其传输速率，或者，它至少不象在其他情况下那样快速地提高其传输速率。这是因为，延时减慢了速率，信源以该速率增加其拥塞窗的大小。
图4a通过一个例子来说明这一原理，在该例子中，这些确认在IP交换机的输出端口OP处被延时。负载测量单元LMU通过测量缓冲正向通过交换机的业务的缓冲器的填充率(占用率)，来测量交换机的负载电平。注意，负载电平可用任何已知方法来确定。
反向通过交换机的IP数据报首先被发送到它们合适的输出端口。在这种端口处，所接收的数据报被存储在FIFO式输出缓冲器OB中。
业务分离器TS从输出缓冲器中读出所存储的分组，读取方式是从缓冲器的第一存储器单元ML1开始一次读取一个分组。业务分离器按如下方式工作。
如果来自负载测量单元的拥塞信号CS指示交换机的负载低于预定电平，那么业务分离器将所有数据报(分组)直接转发到出局链路OL，而不管这些数据报是否包括确认。
另一方面，如果拥塞信号CS指示负载电平达到了预定电平，那么业务分离器开始读每个IP数据报中每个TCP报头的确认比特。如果这一比特有效，即如果该数据报包括确认，那么业务分离器将该分组转发到确认缓冲器AB。如果这一比特无效，那么业务分离器将该分组直接转发到出局链路OL。因此，只有包括确认的分组被延时。
在确认缓冲器中，每个IP数据报被延时某一时间段。该时间段的长度最好与单元LMU所测量到的当前负载电平成正比。每个出局确认分组的延时时间段过后，分组被发送到出局链路。
如果ACKTi表示当一个具有确认的分组从业务分离器输出到确认缓冲器时的时刻，而ACKTo表示当一个分组从确认缓冲器输出到链路时的时刻，那么ACKTo可用下式表示：
ACKTo(j)＝ACKTi(j)+dj，  j＝1，2，...
其中，j为分组序列号，而dj为与序列号为j的分组相应的延时的值。
图4b分别示出了分组离开业务分离器和确认缓冲器时的时刻。假定，在ACKTo(7)(直到此时确认还没有延时)之后检测到过载。如果延时控制单元DCU接收到的拥塞信号指示负载的电平已超过预定值，那么延时控制单元执行一个算法，确定下一个要传送到链路的分组将被延时多久。所计算的值可以取决于一个或多个参数，比如当前业务速率，当前缓冲器占用率，或上一延时值(dj-1)。正如图4b所示，延时的值可以随分组的不同而不同。
图5是说明这种算法的一个例子的流程图，对于每个要从确认缓冲器AB中读出的分组，延时控制单元都执行该算法。
如果检测到拥塞，那么根据下式来计算当前从确认缓冲器中读出的分组的延时值dj(即当前分组被存储在缓冲器中的时间长度)：
dj＝adj-1+(1-a)dM(1)
其中dj-1为上一分组的延时值，dM为所测量的延时值，而a为平滑因子(最好a＜0.5＜1)。所测量的延时是实际延时，它正是在确认缓冲器接收到分组的时刻与从确认缓冲器中读出分组的时刻之间所测量到的值。这一延时可被测量，作为某一时间段上或某些分组上的平均值。延时控制单元能完成这种测量。
如果检测到拥塞并且如果dj-1＝0和dM＝0，即如果上一分组未被延时，且在某一预定的上述时间段内在确认缓冲器AB中还没有分组，那么当前分组的延时值dj得到预定延时参数的值dinitial，即dj＝dinitial。
当交换机从拥塞或过载状态恢复过来时，延时控制单元用下式来计算延时值dj：
dj＝adj-1-(1-a)dM(2)。
(1)式中第二项的作用在于，当检测到拥塞时平稳地增大延时，而(2)式中第二项的作用在于，当网络从拥塞恢复过来时平稳地减小延时。
图6a示出了在共用缓冲器交换机结构中根据图4a的方案。在图6a的实施方式中，在将每一分组发送到交换机的合适输出端口OPi之前，所有分组都被缓存在共用缓冲器SB中。在其他方面，图6a的实施方式与图4a中所示的实施方式一致。业务分离器TSi(i＝1...n)也可以构成单独的单元，该单元每次从共用缓冲器中读出一个分组并将该分组传送到合适的端口。延时控制单元DCU(图6a中未示出)也可以作为所有输出端口的一个公用单元来实现。
在图4a和6a的实施方式中，确认缓冲器包含来自各个连接的分组，而所有这些分组根据同一延时算法被延时。或者说，这些分组可以根据每一连接在每个输出端口被存储，即每个IP连接(或每个TCP连接)的数据分组可存储在各自的缓冲器中。在这些情况下，每个缓冲器可以是FIFO式缓冲器，因为即使不同的连接以不同的方式被延时，一个信号队列的分组也不必重新排序。另外，每个连接在正向缓冲器中所占的相对份额也可通过负载电平的测量来确定，并且可根据测量值来延时这些连接。在这种方式中，给网络加载越重，其连接的确认可延时越长。图6b示出了这样的替代实施方式，其中输出端口有一个缓冲器单元BFU，它包括至少某些连接的各个队列。
如果不采用与特定连接相关的缓冲器，并且如果不同的连接以不同的方式被延时，那么缓冲器例如可以是移位寄存器式存储器，从而使分组重新排序，以便欠载连接的分组可以传送过载连接的分组。
正如较前所述，在分组网中可采用根据本发明的拥塞控制方法。这意味着，这种网络包括用户终端，接入网络的网络接入点，以及交换机。用户终端用作信源和目的地，即用作发送和接收数据的站点。交换机可以是分组交换机或ATM交换机。接入点例如可以是路由器，或者接入点可以执行分组组合/重组、路由选择或交换。确认分组的延时最好在这些接入点处进行，但该延时也可以在网络的交换机中进行，如后面所述。
图7a和7b示出了在IP网中实现本发明的两种不同的方式。在图7a的实施方式中，拥塞检测以及确认的延时在接入IP网的接入交换机IPS1中进行。在图7b的实施方式中，拥塞检测在接入节点中进行，而确认的延时在用户终端UT的TCP/IP协议栈中进行。拥塞通知CS被发送到用户终端，在此，具有确认的分组在其被发送到TCP信源之前按上述方式被延时。
图8a和8b示出了结合ATM网实现本发明的两种不同的方式。在图8a的实施方式中，拥塞检测以及确认的延时在接入节点AN中进行。该接入节点可分为一个接口卡单元ICU和一个ATM交换机ASW。接口卡单元包括用于分段和用于IP数据报重组的ATM适配层(AAL)功能。在节点的ATM交换机部分中，例如通过监测缓冲用户发向网络的业务的缓冲器的填充率(占用率)，来监测拥塞。拥塞通知发送到接口卡单元，在此，按上述方式来延时重组的IP分组。在图8b的实施方式中，拥塞在交换机ASW中被监测，而确认分组在用户终端UT的TCP/IP协议栈中被延时。
图7a和8a中的实施方式是更优的实施方式，因为在单一接入节点中实现确认的延时要比在用户处的多个终端中实现确认的延时经济得多。再者，用户终端不必作任何方式的修改就能应用本发明当然再好不过了。
正如较前所述，在连接通路中，一个网络单元可命令同一通路的另一个网络单元进行延时。图9通过示出两个用户终端(A和B)之间的连接，将TCP作为传送层协议，来说明在基于ATM的TCP网中的这一原理。除了用户终端的接入节点(ANS和AND)之外，只示出了一个中间ATM节点(N1)以及连接这些节点的传输线。假定，这些网络节点在两个方向上均有信道；一个正向信道和一个反向信道。为简化描述，我们假定数据分组由终端A经接入节点ANS、一个或多个ATM交换机和接入节点AND发送到终端B(正向)，而确认由终端B经接入节点AND、一个或多个ATM交换机和接入节点ANS返回到终端A(反向)。正如前面所述，接入节点可分为一个接口卡单元ICU和一个ATM交换机ASW。接口卡单元包括用于分段和用于IP数据报重组的ATM适配层(AAL)功能。如在图8a的例子中，确认的延时在接口卡单元中进行。然而，在这种情况下，拥塞不是在接入节点的ATM交换机部分中被监测，而是在更远的ATM网中的一个ATM交换机中被监测。在图9中，命令接入节点延时确认的所述ATM交换机是交换机N1。
在图9的网络中，ABR信息流控制出现在发送端系统(ANS)与接收端系统(AND)之间。关于在这种双向ABR连接中的RM信元流，每个端接点既是发送又是接收端系统。如图9中所示，对于从接入节点ANS到接入节点AND的正向信息流，有一个包含两个RM信元流的控制环，一个信元流在正向上，另一个信元流在反向上。接入节点ANS生成正向RM信元，这些信元在接入节点AND处转向并作为反向RM信元发回到接入节点ANS。这些反向的RM信元载有这些网络节点和/或接入节点AND所提供的反馈信息。ATM网中的网络节点比如节点N1可以：
-当反馈控制信息以正向或反向通过该节点时，将它们直接插入到RM信元中，
-通过将EFCI比特(显式正向拥塞指示)置于正向传送的数据信元(即用户信元)的报头，间接地将拥塞通知给信源。这样，接入节点AND根据这一拥塞信息来更新反向RM信元，
-生成反向RM信元。
因此，在该网络内的接入节点中，至少有三种不同的控制确认的延时的方式。
在RM信元中，拥塞信息可以插入到例如45个八位字节长的“功能特定字段”，或者插入到长度为6比特的连续的“预订”部分中。通过RM信元转发到具有ABR性能的用户的业务参数如ITU-T技术要求I.371中的第5.5.6.3条所述，而RM信元的结构如所述技术要求中的第7.1条所述，感兴趣的读者可从中查阅到RM信元更详细的描述。
EFCI比特本身又是ATM信元报头中的3比特宽的PTI(有效负载式指示器)字段中的正中比特。
根据本发明的这一优选实施方式，当在ATM网络节点处检测到过载或拥塞时，相应的接入节点接收含有拥塞信息的反向RM信元。根据这一信息，接入节点的ATM交换机部分调整其发向ATM网的输出速率，而信息流控制机制延时以反向信道传送到信源的确认。在这种方式中，TCP信源自动开始减慢其传输速率，或者它至少不象在其他情况下那样快速地提高其传输速率。正如较前所述，这是因为，延时减慢了速率，信源以该速率增大其拥塞窗。
在上述实施方式中，端对端ABR信息流控制无需改变互通TCP协议就能实现。换言之，可以经济地实现ATM和TCP信息流控制环的互通。
图10和11是说明TCP信源与TCP目的地之间段的交换的时间轨迹。信源示于左侧而目的地示于右侧。发送和接收事件用从3开始的序号来标记。
图10给出了在常规网络中(即在连接的返回通路上没有采用本发明方法的网络中)信源与目的地如何工作的一个例子。首先，信源处于慢起动阶段。假定，网络的负载逐渐增大，结果在序号21时刻所发送的分组P10在过载的网络点中丢失了。此后，信源仍在发送分组，因为它接收的确认是按序的。在序号37时刻，信源终于得知所接收的确认序号超出了序列范围并停止发送。
在41时刻，信源的计时器停止，信源重新发送分组P10。同时，信源进至拥塞免除阶段。
图11给出了当网络采用本发明方法时数据交换的一个例子。这里，过载是在目的地发送了第七个确认(ACK7)后被检测到。因此，在网络中，这一确认以及随后的确认(ACK8...ACK11)被延时。
这可以从图中看到，在序号24时刻，信源就已开始减慢其输出速率，但仍处在慢起动阶段。如图所示，常规网络以不太平稳的方式工作，即开始时信源发送很多分组，然后当检测到拥塞时，不再发送分组。相反，采用了本发明方法的网络以平稳得多的方式工作。这是因为，延时确认可避免信源如已知网络中一样快地增大其拥塞窗。因此，可减小接入网络的缓冲容量。
上述方法还可以与其他信息流控制机制一起使用。由于上述方法需要一个长确认缓冲器，因此，如果拥塞情形持续长时间，那么在某些应用中，将这种方法与别的处理更严重拥塞情形的机制相结合可能有好处。根据本发明的又一实施方式，确认的延时与这样一种方法一起使用，这种方法除了它不是延时确认而是产生复制的确认外，其他方面类似于上述方法。通过复制确认，可使TCP信源减慢其输出速率，即复制对TCP信源具有与延时同样的作用。这基于快速重发和快速恢复算法，信源在接收到一定数量(一般为3)的复制确认后自动执行这些算法。目前，这些算法在各种TCP方案中被广泛采用。根据这些算法，接收到一定数量的复制确认后，信源重发看起来似丢失的段，而无需等待重发计时器计满(快速重发算法)。此后，信源不是进行慢起动，而是进行拥塞免除，从而不急剧减少数据流(快速恢复算法)。
图12是说明这种组合方法的流程图。如果在正向通路上未检测到拥塞，那么无需延时而是用输入确认序号来转发确认。如果负载测量检测到正向通路上的负载电平超出预定值(阶段111)，那么(在阶段112)判断确认缓冲器的填充率是否超出了预定值。如果是，那么产生复制的确认。否则只延时这些确认。因此，如果只是在短时间内有点拥塞，那么延时确认。然而，如果出现较严重的拥塞情形，那么系统总是产生复制的确认。这意味着，网络节点向信源发送M个连续的确认，在这些确认中，指示目的地想要接收的下一个序号的确认序号彼此相等。
图13示出了在图4a的节点中如何实现这种优选实施方式。
正如以上图4a中情况所述，反向通过交换机的IP数据报首先被发送到它们合适的输出端口。在这种端口处，所接收的数据报被存储在FIFO式输出缓冲器OB中。
业务分离器从输出缓冲器中读出所存储的分组，读取方式是从缓冲器的第一存储器单元ML1开始一次读取一个分组。
如果来自负载测量单元LMU的拥塞信号CS1指示正向通路上交换机的负载低于预定电平，那么业务分离器将所有数据报(分组)直接转发到出局链路OL，而不管这些数据报是否包括确认。
另一方面，如果拥塞信号CS1指示负载电平达到了预定电平，那么业务分离器开始读每个IP数据报中每个TCP报头的确认比特。如果这一比特有效，即如果该数据报包括确认，那么业务分离器将该分组转发到确认缓冲器AB。如果这一比特无效，那么业务分离器将该分组直接转发到出局链路OL。因此，只有包括确认的分组被延时。
在确认缓冲器中，每个IP数据报被延时某一时间段。该时间段的长度最好与单元LMU所测量到的当前负载电平成正比。每个出局确认分组的延时时间段过后，分组被发送到出局链路。
负载测量单元LMU还测量确认缓冲器AB的填充率。如果填充率超出了预定值，那么负载测量单元向控制单元CU发送第二拥塞信号CS2，该信号指示控制单元此时应开始产生复制的确认。这种复制例如可以通过修改分组缓冲器OB中确认的确认数量来完成。还可以通知业务分离器将所有业务直接传送到出局链路。这一命令可以由负载测量单元发出也可以由控制单元发出。
尽管这里结合附图中所示的一些例子描述了本发明，显然，本发明并不局限于这些例子，而可以在附属专利权利要求书所限定的范围内以多种方式变化。
正如上面所述，用户终端的先决条件是，正确确认所接收的(即可靠的)数据部分。因此，原则上，这一思想可应用于任何可以发送确认并在确认被延时时减慢其输出速率的其他协议。用于计算绝对延时值的公式也可以以多种方式变化。测量单元可以以多种方式来通报负载电平；比如ON/OFF式信息，或者可以用一个以上的比特来指示测量到的负载的值。通报负载电平的信号(CS)也可以包含有关以确认的延时为条件的特殊连接的信息，用户终端也可以无线接入到网络。

Claims (16)

1.分组交换网中一种控制过载的方法，该分组交换网包括信源(A)、业务目的地(B)和网络节点(AN、N1)，这种方法包括以下步骤：
-将数据部分从信源发送到业务目的地，
-如果在目的地正确地接收到数据部分，那么将一个确认从目的地发送到信源，和
-在至少一个网络节点中测量负载电平，
其特征在于：
当测量到的负载电平超出了预定值时，延时发向信源的确认。
2.如权利要求1所述的方法，其特征在于，在测量负载电平的同一网络节点中延时这些确认。
3.如权利要求1所述的方法，其特征在于，在不是测量负载电平的网络节点中延时这些确认。
4.如权利要求3所述的方法，其特征在于，在提供接入网络的信源和目的地的接入节点(AN、ANS、AND)中延时这些确认，并且在至少一个位于网络中的网络节点(N1)中测量负载电平。
5.如权利要求4所述的方法，其中接入节点之间的网络是ATM网，其特征在于：
-将RM信元中的负载电平信息传送到接入节点中，和
-根据RM信元中所含的信息延时这些确认。
6.如权利要求1所述的方法，其特征在于，在至少一个网络节点中，通过以下方法来延时确认：
-将以第一方向通过节点传送的至少部分数据分组存储在第一缓冲器中，
-从第一缓冲器中读出数据分组：(a)包含确认的分组被传送到第二缓冲器中，而(b)不包含确认的分组被直接传送到出局链路(OL)，
-在第二缓冲器中为每个分组确定延时值，和
-当为所述分组所确定的延时值过后，从第二缓冲器中读出发向出局链路的分组。
7.如权利要求6所述的方法，其特征在于，在第一方向的每个输出端口中采用该第一和第二缓冲器。
8.如权利要求6所述的方法，其特征在于，在第二缓冲器中对所有分组都采用同一确定规则来确定延时值。
9.如权利要求8所述的方法，其特征在于，根据上一分组的延时值和根据过去某一时间段上所测量的延时值，来确定一个分组的延时值。
10.如权利要求1所述的方法，其特征在于，如果测量到的负载电平超出了预定值，那么只有属于所选定的连接的确认被延时。
11.如权利要求1所述的方法，其中，所述数据部分沿正向通路从信源传送到业务目的地，而所述确认沿反向通路从目的地传送到信源，其特征在于以下步骤：
-测量正向通路上和反向通路上的负载电平，
-当正向通路上的负载电平大于第一预定值而反向通路上测量到的负载电平小于第二预定值时，将确认延时，和
-当正向通路上的负载电平大于第一预定值而反向通路上测量到的负载电平大于第二预定值时，发送复制的确认。
12.分组交换电信网，它包括
-通过传输线(TL1、TL2)互连的节点，
-连接到这些节点的用户终端(UT)，所述用户终端用作发送数据分组的信源和用作接收数据分组的业务目的地，和
-用于测量节点中当前负载电平的测量装置(LMU)，
其特征在于，该网络还包括
-延时装置(AB、DCU)，这些延时装置操作上与测量装置(LCU)连接，用于延时从目的地发向信源的载有确认的数据分组。
13.如权利要求12所述的网络，其特征在于，至少一个节点至少既包括测量装置又包括延时装置。
14.如权利要求13所述的网络，其特征在于，所述至少一个网络节点是一个将至少一个用户终端连接到网络的接入节点。
15.如权利要求13所述的IP网，其中，网络节点交换IP分组，其特征在于，所述至少一个网络节点可以是任何一个或多个网络节点。
16.如权利要求12所述的基于ATM的TCP网，其特征在于，延时装置通过RM信元流与测量装置连接，所述RM信元载有有关负载电平信息。
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