FI97185B - Ylikuormituksen esto tietoliikenneverkon solmussa - Google Patents

Description

97185

Ylikuormituksen esto tietoliikenneverkon solmussa

Keksinnön kohteena on oheisten patenttivaatimusten 5 1 ja 9 johdanto-osien mukaiset menetelmät ja oheisen pa tenttivaatimuksen 11 johdanto-osan mukainen järjestely-ylikuormituksen estämiseksi tietoliikenneverkon solmussa.

Keksinnön mukainen ratkaisu on tarkoitettu erityisesti tällä hetkellä kehitettäviin ns. älyverkkoihin, 10 mutta sama periaate on sovellettavissa mihin tahansa verkkoon, jossa kaksi tai useampi solmu on kytketty toisiinsa siten, että ainakin yksi solmuista on yhden tai useamman muun solmun kuormitettavissa.

Älyverkolla (intelligent network) tarkoitetaan 15 yleensä sellaista verkkoa, jossa on enemmän älykkyyttä (eli parempi kyky käyttää hyödyksi verkkoon talletettua informaatiota) kuin nykyisissä julkisissa (kytkentäisissä) verkoissa. Toinen älyverkolle tunnusomainen piirre on se, että verkon arkkitehtuuri tekee jollakin tavalla eron 20 toisaalta itse kytkentään liittyvien toimenpiteiden ja toisaalta talletetun datan ja sen prosessoinnin välillä. Tällainen jako mahdollistaa periaatteessa sen, että verkon palveluja tarjoava organisaatio voi olla eri organisaatio kuin se, joka hoitaa sitä fyysistä verkkoa, jossa palvelu-25 ja tarjotaan. Käsitteellisesti älyverkko voidaan jakaa kolmeen osaan. Ensimmäinen osa käsittää liikennettä välittävät (kytkentöjä suorittavat) solmut, toinen osa sisältää verkon tarjoamat palvelut ja kolmannen osan muodostaa solmujen välinen kommunikointiprotokolla, joka on se "kie-30 li", jolla laitteet keskustelevat keskenään. Koska kaikki palvelut on esitettävä sarjana protokollan mukaisia sanomia, määrittelee protokolla tässä mielessä verkon "älykkyyden" .

Esillä olevan keksinnön ymmärtämisen helpottamiseksi 35 viitataan aluksi kuvion 1 esittämään yksinkertaiseen pe- 2 97185 rustilanteeseen, jossa on esitetty kaksi laitetta (tai verkon solmua) 1 ja 2, jotka on kytketty toisiinsa merkinantolinkin 3 välityksellä. Laite 1 käsittää tietokannan DB ja laite 2 on asiakas (client), joka suorittaa kyselyjä 5 laitteelta 1 lähettämällä laitteelle 1 sanomia linkin 3 välityksellä. Kun laite 1 vastaanottaa kyselyn, se aloittaa tapahtuman (transaction), joka johtaa, tietyn käsitte-lyajan jälkeen, vastaukseen. Kun vastaus on valmis, laite 1 lähettää sen laitteelle 2 linkin 3 kautta. Jokainen vas-10 taus maksaa laitteelle 2 tietyn summan.

Teoreettinen ideaalilaite 1 (omnipotent machine) vastaisi jokaiseen kyselyyn välittömästi, jolloin kyse-lynopeuden (kyselyjä aikayksikössä) ja vastausnopeuden (vastauksia aikayksikössä) välinen riippuvuus näyttäisi 15 kuviossa 2a esitetyn kaltaiselta. Käytännössä on kuitenkin olemassa jokin raja sille nopeudelle, jolla laite 1 pystyy antamaan vastauksia. Kun huomioidaan tämä seikka, muuttuu ideaalisen laitteen 1 vastekäyrä kuviossa 2b esitetyn kaltaiseksi. Kun kyselynopeus ylittää tietyn rajan Amax, joka 20 vastaa suurinta mahdollista vastausnopeutta, vastausnopeus pysyy vakiona eli osa kyselyistä jää ilman vastausta. Tämäkään tilanne ei kuitenkaan vastaa todellista käytännön tilannetta. Käytännössä tilanne on sellainen, että kyse-lynopeuden ylittäessä pitkään tietyn kynnysarvon laite 1 25 ylikuormittuu, jolloin kasvava kyselynopeus pienentää edelleen vastausnopeutta. Tilannetta on havainnollistettu kuviossa 2c. Pienenevä vastausnopeus johtuu siitä, että laite alkaa tuhlata resurssejaan, esim. siten, että se varaa yhä enemmän vapaata muistia kyselyjen tallettami-30 seen, jolloin vastausten prosessointiin on vastaavasti yhä vähemmän muistia käytettävissä. Se kyselynopeuden kynnys-. arvo, jossa ylikuormitustilanne syntyy, ei ole vakio, vaan

sen arvo riippuu siitä, kuinka suuri osa laitteen 1 kapasiteetista on varattu vastaamiseen. Kynnysarvo on esim. 35 tavallista pienempi silloin, kun laitteen 1 tietokantaa DB

3 97185 päivitetään.

Jokaisen ylikuormituksenestomenetelmän päämääränä on saada todellista tilannetta kuvaava käyrä (kuvio 2c) muistuttamaan mahdollisimman hyvin ideaalitilannetta kuvaavaa 5 käyrää (kuvio 2b). Toisaalta laitteen 1 ylikuormituksenes-to on järkevää toteuttaa osittain laitteessa 2, jotta laitteen 2 ei tarvitsisi kuormittaa laitteiden välistä tiedonsiirtoyhteyttä lähettämällä sanomia, jotka kuitenkin jätetään huomioimatta laitteessa 1.

10 Olettakaamme, että suojellaakseen itseään ylikuor mittunut laite 1 lähettää laitteelle 2 rajoitus- tai suoda tuspyynnön, jolla se pyytää laitetta 2 vähentämään lähetettäviä kyselyjä. Tällainen pyyntö sisältää tyypillisesti kaksi rajoitusparametria: kyselynopeuden ylärajan U (eli 15 ylärajan aikayksikössä annettavien kyselyjen lukumäärälle) ja suodatuksen (eli rajoituksen) kestoajan T. Kun laite 2 vastaanottaa tällaisen pyynnön, se alkaa suodattaa (rajoittaa) kyselyliikennettä niin, että kyselynopeus on korkeintaan U, jolloin osa kyselyistä epäonnistuu (ne 20 eivät edes saavuta laitetta 1) . Tätä rajoitustoimintaa laite 2 jatkaa rajoituspyynnössä ilmoitetun ajanjakson T ajan. Mikäli laite 2 vastaanottaa uuden pyynnön tämän ajanjakson aikana, päivitetään kyselynopeuden yläraja ja aikaväli uusia arvoja vastaaviksi. Kyselynopeuden ylärajan 25 sijasta parametri U voi myös ilmoittaa, kuinka suuren osuuden kaikista palvelupyyntösanomista laitteen 2 tulisi lähettää laitteelle 1. Jatkossa käytetään parametrille U, ellei toisin mainita, selvyyden vuoksi vain ensin mainittua merkitystä (kyselynopeuden yläraja).

30 Käyttäessään edellä kuvattua ylikuormituksen estome- kanismia laitteella 2 on kaksi ongelmaa.

Ensimmäinen ongelma liittyy edellä mainittujen parametrien U ja T valintaan. Pitkä suodatusaika T ja parametrin U alhainen arvo vähentävät ylikuormitusta, 35 mutta merkitsevät myös selvästi pienempiä tuloja laitteen 4 97185 1 kannalta. Lyhyt suodatusaika ja parametrin U suurempi arvo eivät taas toisaalta välttämättä vähennä kyselyjä riittävästi, jotta ylikuormitustilanne poistuisi, ja ylikuormitustilanne merkitsee sekin pienempiä tuloja.

5 Suoraviivainen tapa tämän ongelman lieventämiseksi on jakaa vastetta kuvaava ominaiskäyrä kuvion 3 mukaisesti peräkkäisiin kuormitusalueisiin Ln (n=0,l,2..), joilla jokaisella on omat arvonsa parametreille U ja T. Jos laite 1 pystyy jatkuvasti määrittämään, millä kuormitustasolla se 10 on, voidaan laitteeseen tallettaa rajoitusparametrit formaatissa (Ln: T, U), jolloin se voi kuormitustason perusteella hakea kulloinkin tarvittavat parametrien T ja U arvot. Tämä ei kuitenkaan poista em. ongelmaa täysin, vaan siirtää parametrien valintaongelman operaattorille. On 15 myös olemassa menetelmiä, joilla parametrit voidaan valita automaattisesti, laitteen käyttösuhteeseen perustuen.

Toinen ongelma liittyy siihen, milloin rajoituspyyn-töjä tulisi lähettää ja milloin taas ei. Laitteen 1 tulisi lähettää ensimmäinen rajoituspyyntö, kun se on lähellä 20 ylikuormitusta. Tämän jälkeen sen tulisi lähettää rajoituspyyntö joko rajoitusajan T päättyessä (mikäli ylikuor-mitustila on edelleen voimassa) tai rajoitusparametrien muuttuessa. Laitteen 1 ei tulisi lähettää uusia rajoitus-tuspyyntöjä, jos laite 2 suorittaa rajoitusta oikein (nou-25 dattaen oikeaa kyselynopeuden raja-arvoa ja oikeaa suoda-tusaikaa T). Koska mitään takaisinkytkentää ei kuitenkaan ole, laite 1 ei voi tietää, suorittaako laite 2 rajoitusta ja miten se sen tekee. Mikäli laite 2 on ainoa lähde, josta kyselyjä tulee, laite 1 voi ratkaista ongelman tark-30 kailemalla kyselynopeutta ja lähettämällä uuden rajoitus-pyynnön aina, kun saapuvien kyselyjen nopeus ylittää sal-• litun raja-arvon U. Mikäli kyselyjä lähettäviä laitteita on useita, vaaditaan liikenteen tarkkailuun kuitenkin tehokasta kirjanpitoa, mikä tekee ratkaisusta monimutkai-35 sen.

5 97185 Tämä toinen ongelma on siis synkronointityyppinen ongelma, sillä laitteen 1 on jatkuvasti päivitettävä (eli synkronoitava) kaukopäässä olevassa laitteessa olevaa rajoitusobjektia sen mukaan, mikä on laitteen 1 kulloinen-5 kin kuormitustilanne.

Älyverkossa hoidetaan ylikuormituksen esto hyvin samaan tapaan kuin edellä esitetyssä esimerkissä. Älyverkon arkkitehtuuri perustuu puheluliikennettä hoitaviin solmuihin SSP (Service Switching Point) ja verkon palve-10 lusolmuihin SCP (Service Control Point), jotka tekevät päätöksiä, jotka 'koskevat esim. puhelujen reititystä ja laskutusta. Näissä palvelusolmuissa, joita on tyypillisesti selvästi vähemmän kuin puheluliikennettä hoitavia solmuja SSP, on tieto siitä, mitä eri palvelut tekevät ja 15 siitä, miten päästään käsiksi siihen dataan, jota palvelut tarvitsevat. Älyverkossa palvelusolmu on kuin edellä esitetyn esimerkin laite 1, joka sisältää tietokannan, ja solmu SSP on kuin laite 2, joka suorittaa kyselyjä. Edellä kuvattu synkronointi on ongelma myös älyverkossa, koska 20 solmujen välillä ei ole tässä mielessä luotettavaa kommunikointiprotokollaa .

Edellä esitetty esimerkki koski topologialtaan mahdollisimman yksinkertaista verkkoa. Esim. älyverkko on verkko, jolla on tyypillisesti tähtimäinen topologia. Täh-25 timäisessä verkossa on periaatteessa kahdenlaisia solmuja: keskussolmuja ja ulkosolmuja. Ulkosolmut synnyttävät liikennettä, joka kulkee kohti keskussolmua. Kun älyverkko käsittää useamman kuin yhden palvelusolmun SCP, sen arkkitehtuuri vastaa useata päällekkäistä tähtimäistä verkkoa, 30 joilla on yhteiset ulkosolmut. Kuvioissa 4a...4c on havainnollistettu edellä kuvattuja vaihtoehtoja käyttäen • keskussolmusta viitemerkkiä CN (älyverkossa SCP) ja ul- kosolmusta viitemerkkiä PN (älyverkossa SSP) . Kuvio 4a esittää tähtimäistä verkkoa, jossa on yksi keskussolmu CN 35 ja kolme ulkosolmua PN. Kuvio 4b esittää tähtimäistä verk- 6 97185 koa yksinkertaisimmassa muodossaan, joka vastaa kuvion 1 esimerkkiä (yksi keskussolmu ja yksi ulkosolmu) ja kuvio 4c esittää kahta tähtimäistä verkkoa, joilla on yhteiset ulkosolmut PN.

5 Älyverkon lisäksi on monilla muillakin verkoilla tähtimäinen topologia. Esimerkkejä tällaisista verkoista ovat esim. satelliitin ja maa-asemien muodostama verkko, jossa satelliitti välittää maa-asemien generoimaa liikennettä tai solukkoverkon tukiasemaohjaimen ja tukiasemien 10 muodostama verkko.

Edellä kuvattu synkronointi on joissakin tunnetuissa (äly)verkoissa toteutettu ns. broadcasting-menetelmällä, jossa keskussolmu lähettää kaikille siihen kytketyille ul-kosolmuille rajoituspyynnön aina, kun sen kuormitustila 15 muuttuu (tai rajoitusparametrit muuttuvat jostakin muusta syystä, esim. operaattorin tehdessä niitä koskevan muutoksen) ja ulkosolmut vastaavat hyväksymisviestillä (acknowledgement) jokaiseen saamaansa rajoituspyyntöön. Keskus-solmu pitää kirjaa hyväksymisviesteistä, ja jos tietyn 20 valvonta-ajan puitteissa ei tule hyväksymisviestiä joista kin solmuista, keskussolmu lähettää rajoituspyynnön uudelleen kyseisille solmuille. Uusi lähetys (broadcast) suoritetaan jälleen kaikille solmuille rajoitusajan (T) umpeutuessa, jos ylikuormitustila on edelleen voimassa. Tällai-25 nen menetelmä on kuitenkin vaikea toteuttaa tyypillisessä verkossa, jossa on paljon solmuja, eikä menetelmä myöskään ole luotettava, koska ulkosolmu voi vikaantua vaikkapa välittömästi sen jälkeen, kun se on lähettänyt hyväksymis-viestin, jolloin keskussolmu ei saa tietoa tästä. Tällai-3 0 sen menetelmän epäkohtana on myös se, että keskussolmu lähettää rajoituspyynnön turhaan sellaisillekin solmuille, joiden aiheuttama kuormitus keskussolmulle on mitätöntä (tämä pystyttäisiin välttämään vain monitoroimalla kultakin ulkosolmulta tulevaa liikennettä erikseen, mikä on 35 kuitenkin monimutkainen ja siten myös ei-toivottu ratkai- 7 97185 su) .

Viime mainittu ongelma on joissakin tunnetuissa älyverkoissa ratkaistu siten, että rajoitusparametrien muuttuessa rajoituspyyntö lähetetään aina vasteena ul-5 kosolmun lähettämälle palvelupyyntösanomalle (joka voi olla esim. alussa esitetyn esimerkin kysely). Tällöin ne ulkosolmut, joiden lähettämä liikenne on vähäistä saavat myös vastaavasti vähemmän rajoituspyyntöjä. Tämän menetelmän epäkohtana on kuitenkin se, että se aiheuttaa paljon 10 liikennettä keskussolmun ja ulkosolmun välisellä merkinantoyhteydellä. Lisäksi se aiheuttaa paljon päivitystapahtu-mia ulkosolmussa.

Esillä olevan keksinnön tarkoituksena onkin saada aikaan uuden tyyppinen ratkaisu, jonka avulla edellä kuva-15 tut epäkohdat voidaan poistaa ja toteuttaa synkronointi yksinkertaisella tavalla ja riittävän luotettavasti (eli että kuormittava laite toimii mahdollisimman hyvin kuormitetun laitteen kulloistakin kuormitustilaa vastaavasti). Tämä päämäärä saavutetaan keksinnön mukaisella menetelmäl-20 lä, jolle on ensimmäisessä suoritusmuodossaan tunnusomaista se, mitä kuvataan oheisen patenttivaatimuksen 1 tunnus-merkkiosassa ja toisessa suoritusmuodossaan se, mitä kuvataan oheisen patenttivaatimuksen 7 tunnusmerkkiosassa. Keksinnön mukaiselle järjestelylle on puolestaan tunnus-25 omaista se, mitä kuvataan oheisen patenttivaatimuksen 9 « tunnusmerkkiosassa.

Keksinnön ajatuksena on lähettää verkon palvelusol-musta rajoituspyyntö siten, että se lähetetään vain tiettyyn ennalta määrättyyn osuuteen palvelupyyntösanomien 30 kokonaislukumäärästä, jolloin yksittäiseen palvelupyyn-tösanomaan annetaan vaste tietyllä ennalta määrätyllä ? todennäköisyydellä, joka on ainakin osan ajasta, mutta tyypillisesti kuitenkin suurimman osan ajasta pienempi kuin yksi. Tällä tavoin on palvelusolmua eniten kuormitta-35 villa solmuilla myös suurin todennäköisyys saada rajoitus- 8 97185 pyyntö. On myös mahdollista, että periaatetta sovelletaan vain tiettyyn osaan liikenteestä (tietyt ennalta määrätyt kriteerit täyttäviin palvelupyyntösanomiin).

Edellä viitattu toinen suoritusmuoto (joka perustuu 5 edellä kuvattuun tunnettuun broadcasting-menetelmään) on tavallaan "aktiivinen" menetelmä, koska palvelusolmu itse käynnistää rajoituspyyntöjen lähetyksen. Sen sijaan ensimmäinen suoritusmuoto on "reaktiivinen", koska rajoitus-pyynnöt annetaan vasteena palvelupyynnöille.

10 Rajoituspyyntö lähetetään aina sen jälkeen, kun ra- joitusparametrit ovat muuttuneet tai kun rajoitusaika päättyy ja palvelusolmussa on kuitenkin edelleen ylikuormitustilanne. Viimemainittu vaihtoehto pätee kuitenkin vain "aktiiviselle" menetelmälle, koska "reaktiivisessa" 15 menetelmässä ei tarvitse valvoa rajoitusajan päättymistä.

Keksinnön mukaisen ratkaisun ansiosta voidaan synkronointi toteuttaa yksinkertaisella tavalla luotettavasti, ja kuitenkin siten, että solmujen välisiä yhteyksiä ei kuormiteta liikaa. Keksinnön mukainen ratkaisu takaa myös 20 sen, ettei vähän kuormitusta aiheuttaville solmuille lähetetä turhaan rajoituspyyntöjä. Säästettyä kaistanleveyttä voidaan hyödyntää verkon muiden sanomien lähettämiseen.

Keksinnön mukaisen ratkaisun lisäetu on se, että tunnettuihin ratkaisuihin nähden tarvitaan muutoksia vain 25 verkon palvelusolmussa, ja nämäkin muutokset ovat varsin vähäisiä. Esim. solmujen väliseen protokollaan ei tarvita minkäänlaisia muutoksia.

Huomattakoon vielä, että yksittäisessä ylikuormitus-tilanteessa voidaan ensimmäinen rajoituspyyntö lähettää 30 joko automaattisesti (ilman sisääntulevaa palvelupyyntöä) tai vasteena sisääntulevalle palvelupyynnölle. Lisäksi i tulee huomata, että rajoituspyyntö voi olla joko oma sano mansa tai se voi sisältyä palvelupyyntösanomaan muutenkin vasteena annettavaan sanomaan.

35 Seuraavassa keksintöä ja sen edullisia suoritus- li 9 97185 muotoja kuvataan tarkemmin viitaten oheisten piirustusten mukaisiin esimerkkeihin, joissa kuvio 1 havainnollistaa kahden laitteen välillä suoritettavaa kyselytoimintaa, 5 kuvio 2a havainnoiistaa erään hypoteettisen laitteen antamaa vastetta palvelupyyntöihin, kuvio 2b havainnollistaa ideaalisen laitteen antamaa vastetta palvelupyyntöihin, kuvio 2c havainnollistaa käytännön laitteen antamaa 10 vastetta palvelupyyntöihin, kuvio 3 havainnollistaa solmussa suoritettavaa jakoa eri kuormitustasoihin, kuvio 4a esittää neljä solmua käsittävää tähtimäistä verkkoa, 15 kuvio 4b esittää tähtimäistä verkkoa yksinker taisimmassa muodossaan, kuvio 4c esittää tähtimäistä verkkoa, joka koostuu kahdesta päällekkäisestä tähtimäisestä verkosta, joilla on yhteiset ulkosolmut, 20 kuvio 5 esittää kahdesta keskussolmusta ja kolmesta ulkosolmusta muodostuvaa älyverkkoa, kuvio 6 havainnollistaa älyverkon solmujen välistä kommunikointia, kuvio 7a havainnollistaa älyverkkoa ja sen keskus-25 solmun muodostumista eri hierarkiatasoilla olevista toi- * , minnallisista lohkoista, kuvio 7b esittää yhden kuviossa 7a esitetyn lohkon jakautumista puhelujen rajoitustoiminnan kannalta, kuvio 8 havainnollistaa tunnetun liikenteenrajoi-30 tusmenetelmän toimintaa, kuviot 9 ja 10 havainnollistavat älyverkon toimintaa *- kuormitustilanteessa, kuvio 11 on vuokaavio, joka havainnollistaa keksinnön mukaisen menetelmän toimintaa verkon keskussolmussa, 35 kuvio 12 esittää verkon keskussolmuun lisättäviä 10 97185 elimiä, kuvio 13a ja 13b esittävät kahta eri vaihtoehtoa keksinnön mukaisessa menetelmässä käytettävälle parametrille sen ollessa periodinen, ja 5 kuviot 14a, 14b ja 14c esittävät kolmea eri vaih toehtoa keksinnön mukaisessa menetelmässä käytettävälle parametrille sen ollessa adaptiivinen.

Seuraavassa keksintöä kuvataan tarkemmin käyttäen esimerkkinä (tähtimäistä) älyverkkoa, jossa välitetään 10 puheluja. Kuten edellä esitettiin, älyverkon arkkitehtuuri perustuu puheluliikennettä hoitaviin solmuihin SSP ja verkon palvelusolmuihin SCP. Nämä solmut on kytketty toisiinsa signalointijärjestelmän numero 7 (SS7, Signalling

System Number 7, jota kuvataan tarkemmin CCITTrn sinisessä 15 kirjassa Specifications of Signalling System No. 7, Melbourne 1988) mukaisella verkolla SN kuviossa 5 esitettyyn tapaan. Keskinäisessä kommunikoinnissaan SSP ja SCP käyttävät INAP-protokollaa (Intelligent Network Application Protocol, jota kuvataan ETSIn (European Telecommunications 20 Standard Institute) standardissa ETSI IN CS1 INAP Part 1: Protocol Specification, Draft prETS 300 374-1, November 1993). SS7-protokollapinossa, jotka on havainnollistettu kuviossa 6, INAP-kerros on ylimmäinen kerros, jonka alapuolella on TCAP-kerros (Transaction Capabilities Applica-25 tion Part), SCCP-kerros (Signalling Connection Control Point) ja MTP-kerros (Message Transfer Part). SSP-solmu on yleensä kaupallinen puhelinkeskus, jossa on tavanomaisesta modifioitu puhelujenohjausohjelmisto, ja SCP-solmu käsittää palvelujen ohjauslogiikan ja sillä on pääsy palvelu-30 tietokantaan. Puheluliikenne kulkee SSP-solmujen kautta.

Palvelusolmut tekevät osan niistä päätöksistä, jotka kos-: kevät puhelujen reititystä ja veloitusta. Älyverkossa toteutetun puhelun aikana saattaa SSP:n ja SCP:n välillä olla yksi tai useampi INAP-dialogi. Näistä dialogeista jo-35 kainen alkaa ennalta määrätyllä sanomalla (initial detec-

II

11 97185 tion point message), jota kutsutaan jatkossa aloitus-sanomaksi .

Kun verkon liikenne on vilkasta, SCP voi ylikuormittua. Tämän estämiseksi on älyverkossa hajautettu kuormi-5 tuksenohjausjärjestelmä, joka käyttää ns. call gapping -menetelmää rajoittamaan SCP:tä kohti tulevia sanomia (kyseistä nimitystä käytetään useissa kansainvälisissä standardeissa, esim. CCITT Blue Book, Recommendation E.412, §3.1.1.2 ja Recommendation Q.542, §5.4.4.3). Call gapping 10 -menetelmä on puhelujen esiintymistiheyteen (tu-lonopeuteen) perustuva tunnettu ohjausmenetelmä, jossa rajoitetaan puhelujen määrää siten, että korkeintaan tietty määrä puheluja aikayksikössä päästetään lävitse. Tällaista menetelmää on kuvattu, paitsi edellä kuvatuissa standar-15 deissa, myös esim. US-patentissa 4,224,479.) SCP tarkkai-lee kuormitustilannetta ja SSP:t rajoittavat tarpeen mukaan liikennettä hylkäämällä osan puheluista ennen kuin niitä koskeva dialogi aloitetaan.

Olettakaamme, että verkossa on kuviossa 7a esitetyl-2 0 lä tavalla solmut SSP1 ja SSP2 sekä yksi palvelusolmu SCP.

Palvelusolmun SCP voidaan ajatella käsittävän hierarkkisesti useita toiminnallisia lohkoja A...E. Jokaisen lohkon voidaan ajatella käsittävän kuvion 7b mukaisesti call gapping -menetelmän mukaisesti toimivan rajoitusportin 70 25 ("gapping gate") ja alajärjestelmän SS, joka on rajoitus-portin takana. Alajärjestelmää koskeva tietoliikenne kulkee kokonaisuudessaan rajoitusportin kautta, ja rajoit-usportti kerää tilastoa liikenteestä, alajärjestelmän tilasta sekä palvelusolmun muiden osien tiloista. Kerää-30 mistään tiedoista rajoitusportti laskee kyseisen alajärjestelmän kuormitustason.

Alajärjestelmän normaali kuormitustaso on taso LO (vrt. kuvio 3). Kun kuormitustaso muuttuu tasolta LO tasolle LI, yrittää rajoitusportti rajoittaa liikennettä lä-35 hettämällä puhelujen rajoituspyynnön molemmille SSP-sol- 12 97185 muille. Tällainen pyyntö käsittää tyypillisesti seuraavat parametriryhmät: (1) rajoituskriteerit (gap criteria), (2) rajoitusindikaattorit (gap indicators) ja (3) rajoituksen käsittely (gap treatment). Rajoituskriteerit identifioivat 5 sen osan liikenteestä, johon rajoitustoimintaa kohdistetaan, esim. vain 800-alkuisia puheluja voidaan rajoittaa. Rajoitusindikaattorit määrittelevät suurimman aikayksikössä sallittavan aloitussanomien (puhelujen) lukumäärän U (itse asiassa rajoitusindikaattorit määrittelevät pienim-10 män sallitun aikavälin I = l/U kahden peräkkäisen aloitus-sanoman välillä, mikä on periaatteessa sama asia) ja rajoituksen kestoajan T, jolloin rajoituspyynnön saapumisen ja kestoajan päättymisen välillä saa aloitussanomien nopeus olla korkeintaan edellä mainittu maksimi. Tämän call 15 gapping -menetelmän toimintaa on havainnollistettu kuviossa 8. Kun verkon tarjoaman liikenteen määrä (jota kuvataan vaaka-akselilla) on pienempi kuin em. maksimi U, ei rajoitusta tapahdu. Kun tarjotun liikenteen määrä ylittää ko. arvon, SSP hylkää osan puheluista, jolloin välitetyn lii-20 kenteen määrä (jota kuvataan pystyakselilla) on U. Ideaalitapausta on esitetty katkoviivalla ja käytännön tilannetta yhtenäisellä viivalla. Käytännössä ominaiskäyrä on loiva approksimaatio ideaalitilanteen paloittain lineaarisesta ominaiskäyrästä. Tämä johtuu siitä, että tarjottu 25 liikenne ei ole tasaisesti jakautunut aika-akselille.

Rajoituksen käsittelyparametrit määrittävät, mitä hylätyille puheluille tehdään. Hylätyn puhelun äänikanava voidaan esim. kytkeä äänitiedotukseen tai varattu-ääneen. Lisäksi rajoituspyyntö käsittää ohjauskentän, joka ilmoit-30 taa, onko rajoituspyyntö peräisin automaattiselta ylikuor-mituksenestomekanismilta vai SCP-solmun operaattorilta.

: Edellä kuvattuja parametriryhmiä on kuvattu em. standardissa ETSI IN CS1 INAP Part 1: Protocol Specification,

Draft prETS 300 374-1, November 1993, kohta 7.3.6, johon 35 viitataan tarkemman kuvauksen suhteen.

13 97185

Kun rajoituspyyntö saapuu SSP:lle, se luo vastaanottamansa informaation avulla kuvan (kopion) lähettävästä rajoitusportista (eli rajoitusportin ohjaamasta alajärjes-telmästä). Tätä on havainnollistettu kuvioissa 9a ja 9b, 5 jossa ylikuormittunutta lohkoa (C) on merkitty vinoviivoi-tuksella ja SCP:n lähettämää rajoituspyyntöä viitemerkillä CG. Rajoituskriteerien ja tämän kuvan avulla SSP identifioi sen liikenteen, joka on suunnattu ko. ylikuormittuneelle alajärjestelmälle ja rajoittaa tämän liikenteen 10 määrää. Kun rajoituspyynnössä ilmoitettu aikajakso päättyy, SSP tuhoaa muististaan alajärjestelmän kuvan.

SCP:ssä oleva rajoitusportti on "staattinen" eli se on koko ajan olemassa. Rajoitusportin (tai vastaavan ala-järjestelmän) kuva SSP:ssä on sen sijaan väliaikainen; SSP 15 luo sen vastaanottaessaan rajoituspyynnön ja tuhoaa sen, kun rajoituspyynnössä ilmoitettu aikaväli T on kulunut. Kun SSP vastaanottaa rajoituspyynnön, joka sisältää samat rajoituskriteerit kuin jo olemassa oleva kuva, päivitetään muut parametrit uusia vastaaviksi.

20 Toinen lähestymistapa on katsoa SSP:ssä olevia kuvia (kopioita) objekteina, joilla on kaksi tilaa: aktiivinen ja passiivinen. Kun kuva vastaanottaa rajoituspyynnön, se muuttuu aktiiviseksi ja alkaa rajoittaa liikennettä. Ollessaan aktiivisena kuva voi vastaanottaa useita rajoitus-25 pyyntöjä SCP:Itä. Kun viimeksi tulleen rajoituspyynnön ilmoittama aikaväli umpeutuu, muuttuu kuva jälleen passiiviseksi .

Kun SCP:n kaksi alajärjestelmää on ylikuormittuneena samanaikaisesti, on SSP:ssä vastaavasti kuva (kopio) mo-30 lemmista porteista. Kun yhä useampi alajärjestelmä ylikuormittuu, alkaa SCP:ssä olevien kuvien looginen rakenne muistuttaa SCP:ssä olevien rajoitusporttien välistä hierarkiaa. Tätä tapahtumasarjaa on havainnollistettu kuviossa 10.

35 ETSIn edellä mainitussa standardissa (kohta 14 97185 7.3.19.1.1) on määritelty myös erityinen indikaattori (call gap -encountered indicator), jonka SSP lisää aloi-tussanomaansa, jos puhelu on läpäissyt rajoitustoimintaa suorittavan portin. Tämä indikaattori osoittaa siis 5 SCP:lle, että kyseessä oleva SSP suorittaa puhelujen rajoitusta. SCP ei kuitenkaan voi olla varma, että SSP suorittaa rajoitusta oikeilla parametreillä, joten SCP ei voi luottaa ko. indikaattoriin tehdessään päätöstä siitä, tulisiko rajoituspyyntö lähettää vai ei. Esimerkkinä tästä 10 voidaan ajatella verkkoa, jossa on yksi SCP-solmu ja useita SSP-solmuja, ja jossa yksi SCP:n alajärjestelmistä on kuormitustasolla LI, jota vastaava, SSP:lie ilmoitettava yläraja U on esim. 10 aloitussanomaa (10 puhelua) sekunnissa. Jos nyt kuormitustaso muuttuu tasolta LI tasolle 15 L2, jota vastaava yläraja on esim. 5 aloitussanomaa (5 puhelua) sekunnissa, SCP lähettää uuden ylärajan sisältävän rajoituspyynnön CG jokaiselle SSP:lie. Jos tässä tilanteessa, esim. vikojen seurauksena, joidenkin SSP-solmu-jen tiedot jäävät päivittämättä, nämä solmut jatkavat lii-20 kenteen rajoittamista vanhalla (suuremmalla) arvolla niin kauan kunnes rajoituspyynnössä ilmoitettu aikaväli umpeutuu. Tämän johdosta saattaa kyseinen alajärjestelmä siirtyä edelleen seuraavalle kuormitustasolle L3. SCP ei pysty erottamaan päivitettyjä ja ei-päivitettyjä SSP-solmuja 25 toisistaan, koska kaikilta SSP-solmuilta vastaanotetaan sama indikaattori.

Tätä ongelmaa on yritetty ratkaista jo alussa kuvatulla tavalla siten, että sama rajoituspyyntö toistetaan jokaisen SSP:Itä tulevan aloitussanoman jälkeen. Tämä rat-30 kaisu aiheuttaa kuitenkin (a) lisää liikennettä SCP:n ja SSP:n välisellä merkinantoyhteydellä ja (b) SSP:ssä olevan, SCP:tä koskevan informaation (alajärjestelmien kuvien) toistuvia päivityksiä.

Esillä olevan keksinnön mukaisesti toimitaankin 35 niin, että vain tietylle ennalta määrätylle suhteelliselle 15 97185 osuudelle aloitussanomista (tai vastaavanlaisista palvelupyynnöistä) lähetetään vasteena rajoituspyyntö. Seuraavas-sa tätä ennalta määrättyä suhteellista osuutta kuvataan kirjaimella p (0<psl). Kuten edellä esitetystä ilmenee, 5 ylikuormituksen estomekanismin tavoitteena on asettaa tietty yläraja U yksittäisestä SSP-solmusta tulevalle liikenteelle. Tulevan liikenteen nopeuden ja parametrin p tulon käänteisarvo edustaa tällöin keskimääräistä aikaväliä solmulle tulevan kahden peräkkäisen rajoituspyynnön 10 välillä (päivitysväli). Kun jostakin SSP-solmusta tulevan liikenteen nopeus' ylittää arvon U, jolloin sille pitäisi lähettää rajoituspyyntö, on keskimääräinen päivitysväli pienempi kuin 1/(pU).

Keksinnön mukainen toiminta on edullista toteuttaa 15 siten, että jokaista tulevaa aloitussanomaa kohti generoidaan keskussolmussa SCP satunnaisluku R, jolle pätee 0 s R s 1. Mikäli tämä luku on pienempi kuin parametri p, lähetetään rajoituspyyntö. Päätöksenteko voidaan siis kuvata seuraavasti: 20 lähetä rajoituspyyntö, jos R < p, missä OsRsl ja 0 < p s 1.

Kuvio 11 havainnollistaa keksinnön mukaista toimintaa keskussolmun kunkin alajärjestelmän sisällä. Vaiheessa 111 generoidaan satunnaisluku R, minkä jälkeen tutkitaan 25 vaiheessa 112, onko satunnaisluku pienempi kuin parametri p. Mikäli vertailun tulos on positiivinen, lähetetään rajoituspyyntö sille solmulle, joka lähetti palvelupyynnön (vaihe 113). Mikäli vertailun tulos on negatiivinen, ei lähetystä suoriteta, vaan jatketaan normaalia toimintaa 30 (vaihe 114).

Keskussolmuun on kuvion 12 mukaisesti lisätty satun-: naislukugeneraattorielimet 120, jotka generoivat satun naisluvun R ja vertailuelimet 121, jotka vertailevat satunnaislukua parametriin p. Vertailuelimet ohjaavat lähe-35 tinelimiä 122, jotka lähettävät rajoituspyynnön CG eteen- 16 97185 päin. Älyverkon keskussolmun tapauksessa voi jokaiseen alajärjestelmään olla lisätty omat satunnaislukugeneraattori- ja vertailuelimensä, tai ne voivat olla kaikille alajärjestelmille yhteiset.

5 Satunnaislukugeneraattorin sijasta voitaisiin aja tella käytettävän laskureita, jotka laskevat aloitus-sanomia. Esim. jos p = 1/10, käynnistäisi joka kymmenes aloitussanoma rajoituspyynnön lähettämisen. Laskurien käytön epäkohtana on kuitenkin se, että lähetettävät ra-10 joituspyynnöt jakautuvat ajallisesti liian tasaisesti saapuvien aloitussanomien ajalliseen jakautumiseen nähden.

Seuraavassa käsitellään tarkemmin parametrin p valintaa.

Olettakaamme, että liikenne keskussolmuun tulee 15 lähteestä, jolla on sinänsä tunnettu Poisson-jakautuma ja joka lähettää keskimäärin r kappaletta aloitussanomia sekunnissa (keskimääräinen nopeus on r). Päämääränä on valita parametri p siten, että lähde vastaanottaa yhden rajoituspyynnön d sekuntia kohden (jolloin d on siis ra-20 joitusparametrien keskimääräinen päivitysväli). Koska lähde lähettää d sekunnin kuluessa rd kappaletta aloitus-sanomia, voidaan päämäärä saavuttaa valitsemalla p = l/(rd) (olettaen, että rd a 1). Kun liikenne tulee N kappaleesta identtisiä Poisson-lähteitä, tulee keskussolmulle 25 Nrd aloitussanomaa d sekunnissa. Jotta edellä mainittu « päämäärä saavutetaan, on keskussolmun vastaavasti lähetettävä N kappaletta rajoituspyyntöjä ko. aikana (p = N/(Nrd) = 1/(rd)).

Keskussolmun vastaanotin ei siis erota eri lähteitä 30 (ulkosolmuja) toisistaan, vaan parametrin p ollessa vakio liipaisee jokainen aloitussanoma rajoituspyynnön lähetyksen samalla todennäköisyydellä p ((0 < p s 1). Mikäli p a l/(rd), saa jokainen lähettävä prosessi, jonka nopeus on suurempi kuin r keskimäärin ainakin yhden vastauksen d se-35 kunnissa. Jos lähettävä prosessi ei ole Poisson-jakautunut li 17 97185 vaan mielivaltainen, on myös sen d sekunnissa lähettämien sanomien lukumäärä mielivaltainen. Tällöin ei voida taata vastausta d sekunnin kuluessa, vaan 1/p sanoman kuluessa.

Koska siis rajoituspyyntöjen keskimääräinen väli on 5 l/(rp) sekuntia, voidaan parametrin p mitoitus tehdä pahimman tapauksen nojalla (r = U) , jolloin siis mainittu väli on pisimmillään. (Mainittu väli on luonnollisestikin vieläkin pidempi silloin, kun lähteen nopeus on pienempi kuin U, mutta tällöin ei rajoituspyyntöjen ole tarkoitus-10 kaan vaikuttaa lähteen nopeuteen. Pahin tapaus on siis se, jolloin lähteen nopeus on raja-arvon U suuruinen.) Parametri p voidaan siis määrittää määrittämällä ensin keskimääräinen päivitysväli d lähteen nopeuden raja-arvon U perusteella ja laskemalla tämän jälkeen p:lle arvo yhtä-15 löstä p = 1/(Ud). (1)

Mikäli mahdollista, tulisi arvon d olla vähintään kertaluokkaa suurempi kuin 1/U ja sen tulisi lisäksi olla pienempi kuin rajoituksen kesto, eli (10/U) < d < T.

20 Esimerkiksi, jos U = 10 aloitussanomaa sekunnissa ja rajoituksen kestoaika T = 24 sekuntia, voidaan d:lle valita arvo d = 2 sekuntia, jolloin parametrille p saadaan arvo p = 1/20. Tämä tarkoittaa siis sitä, että ulkosolmu-jen (SSP) pitämiseksi päivitettyinä 2 sekunnin tarkkuudel-25 la tarvitsee vain 5 prosenttiin sanomista vastata rajoi- tuspyynnöllä.

Huomattakoon vielä, että tarkkaan otettuna parametri p ei ole vakio, vaan se riippuu rajoitusparametreistä U ja d. Voidaan kuitenkin sanoa, että p:llä on vakioarvo aina, 30 kun em. rajoitusparametrit on kiinnitetty. (Rajoituspara-metrit muuttuvat kuormitustasolta toiselle siirryttäessä, kuten edellä esitettiin. Kuormitustasoja voi myös olla edellä esitettyä tiheämmässä, jolloin parametrit voivat muuttua käytännössä lähes portaattomasti.) 35 Mikäli parametri U ilmoittaa, kuinka suuren osuuden 18 97185 liikenteestä ulkosolmun tulisi välittää keskussolmulle, ja jos liikenteen nopeus ulkosolmulta keskussolmulle on esim. r (aloitussanomaa sekunnissa) ja ulkosolmu rajoittaa liikennettä oikein, on liikenteen nopeus rajoituksen jälkeen 5 rU (aloitussanomaa sekunnissa). Parametrin p kaava tulee tällöin muotoon p = l/(fUd), missä f on se liikenteen nopeus, jonka operaattori valitsee kullekin kuormitus-tasolle Ln tai jonka solmu valitsee automaattisesti ja missä fUd > 1.

10 Parametri p voidaan valita ajan suhteen periodiseksi funktioksi p(t), 'jolla on vakiopituinen jakso Tp, joka on korkeintaan rajoitusajan (gap duration) T pituinen ja jolla on keskiarvo E[p(t)], jonka suuruus on, edellä esitetyn perusteella, vähintään l/(Ud), eli 15 p(t) p(t+nTp), missä Tp s T; E[p(t)] a 1/(Ud).

n on kokonaisluku (n = 0,1,2, ...) , joka määrää, mikä jaksoista on kysymyksessä.

Kaksi tällaiselle periodiselle funktiolle mahdollis-20 ta vaihtoehtoa on esitetty kuvioissa 13a ja 13b, joissa vaaka-akselilla on kuvattu aikaa ja pystyakselilla parametria p.

Kuvion 13a tapauksessa parametri p vaihtelee suora-kaideaallon tapaan, jolloin jakson pituus Tp on jaettu 25 kahteen osaan. Ensimmäisessä osassa p = a ja toisessa osassa p = b.

= i a' joS nTp^Ti+nTp ‘ \ b muutoin

ElpU)] rp «

Erityisesti, kun a = ljab=0, on keskussolmun käyttäytyminen täysin determinististä. Keskussolmu muuttaa tilaansa kahden eri tilan välillä siten, että jakson en- 19 97185 simmäisessä osassa (pituus Tl) se lähettää rajoituspyynnön vasteena jokaiselle aloitussanomalle, ja jakson toisessa osassa (pituus Tp-Tl) se ei lähetä lähetä lainkaan rajoi-tuspyyntöjä. Keskiarvolle asetettu ehto E[p(t)] & l/(Ud) 5 muuttuu tällöin jakson osien suhdetta koskevaksi ehdoksi: (Tl/Tp) & 1/ (Ud) .

Kuvion 13b tapauksessa parametri p vaihtelee saha-aallon tapaan:

CT

E[p(t)l = 1—^ . _ f l-c( C-nTp) , jos nTp±t<. (n+1) Tp | 1, jos t = nTp 10 missä n on kokonaisluku (n = 0,1,2,...), joka määrää, mikä jaksoista on kysymyksessä.

Vaste (eli rajoituspyyntö) liian suuren nopeuden omaavalle lähteelle saadaan tässä tapauksessa sitä nopeam-15 min, mitä lähempänä p on huippuarvoaan. Jakson Tp pituus on edullista valita tässä tapauksessa siten, että rajoituksen kestoaika T vastaa jotakin kokonaislukumäärää jaksoja Tp (eli T = kTp, k = 1,2,3...). Tällöin rajoituksen kestoajan alku (tai edeltävän rajoitusjakson päättyminen) osuu to-20 dennäköisesti hetkeen, jolloin myös parametri p on huippu-arvossaan .

Parametri p voidaan myös valita adaptiiviseksi siten, että se riippuu solmuun tulevan kokonaisliikenteen nopeudesta. Tällaisia vaihtoehtoja on kuvattu kuvioissa 25 14a...14c, joissa vaaka-akselilla on esitetty keskussol- , muun tulevan kokonaisliikenteen nopeutta ja pystyakselilla parametria p.

Kuvion 14a tapauksessa keskussolmu SCP alkaa lähettää rajoituspyyntöjä vasta, kun kokonaisliikenteen nopeus 20 97185 ylittää tietyn raja-arvon Ra. Kuvion 14b tapauksessa kes-kussolmu SCP alkaa myös lähettää rajoituspyyntöjä vasta, kun kokonaisliikenteen nopeus ylittää tietyn raja-arvon Ra, mutta sen lisäksi lähetettävien rajoituspyyntöjen 5 suhteellinen määrä (eli p) kasvaa portaittain suuremmaksi kokonaisliikenteen nopeuden ylittäessä raja-arvot Rb ja Rc. Kuvion 14c tapauksessa parametrin p arvo kasvaa lineaarisesti nollasta ykköseen raja-arvojen Ra ja Rb välillä. Kuvion 14a tapauksessa etuna on se, että vain vähän kuor-10 mitusta aiheuttaville solmuille ei lähetetä turhaan rajoituspyyntöjä. Kuvioiden 14b ja 14c tapauksissa etuna on lisäksi se, että pahimmatkin ylikuormitustilanteet saadaan hoidettua t ehokkaa s t i.

Kuten edellä mainittiin, keskussolmun vastaanotin ei 15 erota eri lähteitä (ulkosolmuja) toisistaan. Tämä tarkoittaa myös sitä, että keskussolmun tarvitsee tarkkailla vain n kappaleesta lähteitä tulevien sanomien kokonaisnopeutta, tarvitsematta tarkkailla yksittäisistä solmuista tulevien sanomien nopeutta. (Aloitussanoma sisältää tosin kentän, 20 joka ilmoittaa lähettäjän, joten liikenteen tarkkailu voidaan toteuttaa solmukohtaisesti, mutta se on huomattavasti monimutkaisempi ratkaisu.)

Keksinnön mukaista periaatetta voidaan myös soveltaa edellä esitettyyn tunnettuun broadcasting-menetelmään 25 siten, että keskussolmussa ei pidetäkään kirjaa siitä, miltä solmulta on saatu hyväksymisilmoitus, vaan keskus-solmu suorittaa uudelleenlähetyksen (rebroadcast) keksinnön mukaisella "satunnaisella" tavalla, vasteena tietylle ennalta määrätylle suhteelliselle osuudelle aloitus-30 sanomia. Jokainen lähetys koostuu N kappaleesta rajoitus-pyyntöjä, kun N on keskussolmuun kytkettyjen ulkosolmujen • SSP lukumäärä, jolloin jokainen ulkosolmu saa yhden rajoi- tuspyynnön. Parametri p valitaan tässä tapauksessa edellä esitetyn kaavan (1) perusteella jakamalla se luvulla N, 35 eli 11 21 97185 p = 1/(NUd), missä d on keskimääräinen ulkosolmun rajoituspara-metrien päivitysaikaväli, kun ulkosolmuista tulevan kokonaisliikenteen määrä on NU. Esim. jos N = 5, U = 10 aloi-5 tussanomaa sekunnissa, T = 24 sekuntia ja d:lle on valittu arvo 2 sekuntia, saadaan p = 1/100 (eli yhteen prosenttiin kaikista tulevista palvelupyynnöistä suoritetaan uudelleenlähetys (rebroadcast).

Edellä kuvatulla tavalla päästään eroon hyväksy-10 misilmoituksia koskevasta kirjanpidosta, mikä on juuri se piirre, joka tekee tunnetusta broadcasting-menetelmästä monimutkaisen.

Tässä keksinnön mukaisessa suoritusmuodossa voi keskusolmu lähettää tiettyä ylikuormitustilannetta koske-15 van ensimmäisen rajoituspyyntösanoman automaattisesti heti, kun rajoitusparametrit muuttuvat, mutta yksinkertaisempaa on kuitenkin antaa ensimmäinenkin rajoituspyyntö kullekin ulkosolmulle vasteena kyseisen solmun lähettämään aloitussanomaan.

20 Vaikka keksintöä on edellä selostettu viitaten oheisten piirustusten mukaisiin esimerkkeihin, on selvää, ettei keksintö ole rajoittunut siihen, vaan sitä voidaan muunnella edellä ja oheisissa patenttivaatimuksissa esitetyn keksinnöllisen ajatuksen puitteissa. Keksinnön mukais-25 ta menetelmää voidaan esim. soveltaa vain tiettyyn osaan liikennettä, kuten edellä esitetystä ilmenee. Koska keksinnön mukainen ratkaisu on periaatteessa sovellettavissa mihin tahansa tietoliikenneverkkoon, jossa on kuvion 1 mukainen perustilanne, on keskussolmusta käytetty oheisis-30 sa vaatimuksissa nimitystä palvelusolmu (rajoittumatta älyverkkoon) ja ulkosolmusta puolestaan nimitystä solmu : (rajoittumatta tähtimäiseen verkkoon) . Myös palvelupyyntö jen on ymmärrettävä liittyvän yleisesti mihin tahansa palveluihin, joiden suoritus kuormittaa palvelusolmua.

35

Claims (11)

97185 22

1. Menetelmä ylikuormituksen estämiseksi tietoliikenneverkon solmussa, joka verkko käsittää ainakin 5 yhden palvelusolmun (CN; SCP) ja ainakin yhden muun solmun (PN; SSP), jolta palvelusolmu vastaanottaa palvelupyyntöjä, jonka menetelmän mukaisesti palvelusolmu lähettää siihen kytketylle solmulle rajoituspyyntöjä (CG), jotta mainittu solmu rajoittaisi palvelusolmua kohti lähettä-10 miensä palvelupyyntöjen määrää, joka rajoituspyyntö sisältää tietoa siitä, kuinka solmun tulisi suorittaa rajoitus-toimintaa, jolloin rajoituspyyntö lähetetään ainakin aina sen jälkeen, kun mainitut tiedot muuttuvat, tunnettu siitä, että palvelusolmu lähettää ra- 15 joituspyynnön tiettyyn ennalta määrättyyn osuuteen niiden palvelupyyntösanomien kokonaislukumäärästä, jotka täyttävät annetut kriteerit, jolloin kullakin yksittäisellä palvelupyyntösanomalla on tietty ennalta määrätty todennäköisyys laukaista rajoituspyynnön lähettäminen, todennä-20 köisyyksien ollessa valittu siten, että rajoituspyyntöjen kokonaislukumäärä on pienempi kuin palvelupyyntöjen kokonaislukumäärä .

2. Patenttivaatimuksen 1 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että palvelusolmu lähettää ra- 25 joituspyynnön tiettyyn ennalta määrättyyn osuuteen kaikkien palvelupyyntösanomien kokonaislukumäärästä.

3. Patenttivaatimuksen 1 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että mainittu tietty ennalta määrätty osuus valitaan siten, että sillä on vakioarvo p = 30 1/(Ud), kun U on rajoituspyynnössä ilmoitettava suurin sallittu palvelupyyntöjen nopeus ja d keskimääräinen aika-• väli kahden peräkkäisen rajoituspyynnön välillä.

4. Patenttivaatimuksen 3 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että keskimääräinen aikaväli d 35 kahden peräkkäisen rajoituspyynnön välillä valitaan siten, II 23 97185 että (Cl/U) < d < T, kun T on rajoituspyynnössä ilmoitettava rajoituksen kestoaika, missä Cl on suurempi kuin yksi, edullisesti ainakin kymmenen.

5. Patenttivaatimuksen 1 mukainen menetelmä, 5 tunnettu siitä, että mainittu tietty ennalta määrätty osuus valitaan siten, että se on nolla palvelusol-muun tulevien palvelupyyntösanomien tiettyyn ennalta määrättyyn kokonaisnopeuteen (Ra) asti.

6. Patenttivaatimuksen 5 mukainen menetelmä, 10 tunnettu siitä, että mainitun osuuden arvo kasvaa mainitusta kokonaisnopeudesta lähtien.

7. Patenttivaatimuksen 1 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että mainittu tietty ennalta määrätty osuus valitaan siten, että sen arvo muuttuu jaksol- 15 lisesti.

8. Patenttivaatimuksen 7 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että jakson pituus Tp valitaan siten, että rajoituspyynnössä ilmoitettava rajoituksen kestoaika T vastaa jotakin kokonaislukumäärää jaksoja Tp (T 20. kTp, k = 1,2,3...).

9. Menetelmä ylikuormituksen estämiseksi tietoliikenneverkon solmussa, joka verkko käsittää ainakin yhden palvelusolmun (CN; SCP) ja ainakin yhden muun solmun (PN; SSP), jolta palvelusolmu vastaanottaa palvelupyyntö- 25 jä, jonka menetelmän mukaisesti palvelusolmu lähettää siihen kytketylle solmulle rajoituspyyntöjä (CG), jotta mainittu solmu rajoittaisi palvelusolmua kohti lähettämiensä palvelupyyntöjen määrää, joka rajoituspyyntö sisältää tietoa siitä, kuinka solmun tulisi suorittaa rajoitus-30 toimintaa, jolloin palvelusolmu lähettää rajoituspyynnön ainakin aina sen jälkeen, kun mainitut tiedot muuttuvat, : kaikille siihen kytketyille solmuille, tunnettu siitä, että palvelusolmu suorittaa rajoituspyynnön uudel- leenlähettämisen kaikille siihen kytketyille solmuille 35 siten, että uudelleenlähetys suoritetaan tiettyyn ennalta 24 97185 määrättyyn osuuteen palvelusolmun saamien palvelupyyntöjen kokonaislukumäärästä, jolloin yksittäiseen palvelupyyntöön annetaan mainittu lähetys tietyllä ennatulta määrätyllä todennäköisyydellä, joka on pienempi kuin yksi.

10. Patenttivaatimuksen 9 mukainen menetelmä, tunnettu siitä, että mainittu tietty ennalta määrätty osuus valitaan siten, että sillä on vakioarvo p = l/(NUd), kun U on yksittäiselle solmulle rajoituspyynnössä ilmoitettava suurin sallittu palvelupyyntöjen nopeus, N on 10 palvelusolmuun (CN; SCP) kytkettyjen solmujen lukumäärä ja d on keskimääräinen aikaväli kahden peräkkäisen rajoitus-pyynnön välillä, kun palvelusolmuun tulevien palvelupyyntöjen kokonaisnopeus on NU.

11. Järjestely tietoliikenneverkon solmussa, joka 15 verkko käsittää ainakin yhden palvelusolmun (CN; SCP) ja ainakin yhden muun solmun (PN; SSP), jolta palvelusolmu vastaanottaa palvelupyyntöjä, joka palvelusolmu lähettää siihen kytketylle solmulle rajoituspyyntöjä (CG), jotta mainittu solmu rajoittaisi palvelusolmua kohti aikayksi-20 kössä lähettämiensä palvelupyyntöjen määrää, joka rajoi-tuspyyntö sisältää tietoa siitä, kuinka solmun tulisi suorittaa rajoitustoimintaa, tunnettu siitä, että verkon palvelusolmu käsittää ainakin yhdet satunnaisluku-generaattorielimet (120) ja ainakin yhdet vertailuelimet 25 (121), jolloin vertailuelimet vertaavat solmuun ennalta ' talletettua lukua (p) satunnaislukugeneraattorielimien generoimaan satunnaislukuun (R) ja ohjaavat rajoituspyyn-tösanoman (CG) lähetystä vertailun tuloksen perusteella. « 11 9/185 25