JP2000165451A - 通信ネットワ―ク設計方法及びその装置 - Google Patents
通信ネットワ―ク設計方法及びその装置Info
- Publication number
- JP2000165451A JP2000165451A JP33131299A JP33131299A JP2000165451A JP 2000165451 A JP2000165451 A JP 2000165451A JP 33131299 A JP33131299 A JP 33131299A JP 33131299 A JP33131299 A JP 33131299A JP 2000165451 A JP2000165451 A JP 2000165451A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- request
- network
- subgraph
- link
- straggler
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
Links
Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L12/00—Data switching networks
- H04L12/28—Data switching networks characterised by path configuration, e.g. LAN [Local Area Networks] or WAN [Wide Area Networks]
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L41/00—Arrangements for maintenance, administration or management of data switching networks, e.g. of packet switching networks
- H04L41/14—Network analysis or design
- H04L41/145—Network analysis or design involving simulating, designing, planning or modelling of a network
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
- Small-Scale Networks (AREA)
Abstract
算し、ネットワークのトポロジーを最適化し、最適ルー
タ配置を決定するツールを提供すること。 【解決手段】 与えられたネットワークトポロジー、特
定のIP要求及びネットワーク遅延に関して、本発明に
係る設計方法は、ユーザが、与えられたネットワークの
各々のリンクに係る種々のネットワーク混雑シナリオ、
例えばネットワーク全体に係る複数個のボトルネック事
象の発生など、に係る必要リンク容量を計算することを
可能にする。また、最適ネットワークトポロジーが、本
発明に従って、全体としてのネットワークコストの低減
を指向するように定式化される。さらに、既存のネット
ワークにおけるFIFO/REDルータを置換するため
のWFQ/LQDルータの配置を決定する方法及び装置
が提供される。
Description
トワークの設計方法及びその装置に関し、特に性能を保
証したIP(インターネットプロトコル)ネットワーク
の設計に関する。
の能力に係る企画・設計の最適化が非常に限られた状態
で構築されてきた。これらのネットワークは、性能を保
証せず、“できるだけの努力をすることによって実現さ
れるサービス”のみを提供している。しかしながら、顧
客の期待は、IPネットワークが予測可能な性能を提供
するように設計されることによって初めて充足される。
特に、ネットワークサービスプロバイダは、彼ら自身の
仮想プライベートネットワーク(VPN)顧客に対し
て、帯域保証をサポートしなければならない。
考慮事項に含まれるべきことは、与えられたネットワー
クにおいて用いられるネットワークルータには複数のタ
イプが存在する、という事実である。例えば、ルーセン
ト・テクノロジー(Lucent Technologies, Inc.、New J
ersey州Murray Hill)社より市販されているLucent'sPa
cketStarTMIPスイッチは、重み付け公平キューイング
(WFQ)及び最長キュードロップ(LQD)を用いた
フロー毎キューイングを含む、斬新なトラフィックスケ
ジューリング並びにバッファ管理能力を有しており、非
常に高いレベルのリソース利用率を達成しつつVPNに
対する最小帯域保証を行なうことを可能にしている。他
方、既存のレガシールータは、適切なフロー分離をサポ
ートせず、それらの先入れ先出し(FIFO)スケジュ
ーリングが、ランダム早期検出(RED)バッファ管理
ポリシーと組み合わせた場合においてさえも、VPN間
で共有される帯域にわずかの制御しか行なうことができ
ず、スループットがTCP(トランスミッション制御プ
ロトコル)の動的性質によって大きく影響を受けてしま
う。このTCPは、IPネットワークにおいて最も多く
用いられている転送プロトコルである。
わちネットワークデザイナに、同一(同種)あるいは異
なった(異種)タイプのルータを有し、例えばVPN等
の種々のアプリケーションに関して実質的な性能の保証
を実現するIPネットワークを設計することを可能にす
る、ネットワーク設計ツールに関する要求が存在する。
詳細に述べれば、デザイナによって与えられる仕様に基
づいてワーストケース及び最良の必要リンク容量を自動
的に計算し、ネットワークのトポロジーを最適化し、及
び、ネットワークにおける最適ルータ配置を決定する設
計ツールに係る要求が存在する。
ットワーク、例えば“最大の努力”基準の下に設計され
たネットワークなどと比較して、実質的に改善された性
能を有するIPネットワークを設計する方法及び装置を
提供する。詳細に述べれば、本発明は、ワーストケース
及び最良のリンク能力要求を自動的に計算し、ネットワ
ークのトポロジーを最適化し、及び、ネットワークにお
ける最適ルータ配置を決定する方法及びその装置を含ん
でいる。
ークのリンクに係る必要リンク容量を計算する方法及び
その装置が提供される。詳細に述べれば、最大及び最小
リンク容量限界が計算可能であって、ユーザに、種々の
設計パラメータの関数としてワーストケース及び最良の
結果を提供する設計方法論が提供される。すなわち、与
えられたネットワークトポロジー、特定のIP要求及び
ネットワーク遅延に関して、本発明に係る設計方法は、
ユーザが、与えられたネットワークの各々のリンクに係
る種々のネットワーク混雑シナリオ、例えばネットワー
ク全体に係る複数個のボトルネック事象の発生など、に
係る必要リンク容量を計算することを可能にする。本発
明に係る設計方法においては、ユーザは、特定のトポロ
ジーが与えられると、そのネットワークのどの位置に特
定のボトルネックが存在しているかを知ることを必要と
せずに、IPネットワークを設計することが可能であ
る。さらに、本発明に係るリンク容量計算法は、与えら
れた要求内に単一あるいは複数個の接続が存在するよう
な場合も取り扱う。
トワーク設計に関連するネットワークトポロジーを最適
化する方法及び装置が提供される。詳細に述べれば、最
適ネットワークトポロジーが、本発明に従って、全体と
してのネットワークコストの低減を指向するように定式
化される。ある実施例においては、ネットワークトポロ
ジーにあまり用いられないリンクを付加することではな
く、ある既存のリンクのスペア容量に係るわずかな要求
をパックすることによって、ネットワークコストの低減
を指向する反復増強法が提供される。別の実施例では、
最適ネットワークトポロジーを構成する目的で、負荷の
軽い識別されたリンクを除去することによってネットワ
ークコストの低減を指向する反復デロード法が提供され
る。
トワークコスト削減を最大にすることを目指して既存の
ネットワークにおけるFIFO/REDルータを置換す
るためのWFQ/LQDルータの配置を決定する方法及
び装置が提供される。本発明に係る方法は、混合整数プ
ログラミングモデルを利用することによってこの種の決
定を実現する。
の中で記述される。しかしながら、本発明はそのような
アプリケーションあるいはシステムに限定されているの
ではない。本明細書に記述されている考え方は、あらゆ
るIPアプリケーション及びシステムアーキテクチャを
含むあらゆるタイプのパケットベースのネットワークに
対して適用可能である。さらに、本明細書において用い
られている“プロセッサ”という術語は、CPU(中央
処理ユニット)及び関連するメモリを含むあらゆる処理
デバイスを包含することを企図したものである。本明細
書において用いられる“メモリ”という術語は、プロセ
ッサあるいはCPUに関連するメモリ、例えばRAM、
ROM、固定記憶デバイス(例えばハードディスクドラ
イブ)、あるいはリムーバブル記憶デバイス(例えばフ
ロッピーディスク)等を含むものである。加えて、処理
デバイスは、例えばキーボードのような、処理ユニット
にデータを入力する単一あるいは複数個の入力デバイ
ス、及び、CRTディスプレイ及び/あるいはプリンタ
のような、処理ユニットに係る結果を出力する単一ある
いは複数個の出力デバイスを有している。さらに、プロ
セッサに関連する種々の要素が他のプロセッサによって
共有される場合もあり得ることに留意されたい。従っ
て、本明細書において記述されている、本発明に係る方
法を実行するソフトウエアインストラクションすなわち
コードは、単一あるいは複数個の関連するメモリデバイ
ス(ROM、固定あるいはリムーバブル記憶装置)にス
トアされており、用いられる場合には、RAMにロード
されてCPUによって実行される。さらに、特に明示し
ない限り、本明細書においては、“ノード”、“スイッ
チ”、“ルータ”という術語が相互に交換可能であるこ
とにも留意されたい。
oS)保証をした最適IPネットワーク設計は、研究上
の既知の重要な問題である。実際、インターネットの商
用利用及びビジネスのインターネットに対する依存の急
増のために、IPネットワークは非常に重要な使命を担
うように変質してきており、今日のIPネットワークに
おける“最大の努力”によるサービスという方針はもは
や適切ではない。本発明は、例えばVPN等のその種の
ネットワークに対する帯域及び他のQoSを提供するI
Pネットワークの設計に係る方法論を提供する。例え
ば、ネットワークの接続性及びトラフィックに係る要求
が与えられると、本発明に係る設計手続きは、ネットワ
ークトポロジー、及び、当該ネットワークにおける全て
のルータが例えばPacketStarIPスイッチのようにWF
Q/LQD機能を有している場合に前記要求を充足す
る、対応するリンク容量を生成する。同様のことが、F
IFO/RED方式を用いる旧来のルータを用いた場合
に係る第二の設計においてもなされる。その後、ネット
ワークコストの定量的な削減量の観点から、比較がなさ
れる。この比較を実現するために、FIFOスケジュー
リングをREDと共に用いた場合のTCPスループット
性能に係るモデルが使用される。上述の双方の場合にお
いて、開放最短経路第一(OSPF)ルーティングプロ
トコルによって課せられる制限が考慮される。さらに、
本発明は、従来技術に係るルータネットワークを、旧来
のルータをWFQ/LQDルータに置換することによっ
て性能保証を有するネットワークに転換するためのルー
タ配置問題も取り扱う。詳細に述べれば、本発明に係る
方法は、ネットワークコストを最大限削減する目的でW
FQ/LQDルータが導入されるべき、ネットワーク内
の戦略的位置を識別する。
設計システムの実施例を示すブロック図である。IPネ
ットワーク設計システム10は、それ自体、複数個の、
互いに相互に接続された機能プロセッサ、すなわち、ル
ーティングプロセッサ12、ルーティングプロセッサ1
2に機能的に接続されたワーストケース必要リンク容量
プロセッサ14、ワーストケース必要リンク容量プロセ
ッサ14に機能的に接続された最良リンク容量設計プロ
セッサ16、ワーストケース必要リンク容量プロセッサ
14に機能的に接続されたネットワークトポロジー最適
化プロセッサ18、及び、最良リンク容量プロセッサ1
6に機能的に接続されたルータ置換プロセッサ20、を
有している。図1に示された機能プロセッサ12から2
0は、それぞれ専用の処理デバイス(例えば、CPU及
び関連するメモリ)によってインプリメントされること
も可能であり、また、集合的に単一あるいは複数個の処
理デバイスによってインプリメントされることも可能で
ある。すなわち、本発明に係るIPネットワーク設計シ
ステム10は、単一の処理デバイスあるいは複数個の処
理デバイスのいずれによってもインプリメント可能であ
る。
力及び関連する方法論として、すなわち、ストアされた
データ信号の形態あるいは処理デバイスへの設計システ
ムユーザによる入力で、バックボーンネットワークの初
期トポロジーが、グラフG=(V,E)の形態で入力さ
れる。ここで、Vは存在点(POPすなわちルータが位
置する点)に対応するノードの組であり、EはPOP間
の直接接続を実現するリンクの組である。以下に説明さ
れているように、初期ネットワークトポロジーは、ネッ
トワークトポロジー最適化プロセッサ18によって与え
られることも可能である。さらに、システムへの入力と
して、マイレージベクトル→L=[L1,L2,...,
L|E|]が与えられる。ここで、Llは、Eに属するリン
クlの実際の長さである。さらに、ポイント−ツー−ポ
イントIPトラフィック要求の組も設計システム10へ
供給される。ここで、各々のIPフロー要求iは、次式
にて表わされるfiによって与えられる。 fi=(si,ti,ai,ni,di,_ri) ここで、si及びtiは、それぞれV内のソース及びデス
ティネーションノードであり、aiはトランスポートプ
ロトコルタイプ(TCPあるいはUDP(データグラム
使用プロトコル))、niは当該フロー中におけるTC
PあるいはUDP接続の個数、diは当該フローが双方
向であると仮定した場合の最小スループット要求の総
数、及び、_riはソース側顧客サイトからsiへのアク
セスリンク速度とデスティネーション側顧客からtiへ
のアクセスリンク速度とのうちの最小値である。ここ
で、Fが全てのfiを含む組とし、F1を、あるルーティ
ングアルゴリズムRに従ってリンク1を通過するように
ルーティングされたFの要素からなるサブセットとす
る。選択されたルーティングアルゴリズムRは、上述さ
れた入力に基づいて、ルーティングプロセッサ12(図
1)によって実行される。ルーティングプロセッサ12
の出力(図1において参照符号Aによって示されている
もの)は、要求フロー及びネットワークトポロジーの関
数としてのルーティング情報、すなわち、各々のリンク
上に見出されるフロー(トラフィック)つまり各リンク
を通過するfiである。
SPFプロトコルにおいて用いられているものと同様の
最短経路ルーティングにフォーカスしている。最短経路
は、Eにおける各々のリンクlに係る与えられたリンク
長llに基づいて計算される。ここで、→l=[l1,l
2,...,l|E|]をこれらのリンク長より構成される
ベクトルとする。タイブレーク方式が用いられ、あらゆ
るソースとデスティネーションとの間には単一のルート
が存在する、ということを仮定する。リンクlの容量を
Clとし、ネットワーク全体において用いられる基幹回
線の大きさ(すなわち容量)が単一の値であるという仮
定の下に、Clが基幹回線容量(例えば、DS3、OC
3等)によって表現されるとする。さらに、→C=[C
1,C2,...,C|E|]がリンク容量ベクトルを表わ
すとする。
びその関連する方法は、なかんずく、以下の容量割り当
て問題を取り扱う。 Fによって与えられるスループッ
ト要求が充足され、その一方で総ネットワークコストを
最小化する、必要とされる容量ベクトル→Cを見出すこ
と。ここで、Eにおけるリンクのサブセットに対してゼ
ロ容量を割り当てることにより、Gのトポロジーが、接
続性を低減することによって実効的に変更されることが
可能であり、その結果、要求のルーティングに影響を及
ぼす。後に議論されるように、本発明に係るIPネット
ワーク設計方法は、トポロジー最適化も含んでいる。
システムにおいて用いられる一般的な設計アルゴリズム
200の一実施例は、次のようなものである。まず、各
々のリンクにおけるトラフィックミックスFlが(ルー
ティングプロセッサ12によって)、(最適化プロセッ
サ18から与えられる)Gのサブグラフである初期ネッ
トワークトポロジーGs、ルーティングアルゴリズム
R、リンク長ベクトル→l、及びIP要求の組Fに基づ
いて計算される(ステップ202)。次に、Fl内の帯
域要求を充足するために必要とされる各々のリンクの容
量が、(必要リンク容量プロセッサ14及び16によっ
て)ネットワーク内のルータのタイプ、混雑シナリオに
係る相異なった仮定、そしてある場合にはTCP要求の
エンド−ツー−エンド遅延に基づいて計算される(ステ
ップ204)。その後、本発明に係る設計システムは、
(最適化プロセッサ18によって)最終的なネットワー
ク設計が得られたか否かを決定する(ステップ20
6)。得られていない場合には、ステップ208におい
て、ネットワークトポロジーに対して(最適化プロセッ
サ18による)摂動が加えられ、ステップ202及び2
04に従って新たなネットワークコストが評価される。
この設計反復は、最終的なネットワーク設計が得られる
まで反復される。最終設計の結果は、(ステップ210
において)、例えば当該設計システムのユーザに対して
表示される情報の形態で出力される。この出力結果に
は、(1)ベクトル→C、(2)各々のトラフィックフ
ローfiに係るルート、及び、(3)対応するネットワ
ークコスト、が含まれる。
同種の場合、すなわち、従来技術に係るFIFO/RE
DルータあるいはWFQ/LQDルータのいずれかしか
含まないようなネットワークと、異種の場合、すなわち
双方のルータタイプの混合の場合との双方が適応させら
れ得る、という点である。さらに、本発明に係る方法
は、旧来のFIFO/REDルータネットワークへのW
FQ/LQDルータの最適配置を見出すためのコアエン
ジンとしても機能する。
目的で、以下の記述はいくつかの節に分割される。節
1.0においては、あらゆる与えられたTCP/UDP
スループット要求を充足する目的で必要とされるリンク
容量の本発明に従った推定が説明される。この際、ワー
ストケースリンク容量設計要求プロセッサ14及び最良
リンク容量設計プロセッサ16が用いられる。ネットワ
ークトポロジー最適化プロセッサ18によって実行され
る本発明に従ったネットワークトポロジー最適化は、節
2.0で記述される。節3.0においては、ルータ置換
プロセッサ20によって計算される本発明に従った異種
ルータネットワークにおけるWFQ/LQDルータの最
適配置が説明される。IPネットワーク設計事例が節
4.0において与えられる。節5.0は、節1.0を参
照して、FIFO/REDの下でのスループット割り当
ての説明が提供される。節6.0は、節3.0で説明さ
れた本発明に係るルータ配置実施例を参照して、NPハ
ードネスの説明がなされる。加えて、参照をより容易に
する目的で、それぞれの節はさらに小項目に分割されて
いる。
CPがプライマリトランスポートプロトコルとして用い
られるIPベースのVPNに関して帯域保証を行なうこ
とであるので、本発明は、ネットワーク内のリンクを介
してルーティングされるTCP接続群の各々に係る与え
られた要求の組を保証するために、当該リンクがどのく
らいの容量を有する必要があるかを決定する。通常、接
続の各群は相異なったVPNに属していて、そのVPN
のポイント−ツー−ポイント要求のうちの一つを表わし
ている。この問題に対する回答は、特に当該ネットワー
クにおけるルータにおいて用いられるパケットスケジュ
ーリング及びバッファ管理戦略に依存する。今日のイン
ターネットにおいて最もポピュラーなルータは、パケッ
トドロップポリシーとしてREDを用いるFIFOスケ
ジューリングを使用している。しかしながら、PacketSt
arIPスイッチなどの先進的な次世代ルータは、公平性
を有してVPNレベルで帯域保証を実現し、フロー(す
なわち接続)レベルで分離特性を実現する目的で、最長
キュードロップ(LQD)ポリシーを用いるWFQスケ
ジューラを利用する。以下に明らかにされるように、R
EDと組み合わせられた従来技術に係るFIFOは、L
QDと組み合わせられたWFQ(WFQ/LQD)より
もより大きなリンク容量を有するように設計されていな
い限り、帯域保証を実現することは通常不可能である。
されるフローに係る要求、選択されたスケジューリング
及びバッファ方式が与えられると、回線容量要求を計算
する。以下に、FIFO/RED方式を用いることによ
って問題となる設計面での考慮事項が、リンク容量設計
プロセッサ14、16によってインプリメントされるこ
れら設計問題を処理する方法論と共に議論される。その
後、WFQ/LQD方式に係る設計上の考慮事項が議論
される。この際、それらに係る必要リンク容量は、プロ
セッサ14あるいは16のいずれかによって計算され
る。最後に、本発明に従ったリンク容量設計方法のいく
つかの実施例が詳細に説明される。
ーストイン・ファーストアウト(FIFO/RED) 容量cl FIFOを有するボトルネックリンクlを介してル
ーティングされるTCP接続の組F1を考える。FIF
O/REDの下で各TCPソースが貪欲に混雑回避領域
で動作するものと仮定すると、節5.0において説明さ
れているように、S.Floyd,"パケット交換ネットワーク
における複数個の混雑したゲートウェイを有する接続",
ACM COmputer Comm. Review, Vol.21, No.5, pp.30-47
(1991年10月)及び、M.Mathies, J.Semke, J.Mahdavi, a
nd T.Ott,"TCP混雑回避アルゴリズムの巨視的振る舞
い",ACM Computer Comm. Review, Vol.27, No.3, pp67-
82(1997年7月)による結果に基づいて、Flに属するあら
ゆる与えられた接続iに関して、リンク容量の共有分
が、
れ、接続iの経路におけるラウンドトリップ遅延(RT
D)及び混雑したリンクの個数である。混雑したリンク
とは、そのキューにおいてパケットロスが生ずるほどの
高い負荷を有するリンクを表わしており、それに対して
混雑していないリンクとは、パケットロスが発生しない
リンクを表わしている。言い換えれば、リンク容量は、
競合するTCP接続の間で、式(1)によって与えられ
る重みに比例して共有される。この重みは、ラウンドト
リップ時間τ及びhの2乗根との積の逆数である。ここ
で、以下の、FIFO/REDとWFQ/LQDとの間
の基本的な差異に留意されたい。双方の場合とも、あら
ゆる接続のリンク共有は、その重みに比例する。WFQ
/LQDの場合には、以下に説明されているように、接
続に係る重みはネットワークオペレータの制御下にあ
り、任意に設定されうる。しかしながら、FIFO/R
EDにおいては、重みは接続経路の特徴、つまりτ及び
hによって決定付けられており、ほとんど制御不能であ
る。
−ツー−ポイント要求iは、現実には複数個のTCP接
続に対応しており、それら各々が同一の重みwiを有し
ている。なぜなら、それら全体が、τi及びhiによって
特徴付けられる同一の最短経路を実現しているからであ
る。ここで、niを、Flに属する要求iを構成するTC
P接続の個数とする。式(1)より、要求iによって獲
得されるリンク共有は、
の個数niが実際の要求の値diに比例すると仮定する
と、式(2)は、
るためには、∀i∈Flなるiに関して、rl i≧diが必
要である。このことは、全ての要求を充足する最小リン
ク容量が
(i∈Fl)は、式(4)によって与えられる。リンク
容量cl FIFOは、明らかに全ての要求の総和以上であ
る。
るとき、式(3)及び式(5)を組み合わせることによ
って、
∈Fl)である。言い換えれば、i*は、その必要量が正
確に割り当てられた要求であり、他の全ての要求に対し
てはその必要とされる以上の帯域が割り当てられる。
を計算するために用いられるパラメータは、di、τi及
びhi(i∈Fl)である。要求diは与えられ、遅延τi
(伝播遅延)の固定部分は最短経路から決定されて広い
範囲にわたって主要部分であることが期待されるため
(キューに係る遅延成分の平均を加えることも可能であ
る)、第三のパラメータhiの値のみが自明ではない。
で、いくつかの定義を導入する。-h iを、接続iの最短
経路に対応するホップの数とする。明らかに、混雑した
ホップの数hiは、hi≦-hiを(∀i∈Fl)満たす。
ここで、I=[I1、I2、...、I|F|]を、ネットワ
ーク内の全てのリンクの混雑状況を表わすベクトルとす
る。この際、Ijは、リンクjのインジケータであり、
リンクjが混雑している場合には1、それ以外の場合は
0である。さらに、H=[h1、h2、...、h|F|]
を、各々のエンド−ツー−エンド要求の経路における混
雑したリンクの個数よりなるベクトルとする。すなわ
ち、
ス(経路)を表わしている。また、Hl=[hi1、
hi2、...、h|Fl|]を、要求i(i∈Fl)に対す
るhiよりなるベクトルとする。
1}|E|及び_H={0、1、...-hi}×...×
{0、1、...、-h|F|}よりなる組に属する値を取
る。ここで、gを前述されているように定義された_I
と_Hとの間のマッピングとする。
ブセットにマッピングされ、この_Hfは、_ Hf={H∈_H、∃I∈_I s.t. H=g(I)} のように表現される、_Hに属する利用可能な要素より
なる組である。言い換えれば、H∈_Hは、必ずしも全
てが利用可能ではない。
iに対応するhiの要素は、l∈p(i)を満たす全て
のベクトルHl、すなわち、接続iの経路における全て
のリンク、に現われる。同一の要求に係る全ての要素が
同一である場合には、{H}はコンシステントであると
いう。{H}がコンシステントである場合には、hiに
係るベクトルH(ここで、hiは全てのHl(l∈p
(i))における要求iの共通要素である)は、{H}
の共通ベクトルであると呼称される。さらに、{H}
は、(i)それがコンシステントであって、かつ、(i
i)その共通ベクトルが利用可能である場合に、利用可
能であるといわれる。
求iがリンクlにおけるシェアrl iを(その経路に沿っ
た他のリンクにおけるシェアがrl iより小さければ)そ
のシェアを達成しない、という、ネットワーク全体のシ
ナリオにおける複数個のボトルネックの効果を考慮して
いない。それゆえ、rl iと要求iの経路における他のリ
ンクの最小シェアとの差異(これは、diより大きい。
なぜなら、p(i)内の全てのリンクにおいてrl i≧d
iであるからである。)が、その要求に影響を与えるこ
となく、cl FIFOから差し引かれることが可能である。
そうでない場合には、この余剰容量は、リンクlを通過
する、その必要容量が既に満たされた貪欲な要求によっ
て取り込まれる。この意味では、式(5)におけるcl
FIFOを、その必要とされるリンク容量の上限とみなすこ
とができ、それを-cl FIFOと書き表わすことにすると、
従って、-cl FIFOの、Hlの値に関する依存性を強調し
たい。さらに、前述された複数ボトルネック効果を考慮
することによって、必要とされるリンク容量の下限_c
l FIFOが以下のように求められる。-cl FIFOに基づい
て、要求iのシェアが、
ットワークへのVPNのアクセスリンク速度に起因す
る、発生しうるあらゆる制限を表わす適切な値にセット
される。式(7)の最小値がrl* i(Hl*)に対応する
場合には、リンクl*が要求iに関するボトルネックリ
ンクである。最終的に、_cl FIFOが
はなく、{H}のサブセットであるHl'(∀l’∈p
(i))の関数である。_cl FIFOが下限である理由
は、あらゆる与えられた可能な{H}に関して、ある要
求のボトルネックをシフトすることにつながる、ある種
の要求アイドリングシナリオが存在するからである。こ
のボトルネックシフトによって、アクティブな要求から
の必要事項を充足させるために_cl FIFOより大きな容
量が必要とされる。
lに係るHlの関数として、容量の上限及び下限である-
cl FIFO及び_cl FIFOについて議論された。現実のHl
がどのようなものであるかがわかっていないため、以下
の境界が決定される。
るHlを形成し、-cl FIFO及び_cl FIFO({H})を計
算する。必要とされる容量cl FIFOの正確な値は_cl
FIFO(Hmin)≦cl FIFO≦-cl FIFO(Hmax)を満た
す。よって、これらの境界は、H∈_Hfの実際の値と
は独立にリンク容量の上限及び下限を与える。これらの
境界は計算可能であるが、現実的には、すなわち、より
計算を容易にする目的で、境界が次のように与えられ
る。
の値に関して考慮する。この際、Hl worstが、Hlを式
(6)における各々のiに関してhi=-hiでありかつ
j≠iに対してhj=1(各々の要求i∈Flが少なくと
もその経路中の混雑したリンクとしてリンクlを有して
いる)であるように選択することによって得られること
は明らかである。同様に、Hl bestが、Hlを式(6)に
おける各々のiに関してhi=1でありかつj≠iに対
してhj=-hjであるように選択することによって得ら
れる。
式が存在する。
の代わりに最小を取ることによって規定される。それゆ
え、-cl FIFO(Hworst)は上限として用いられる。-c
l FIFO(Hbest)は下限の良好な候補である。なぜな
ら、-cl FIFO(Hbe st)及び_cl FIFO(Hmin)は双方
とも-cl FIFO(Hmin)より小さく、節5.0で示され
ているケーススタディにおいては、-cl FIFO(Hbest)
≦_cl FIFO({H})であることが、HがHhop及びH
oneに等しいこと(それぞれ、hi=-h i、及びhi=
1、i=1,2,...,|F|である)に対応する
{H}の二つの代表的な値に関して示されるからであ
る。Honeは、各々の要求が単一の混雑したリンクをそ
の経路上に有していることに対応し、可能ではない。H
hopは可能であって、全ての要求がアクティブかつ貪欲
であり、各々のリンクが少なくとも一つの1hop要求
を担っている場合に対応する。これらの方法論に係る実
施例は、以下、節1.4において説明される。
るシステム10を用いる設計者が、スケジューリング/
バッファリング方式としてWFQ/LQDを選択したと
仮定する。PacketStarIPスイッチは、3層階層構造W
FQスケジューラを用いることによって出力リンク毎に
64000フローキューをサポートすることが可能であ
ることが知られている(例えば、V.P.Kumar, T.V.Laksh
man, and D.Stiliadisによる“ベストエフォート方式を
越えて。明日のインターネットにおける差動的サービス
に係るルータアーキテクチャ”という表題の論文(IEEE
Comm. Magazine, Vol.36, No.5, pp.152-164(1998.5))
を参照)。スケジューラ階層の最上位おいては、相異な
ったVPN間でリンク容量が分割されており、各々のV
PN内ではそれがアプリケーション分類(例えば、FT
P様のTCPフロー、Telnet様のTCPフロー、
UDPフロー等)に基づいて分割され、最後に、各々の
アプリケーション分類の帯域が、さらに、その分類に属
するフロー間で分割される(各々の分類内でのフローレ
ベルには通常等しい重みが与えられるが、異なるように
することも可能である)。
で、PacketStarIPスイッチは、全てのフロー間での共
有バッファプールのソフト分割を利用する。それぞれの
フローは、共有バッファに適切なパケットバックログを
維持することが可能である場合には、その重みに対応す
るリンク容量(リンクシェア)を獲得することが可能で
ある。言い換えれば、WFQスケジューラは、各々のフ
ローに対してパケット伝送目的で当該リンクにアクセス
する公平な機会を提供するが、このことは、当該フロー
が共有バッファへの不適切なアクセス制御のために適切
なパケットバックログを維持できない場合には、リンク
容量の公平な共有を必ずしも意味しない。この問題は、
例えば、TCPのようなパケットロスに敏感なトラフィ
ックが、未制御UDPなどのパケットロスには敏感でな
いトラフィックと競合している場合、あるいは、相異な
ったラウンドトリップ遅延(RTD)を有するTCP接
続がリンク容量に関して競合している場合、に発生しう
る。最初の状況の場合には、TCPスループットがパケ
ットロスに敏感であるために(TCPソースは、パケッ
トロスが検出されると、そのウィンドウを小さくするこ
とによってレートを低減する)、パケットロス状況に応
じてそのレートを適応させないアプリケーション(非適
応UDPソースあるいは標準的なTCPの振る舞いに従
わない過激なTCPソースのいずれかである)は、共有
バッファプールから不公平なシェアを獲得してしまうこ
とが可能であるからである。相異なったRTDを有する
TCP接続という第二のシナリオは公知の問題であり、
例えば、S.Floyd and V.Jacobsonによる“パケット交換
ゲートウェイにおけるトラフィックフェーズ効果”とい
う表題の論文(Internetworking。Research and Experie
nce, Vol.3, No.3, pp.115-156(1992.9))T.V.Lakshman
and U.Madhowによる“TCP/IPを用いたウィンドウ
ベースフロー制御の性能解析。広帯域遅延積及びランダ
ムロスの効果”という表題の論文(IFIP Trans. High Pe
rf. Networking, North Holland, pp.135-150(1994))等
の文献を参照されたい。大きなRTDを有するTCP接
続への不公平さの理由は、混雑回避フェーズにおけるT
CPのRTD毎の一定ウィンドウ増大の結果、より小さ
なRTDを有する接続がそのウィンドウをより速く増大
させることが可能になり、それらがその経路におけるあ
るルータでバックログを作成する際に、そのバックログ
がより小さなRTDを有する接続に関してより速く成長
するからである(なぜなら、バックログは各々のRTD
毎に1パケットずつ成長するから)。
を解決するため、PacketStarIPスイッチは、以下のバ
ッファ管理戦略を利用する。各々のフローには、常に保
証されている公称バッファ空間が割り当てられ、バッフ
ァ空間が利用可能な場合には、フローバッファの占有が
その公称割り当てを超過してなされることが許可され
る。この公称割り当ては、その接続の帯域遅延積に理想
的に比例するように設定されるが、遅延情報が欠落して
いる場合には、WFQスケジューラ内の当該接続に係る
重みに比例するようにセットされる。到着するパケット
のためのスペースがバッファ内に確保できない場合に
は、バッファ内に既に存在しているパケットが押し出さ
れる。パケットが破棄されるフローキューは、その公称
割り当てを最も超過しているものである(公称割り当て
が等しい場合には、このことは最長キューから落とすと
いうことに等しい)。前述されているように、小さいR
TDを有するTCPフローはその公称割り当て以上の最
長キューを有する可能性が高いため、LQDポリシーは
大きなRTDを有する接続に対する不公平性を緩和す
る。加えて、非適応ソースは長いキューを有する可能性
が高く、従ってLQDポリシーによってペナルティを課
せられる。
分離は、LQDによって実現される保護及び公平性と組
み合わせられて、各々のフロー、フロー分類、あるいは
VPNのエンド−ツー−エンド要求が、その重みに比例
するリンク容量のシェアを獲得することを可能にする
(例えば、B.Suter, T.V.Lakshman, D.Stiliadis, and
A.K.Choudhuryによる“フロー毎キューイングを行なう
TCPのサポートに係る設計考慮事項”という表題の論
文(Proc. IEEE Infocom, pp.299-306, San Francisco(1
998.3))を参照)。
ない、公称バッファ割り当てが、与えられたリンクlに
おいて、ポイント−ツー−ポイントVPN要求diの組
を充足するために必要とされるリンク容量が単に要求の
総和に等しくなるように、すなわち
してルーティングされる全VPN要求よりなる組であ
る。しかしながら、WFQ/LQD機能を有するルータ
と比較して、ルータがFIFO/REDのみをサポート
する場合には、同一の要求を満たすためにより大きな容
量が必要とされる。
要求 これまでは、TCPトラフィックのみが必要とされるリ
ンク容量を計算するために考慮されてきており、FIF
O/REDを利用する場合に式(11)及び(12)、
WFQ/LQDの場合に式(13)によってそれぞれ境
界が与えられてきた。フロー毎キューイングによって分
離が実現されるため、WFQ/LQDの場合に関する総
必要容量を求めるためには、UDP要求を追加すればよ
い。ここでは、過激なUDPトラフィックがその要求を
越える可能性があまり無いと仮定して、FIFO/RE
Dの場合にも同一の手法を適用する。よって、WFQ/
LQDの場合の必要リンク量は
上限が
別な場合には、上限及び下限はそれぞれ
UDPスループット要求事項を表わしており、シーリン
グ関数┌.┐は、リンク容量が離散的(トランク回線単
位)であることを説明するために導入された。
本発明に係る方法の種々の実施例を、本発明に係るネッ
トワーク設計システムのユーザによって選択された特定
の設計基準に関連する必要リンク容量の計算に関連して
示す。以下に記述されているように、以下の方法は、ワ
ーストケースリンク容量設計要求プロセッサ14及び/
あるいは最良リンク容量設計プロセッサ16(図1)に
よって実行される。
Dベースのワーストケース必要リンク容量を計算する方
法300である。ここで、cという文字はTCPトラフ
ィックのみを考慮するリンク容量を表わす一方、CはT
CPとUDP双方のトラフィックを考慮するリンク容量
を表わす。従って、式における項からも明らかなよう
に、第一付加項はTDPトラフィックに係る必要リンク
容量であり、第二付加項はUDPトラフィックに係る必
要リンク容量である。さらに、この種の計算は、ルーテ
ィングプロセッサ12及びユーザからの入力に基づい
て、ワーストケース必要リンク容量プロセッサ14(図
1)によって実行される。従って、この設計方法は、シ
ステム10のユーザに、入力された特定の使用に基づい
て、必要とされるリンク容量の計算をリンク毎に提供す
る。
4は、ルーティングプロセッサ及びユーザから入力パラ
メータを受け取る。プロセッサ12からの入力には、接
続iに係るポイント−ツー−ポイントVPN要求の組で
あるdi及びラウンドトリップ遅延τiが含まれる。もち
ろん、これらの入力は、最初にユーザによって規定され
たものである。加えて、ユーザは、スケジューリング/
バッファリング方式(この例ではFIFO/REDであ
る)、及び混雑オプションHO(例えば、Hw orst、H
hop、及びHone)を規定する。既に説明されているよう
に、混雑オプションは、あるhiの値を与えられた設計
基準に割り当てるものである。hiは、接続iの経路に
おける混雑したリンクの数を表わす。節1.2で示され
たように、Hworstは、式(6)における各々のiに対
して、hi=-hiかつj≠iに関してhj=1という条件
(Flに属する各々の要求iが、少なくとも、その経路
内に混雑したリンクとしてリンクlを有する)の下にH
lを選択することによって得られる。Hworstは式(1
5)において規定された上限であり、(最良リンク容量
プロセッサ16によって計算された)下限Hbestと共
に、Hの全ての値に適用される。さらに、ステップ30
3において、Hhop及びHoneが規定される。これらは、
それぞれhi=-hi及びhi=1(i=1,2,...,
|F|)に対応する上限Hworstの特別な値である。H
oneは、各々の要求がその経路内に単一の混雑したリン
クを有する場合であり、可能ではない。Hhopは可能で
あって、全ての要求がアクティブかつ貪欲であり、各々
のリンクが少なくとも一つの1ホップ要求を担っている
場合に対応する。本発明に従って、ユーザはオプション
HOのみを規定すればよいことに留意されたい。なぜな
ら、それらに対応するhiの値はプロセッサ14に係る
メモリ内にストアされているからである。
て選択されたオプションに依存して、ワーストケース必
要リンク容量が計算される。すなわち、現在のネットワ
ークトポロジーにおける各々のリンクのリンク容量が、
要求、遅延、スケジューリング/バッファリング方式及
び選択された混雑オプションに基づいて計算される。こ
こで、図3のステップ304において示された
Hworst、Hhop及びHoneに係る式は、既に説明された
式(15)、(17)、(19)にそれぞれ等しく、式
(6)の右辺がシーリング関数の第一項として挿入され
たものである。最後に、現在のトポロジーの各々のリン
クに対する必要リンク容量(図1において参照符号Bに
て示されていたもの)が、例えばプロセッサ14に係る
ディスプレイを介してユーザに出力される。
ベースの最良リンク容量を計算する方法400を示した
流れ図である。それぞれの式における項から明らかなよ
うに、第一付加項はTDPトラフィックに係る必要リン
ク容量であり、第二付加項はUDPトラフィックに係る
必要リンク容量である。さらに、これらの計算は、ルー
ティングプロセッサ12、ユーザ及びワーストケース必
要リンク容量プロセッサ14からの入力に基づいて、最
良リンク容量設計プロセッサ14によって実行される
(なぜなら、シェアriが-cl FIFOの関数だからであ
る)。従って、この設計方法により、システム10のユ
ーザが、入力された特定の使用に基づいて、必要とされ
るリンク容量をリンク毎に計算することが可能になる。
サ16はプロセッサ14と同様の入力、すなわち、ネッ
トワークトポロジー、ソース−デスティネーション要
求、ラウンドトリップ遅延及びユーザによってなされた
混雑選択シナリオを受信する。さらに、プロセッサ14
によって計算された必要リンク容量もプロセッサ16に
供給される。ユーザは、本発明に従って、オプションH
O(例えば、Hbest、Hh op、Hone)のみを規定する必
要がある、ということに留意されたい。なぜなら、それ
らに対応するhiの値はプロセッサ16に係るメモリ内
にストアされているからである。前述されているよう
に、Hbestは、式(6)における各々のiに対して、h
i=1かつj≠iに関してhj=-hjという条件の下にH
lを選択することによって得られる。さらに、Hhop及び
Honeが、それぞれhi=-hi及びhi=1(i=1,
2,...,|F|)に対応するものとして、ステップ
404で規定される。
ンに基づいて、必要とされる最良リンク容量が計算され
る。すなわち、現在のネットワークトポロジーにおける
各々のリンクのリンク容量が、要求、遅延、スケジュー
リング/バッファリング方式及び選択された混雑オプシ
ョンに基づいて計算される。図4のステップ404にお
いて示されたHbest、Hhop、Honeに係る式は、前述さ
れた式(16)、(18)、(20)と同一のものであ
り、式(6)の右辺が式(16)のシーリング関数の第
一項として挿入され、式(8)の右辺が式(18)、
(20)のシーリング関数の第一項として挿入されたも
のであることに留意されたい。最後に、現在のトポロジ
ーにおける各々のリンクに係る必要リンク容量(図1に
おいて参照符号Dによって示されていたもの)が、例え
ばディスプレイを介してユーザに出力される。単一の入
力デバイス及び単一の出力デバイスが、本発明に従った
システム10に係る全てのユーザ選択可能入力及び出力
に関して用いられることに留意されたい。従って、プロ
セッサ16の出力をプロセッサ14の出力と比較して以
下の点に注目すべきである。ネットワークトポロジーは
変化していない。しかしながら、あるリンクの容量は、
ネットワーク全体での複数ボトルネック効果を考慮し
て、低減されている場合がある。
ベースのリンク容量Cl WFQを計算する方法500を示し
ている。この実施例においては、ユーザがWFQ/LQ
Dスケジューリング/バッファリング方式を選択するこ
とが仮定されている。このため、限界及び混雑オプショ
ンに基づいた計算は不要であり、結果として、各々のリ
ンクlに関してTCP/UDPトラフィックに係るVP
N要求diのみが、必要リンク容量を計算するための入
力として必要とされる(ステップ502)、ということ
に留意されたい。WFQ/LQD方式においては上限及
び下限を計算する必要がないため、プロセッサ14ある
いはプロセッサ16のいずれかが必要リンク容量を計算
するために用いられるだけであることにも留意された
い。よって、ステップ504において、スケジューラは
重み付けを行ない、与えられたリンクlに対する公称バ
ッファ割り当てが、ポイント−ツー−ポイントVPN要
求d iの組を満たすために必要とされるリンク容量が、
ステップ506に式で示されているように、単に要求の
総和に等しいものであるように設定される。ここで、F
lは、リンクlを介してルーティングされる全てのVP
N要求の組である(すなわち、それらVPN要求は、そ
の最短経路にリンクlを有している)。ステップ508
においては、リンク容量がユーザに出力される(例えば
ディスプレイを介して)。
割り当てることによって、元のネットワークトポロジー
G内におけるいくつかのリンクを除去するという柔軟性
がある。このリンク除去に係る動機付けは、ネットワー
ク全体の費用と低減するためにいくつかの使用頻度の低
いネットワークファシリティを排除する、ということで
ある。本発明に係る設計プロセス全体を通じて、ネット
ワーク費用は以下の関数に基づいて計算される。
ージ及び終端費用関数である。この費用関数は、簡単の
ために選択されたものであって本発明の理解を容易にす
るためのものであることに留意されたい。費用関数の他
の一般的な形式も、本発明に容易に組み込まれうる。ネ
ットワークトポロジー最適化プロセッサ18がネットワ
ーク費用を計算することが望ましい。しかしながら、プ
ロセッサ14あるいは16が、このことを行なってもよ
い。
ワークトポロジー最適化に係る二つの実施例とその変形
例が考察される。それらは、リンク増強アプローチとリ
ンクデロードアプローチである。ネットワークトポロジ
ー最適化のプロセスは、ネットワークトポロジー最適化
プロセッサ18によっても実行される。さらに、システ
ム10を用いるためにルーティングプロセッサ12へ最
初に与えられるネットワークトポロジーは、ネットワー
クトポロジー最適化プロセッサ18によって与えられる
か、あるいはシステム10のユーザによって与えられる
かのいずれかである。
るネットワークトポロジー最適化方法600が示されて
いる。この増強アプローチにおいては、Gの適切なサブ
グラフGsから開始して、それを付加リンク及び/ある
いは容量によって、全ての要求がルーティングされるま
で増強する。初期には、Gのエッジが選択されてサブグ
ラフGsが構成される。Gsを構成する方法は以下の通
りである。まず、ステップ602において、全てのエン
ド−ツー−エンド要求フローiが二つの組、すなわち、
その最小スループット要求diに基づいて、キーパーと
ストラグラーとに分割される。ある実施例においては、
基準は、トランク回線帯域の少なくとも一ユニットを必
要とする要求がキーパーであり、その残り、すなわち、
端数のトランクサイズの要求を有するものがストラグラ
ーになる。ステップ604においては、キーパー要求
が、選択されたルーティングアルゴリズム、例えば最短
経路ルーティング(これは、OSPFルーティングプロ
トコルによって用いられているアルゴリズムである)、
に従って、完全なグラフG上でルーティングされる。キ
ーパーに関するルーティングが計算されると、キーパー
の要求を実現するためにそれぞれのルートに沿った必要
とされる容量がトランク回線の大きさの単位で提供され
る。トランク回線の大きさは本質的に離散的であるた
め、キーパーのルートに沿って余分な(スペアとして
の)容量が存在することになる。キーパー要求全てをル
ーティングした後、G内のリンクのうち、キーパーの要
求を伝達するために用いられたリンクが初期状態のサブ
グラフGsを構成する(ステップ606)。この時点で
は、Gsは、ストラグラーのうちのいくつかのソースと
デスティネーションとの接続を実現していない場合があ
る。よって、本発明は、設計者に、全てのソース−デス
ティネーション間の接続を実現するストラグラー接続増
強オプションを提供する(ステップ608)。このオプ
ションが選択された場合には、ステップ610におい
て、全てのストラグラーがワーキングリストL1に配置
される。リストが空ではない場合には(ステップ61
2)、ステップ614において一つのストラグラーがリ
ストから選択される。選択されたストラグラーはfiと
して示される。次に、ステップ616において、fiの
ソースノードとデスティネーションノードとの間の経路
がGs内に存在するか否かが、リンクに係る容量制限を
考慮することなく決定される。そのような経路が存在す
る場合には、fiはワーキングリストL1から削除され
る(ステップ618)。存在しない場合には、ステップ
620において、ストラグラーfiはキーパーに変換さ
れ、そのソースノードからデスティネーションノードへ
G内の最短経路に沿ってルーティングされ、その際にそ
の経路に沿って必要な容量が追加される。その経路沿い
の、現在のGsに含まれていないリンクは、Gsに追加さ
れて新たなGsが構成される。その後、ステップ618
において、fiがワーキングリストL1から除去され
る。
グラーが残存しているか否かを見るためにリストがチェ
ックされる。存在する場合には、ステップ614から6
20が反復される。存在しない場合には、処理はステッ
プ622へ進む。ステップ608において、ストラグラ
ー接続を選択するオプションが設計システム10のユー
ザに与えられたことを想起されたい。ストラグラー接続
オプションが選択されていない、あるいはストラグラー
選択オプションが選択されてその処理が完了した場合に
は、以下の手続きが実行される。ステップ622におい
て、全ストラグラーがワーキングリストL2に配置され
る。ストラグラーリストは、さらにストラグラーが残存
しているか否かを見る目的で反復してチェックされる
(ステップ624)。ステップ626においては、ある
ストラグラーfjがリストL2から選択される。ステッ
プ628においては、fjがGs内のソースノードとデス
ティネーションノードとの間の最短経路に沿ってルーテ
ィングされる。ステップ630においては、この最短経
路に沿ってfjを満たすのに適切な接続とその容量が存
在するか否かが決定される。存在する場合には、fjは
リストL2から除去され(ステップ632)、リスト内
にストラグラーが残存しているか否かを見る目的でリス
トがチェックされて(ステップ624)プロセスが反復
される。しかしながら、最短経路に沿ってfjを満たす
のに適切な接続とその容量が存在しない場合には、設計
者は以下の二つの別の増大方法から選択することになる
(ステップ636)。一つの方法は、容量のみを増大す
るアプローチであり、他方は、容量と接続とを増大する
アプローチである。
以降、初期Gsが不変に保たれる。ストラグラーがGs
においては満たされない場合には、付加容量がそのルー
トに沿って追加される(ステップ638)。この方法の
一つの利点は計算効率である。なぜなら、Gsが初期フ
ェーズ以降不変であるからである。このため、ストラグ
ラーのルートはGsにおける容量増大によって影響を受
けない。このようなことは、ストラグラーの一部がルー
ティングされた後に接続増大がなされるような他の方法
においては起こらない。ステップ638の後に、fjは
リストから除去され(ステップ632)、この処理はL
2内の残存しているストラグラーに関して反復される。
ーがスペア容量あるいはGs内の接続の欠如のためにル
ーティングされ得ない場合(後者は、接続完了手続きオ
プション(ステップ610から620)がGsに関して
実行された場合には発生しない)には、Gsのスペア容
量と接続性の双方を強化する目的で、付加ストラグラー
がキーパーに変換される。ストラグラー−キーパー変換
は、以下の二つのアプローチのうちの一つを介して実現
される。設計者は、その方法を選択することができる
(ステップ640)。
グラー変換と呼称される。この方法は、キーパーとスト
ラグラーの要求値の間の閾値を低下させることによっ
て、あるストラグラー要求をキーパー要求に変換するも
のである(ステップ642)。この閾値は、初期には単
位トランク回線サイズに設定される。その後、新たに変
換されたキーパーが、ステップ644において、全トポ
ロジーG内の最短経路に従ってルーティングされる。リ
ンクは、必要とされる容量が割り当てられて追加され
る。新たに活性化されたリンクは、現時点のGsを増強
して新たなGsを構成するために用いられる。閾値が低
下させられた場合には新たな容量や接続が追加される
が、新たに追加されたリソースは、ルーティングされる
ことになっているストラグラーの要求を直接的に取り扱
うものではないことに留意されたい。さらに、Gsの接
続が変化するため、以前にルーティングされたストラグ
ラーの最短経路が、新たなGsにおいて変更される可能
性がある(キーパーに関してはそのようなことは無い。
なぜなら、キーパーはGに関してルーティングされるか
らである。)。結果として、既にルーティングされたス
トラグラーの全てのルーティングをやり直すことが望ま
しく(ステップ648)、ステップ622へ戻ってスト
ラグラーの再ルーティングを行なう。この閾値低下、ス
トラグラー−キーパー変換、及びGs増大プロセスは、
全てのストラグラーがGs上でルーティングされうるま
で反復される(ステップ624)。その後、結果として
得られるGsは、最終的なネットワークトポロジーとな
る。接続完了オプション(ステップ608)が初期Gs
を構成するために実行される理由は明らかである。すな
わち、このオプションがない場合には、Gs中に接続が
ない小さなストラグラー要求が存在すると、このストラ
グラー要求がキーパーに変換されるまで閾値が低下させ
られ続けることになるからである。これは、容量設定の
観点からは非常に無駄であり、計算効率も悪い。前者
は、ネットワーク中の間違った位置に不要なスペア容量
を導入することになり、後者はストラグラーが複数回、
すなわち、閾値が低下させられてGsの接続が変化させ
られるたびに再ルーティングされるという事実に対応し
ている。
グラー変換と呼称され、ストラグラーが、現時点のGs
上でルーティングされ得ない場合に、直接キーパーに変
換される方式である(ステップ646)。この場合にお
いても、変換されたストラグラーはG上でルーティング
され、(必要とされる場合には)追加リンク及び容量が
追加されてGsが増大される。Gsの増大の後に起こり
うる最短経路の変化のために、それ以前にルーティング
された全てのストラグラーは破棄され(ステップ64
8)、閾値制御変換の場合と同様、再ルーティングされ
る(ステップ622)。
わらず、全てのストラグラーがルーティングされてワー
キングリストL2に残存するストラグラーが無くなる
と、ネットワーク最適化プロセスは完了し(ブロック6
34)、最終的なネットワークトポロジーが得られる。
全体Gから開始して、ある個数のわずかしか負荷のかか
っていないリンクを除去することによってネットワーク
費用の改善を試み、最終的なトポロジーを得る、という
方針を採用する。独自の最短経路ルーティングを用いる
ため、リンク内の全てのトランク回線が、ネットワーク
内のルーティングパターンを変更する目的で除去され
る。図7には、本発明に従ったリンクデロード法が示さ
れている。まず、ステップ702において、担っている
トラフィックフロー及びチューニング可能な利用閾値T
hd deloadに基づいて、デロードされる候補となるリン
クが識別される。詳細に述べれば、FIFO/REDル
ータネットワークの場合には、
FQ/LQDルータネットワークの場合には、対応する
基準は
それらが担っているトラフィックが再ルーティングされ
る場合の既存のネットワーク設計に対する予想されるイ
ンパクトの大きさに従って順序付けされる(ステップ7
02)。この目的のために、候補リストが空ではない場
合には(ステップ704)、各々の候補リンクを横断す
るフローの要求とホップ数との積の総和が計算される
(ステップ708)。次に、ステップ710において、
前記積の総和が最小である候補リンクが、ネットワーク
トポロジーから一時的に除去される。動機付けは、ネッ
トワーク費用の急激な変化を回避するために、デロード
プロセスの間のトポロジー/容量擾乱を最小化すること
である。候補リンクが一時的に除去された後、新たなル
ート、容量要求、及びその結果として必要になるネット
ワーク費用が再計算される(ステップ712)。リンク
除去がネットワーク費用を低減する場合には、当該リン
クは永久的に除去される(ステップ716)。しかしな
がら、リンク除去によってネットワーク費用が低減され
ない場合には、この現時点の候補リンクはトポロジー内
には残存させられるが候補リストからは除去される(ス
テップ718)。その後、デロードプロセスは、積の総
和が最小であるリスト内の次の候補リンクに関して(直
前の候補が除去された場合には更新されたトポロジー、
直前の候補が保持された場合には同一のトポロジー、の
いずれかを用いて)反復される(ステップ704)。候
補リストが空である場合には、デロードプロセスは完了
している(ステップ706)。
適化の種々の変形例がインプリメントされてテストされ
ている。例えば、ストラグラーがルーティングされる際
の相異なった順序付けや増大方法をリンクデロード方法
と組み合わせて用いる方法などが試みられた。すなわ
ち、リンクデロード方法は、単独の最適化方法としても
利用可能であるが、増大方法と共に利用することも可能
である。つまり、リンクデロード方法は、リンク増大方
法の後に実行されうる。その結果得られる性能に関して
は、種々のケーススタディが議論されている節4l:0
に示されている。
反復の途中で生成されたネットワーク配置の費用は顕わ
には考慮されない。しかしながら、ネットワーク費用の
最小化は、トラフィックパッキングとトポロジー増大を
介して暗黙のうちになされる。このことは、ネットワー
ク費用は、わずかしか利用されない付加リンクを導入す
ることよりも既存のリンクのスペア容量上に小さな要求
をパックすることによってネットワーク費用が低減され
うるという観察結果に基づいている。
要求を満たすためにリンクに付加容量が必要とされる場
合、実際に必要とされる容量は、WFQ/LQDルータ
のケースでは、単純加算で直接的に計算されうることに
留意されたい。しかしながら、FIFO/REDルータ
ネットワークにおいては、デロード方法が好ましいとさ
れる。なぜなら、節1.0で示された必要リンク容量
は、リンク上のトラフィックの混合が変化するとかなり
大きく変化しうるからである。
グに関しては、余分な容量を全く有さないリンクと総容
量としてゼロが割り当てられたリンクとの間に微妙な差
異が存在することに留意されたい。この二つの場合にお
ける要求のルーティングは著しく異なっており、区別し
て考えられるべきものである。
ロジー最適化のあらゆる実施例が与えられると、最適化
プロセッサ18の出力(図1において参照符号Cが付さ
れたもの)は、ルーティングプロセッサ12を介して、
ワーストケース必要リンク容量プロセッサ14に供給さ
れることが望ましいネットワークトポロジーであり、ル
ーティングプロセッサ12は、前述されているように、
受信したトポロジーが与えられると必要リンク容量を計
算する。その後、図2に関連して説明されているよう
に、そのトポロジーが設計者の基準を満たす最終的なト
ポロジーであるか否かを例えばネットワーク費用あるい
は有効化に係る考察を通じて決定する。最終的なトポロ
ジーではない場合には、最終的なネットワークトポロジ
ーが定式化されるまで、(いずれがインプリメントされ
ている場合においても)最適化プロセスが反復される。
存のIPネットワークを考える。そのネットワークが、
単純グラフGs=(V’,E’)によって表現されてい
るとする。ここで、V’は、ルータの組に対応するノー
ドの組であり、E’は、ルータを接続しているリンクの
組である。ここで、以下の問題Pを考える。最大Nmax
個のWFQ/LQDルータが与えられてそれぞれがV’
内の既存のあらゆるFIFO/REDルータの一対一置
換に用いられうるとしたとき、ネットワーク費用の削減
が最大となるFIFO/REDルータの組を見出す。
れ、容量Cのリンクを終端するために必要となるFIF
O/REDルータ及びWFQ/LQDルータの終端費用
とする。また、M(C,L)を、用いられているルータ
のタイプにかかわらず、容量C及び長さLを有するリン
クのマイレージ費用とする。既存のネットワークにおけ
るFIFO/REDルータのうちのいくつかをWFQ/
LQDルータで置換することによって、ネットワーク費
用全体における変化は二つの個別の成分に分割されう
る。第一は、選択されたFIFO/REDルータをWF
Q/LQDルータにアップグレードすることに係る費用
である。第二は、従来技術に係るFIFO/REDスケ
ジューリング/バッファ管理が先進的な次世代ルータに
おけるWFQ/LQDに置換される場合における、必要
転送容量の低下に伴う費用削減である。この置換プロセ
スに係る費用の追加/削減の詳細を理解するために、本
発明は以下の2ステップのプロセスを提供する。第一
に、選択されたFIFO/REDルータの組を、置換す
るルータと同一の個数のインターフェース及び終端容量
を有するWFQ/LQDルータを用いて一つずつ置換す
る。選択されたFIFO/REDルータiのこのような
置換にかかる費用をQiで表わす。第二に、FIFO/
REDルータi及びjを接続している伝送リンクl=
(i,j)に関して、i及びjの双方がWFQ/LQD
ルータによって置換される場合には、リンクlの必要容
量は、改善されたパケットスケジューリング及びルータ
バッファ管理によって低減される。結果として、費用削
減は、(i)新たに配置されたWFQ/LQDルータに
係る余剰なインターフェース/終端容量の“償還”を得
ること、及び(ii)リンクlに係るマイレージ費用の
低減、から導き出される。詳細に述べれば、リンクl=
(i,j)の終端ルータi及びjの双方のみをWFQ/
LQDルータによって置換した場合には、費用削減分S
i,jは、
l WFQは、それぞれFIFO/RED及びWFQ/LQD
の場合に対応する要求容量である。ここで、Si,jはこ
の種の置換から導き出される実際の費用削減量の控えめ
な推定であることに留意されたい。なぜなら、これは、
分離されたリンク毎の基準に基づいた必要容量に係るイ
ンパクトのみを考慮しているに過ぎないからである。W
FQ/LQDルータが追加された場合のリンクlを通過
するフローに係るより厳しい帯域制御のために、ネット
ワークのいずれかでさらなる容量低減が可能である場合
がある。
って、問題Pが以下のような混合整数プログラミング
(MIP)問題として定式化される。
グレード費用である。Si ,jは式(22)で定義された
費用削減であり、
二値決定変数であり、ルータiがWFQ/LQDルータ
によって置換されるように選択された場合にのみxi=
1である。yi,jは、リンクl=(i,j)に係る費用
削減実現を反映する依存変数である。上記(a)及び
(b)に規定された拘束条件に従って、yi,jは、xi=
1かつxj=1の場合にのみ、非零である。それ以外の
場合には、yi, j=0である。このことは、費用削減
は、リンクの双方の終端部がWFQ/LQDルータに接
続される場合にのみ実現されうる、という事実に対応し
ている。ここで、yi,jを二値変数として規定する必要
が無いことに留意されたい。なぜなら、Si,j≧0の場
合には、目的とする関数を最大化することは、xi及び
xjの値が拘束条件(a)及び(b)に従う場合には、
自動的にyi,jを1にすることになるからである。それ
以外の場合には、拘束条件によってyi,jが0になる。
Nmaxは、置換されることが可能なFIFO/REDル
ータの最大数を規定する入力パラメータである。Nmax
が|V’|に設定されている場合には、このMIP問題
の解は、置換されるべきルータの最適数をその対応する
位置と共に決定することになる。
置プロセッサ20は、標準的なMIP最適化パッケージ
を用いて、最適ルータ再配置ソフトウエアぷろぐらむを
インプリメントする。用いられるこの種の標準的なMI
P最適化パッケージには、AMPL(当業者には公知で
あり、R.Fourere, D.M.Gay and B.W.Kernighan, “AM
PL−数学プログラミング向けのモデリング言語”(Boy
d & Fraser Publishing Company(1993))に記述されてい
る)及びCPLEX混合整数ソルバー(ILOG In
c.のCPLEX部門より入手可能)が含まれる。33
3MHzのPentiumIIPCで実行すると、およ
そ100個のノード及び300のリンクを有する従来技
術に係るFIFO/REDネットワークにおけるWFQ
/LQDルータの最適配置が、数秒のうちに決定され
た。
当て及び最適ルータ再配置に関するいくつかのケースス
タディ(具体例)の結果が議論される。第一のケースス
タディは、1994年末のNSFNETのトポロジーに
基づいている。図12は、このトポロジーを示してお
り、本発明に従ったデザインフレームワークにおける完
全トポロジーGとして用いられたものである。トランク
回線サイズは、ネットワーク全体で240にセットされ
ている。図13は、その要素がこの例で用いられている
ポイント−ツー−ポイントトラフィック要求に対応して
いる行列を示している。トラフィック要求の相対的な大
きさは、メリットネットワーク情報センターサービスに
よる“NSFNETバックボーンネットワークに係る統
計報告(1994)”という1994年の統計値に従っ
て、R.H.Hwangによる“高速ネットワークにおけるルー
ティング”(マサチューセッツ大学(at Amherst)の博
士学位論文(1993年5月))によって提案されたス
ケーリング法を用いて設定されている。さらに、各々の
要求の絶対値を、1994年からの成長分を反映する目
的でスケールアップしている。ネットワークコスト全体
Jが、トランク回線当たりのある任意の終端費用及び長
さ当たりのある任意のマイレージ費用に基づいて計算さ
れる。終端費用及びマイレージ費用は、FIFO/RE
DルータとWFQ/LQDルータとで同一であると仮定
された。ネットワーク設計においては、前述された種々
のトポロジー最適化戦略及び相異なったネットワーク混
雑仮定が用いられた。
ルータのいずれか一方だけが用いられる同種ネットワー
クの場合を考察する。以下、これらのネットワークを、
全FIFO/REDケース及び全WFQ/LQDケース
と呼称する。ここで考察するネットワーク設計問題にお
いては、全ネットワーク費用は二つのファクタ、すなわ
ち、(1)トポロジー最適化法の結果としての最終ネッ
トワークトポロジー、及び、(2)リンクの必要容量
(これは、ルータにおいて利用可能なスケジューリング
/バッファリング機能の関数である)、によって支配さ
れている。以下、これらの二つのファクタによるインパ
クトを個別に議論する。
下では、全ての設計に関して同一の最終トポロジーを用
いる。このことは、トポロジー最適化モジュールを停止
して、初期バックボーンGを最終トポロジーとして用い
る、すなわち、最終Gs=Gとすることによって実現さ
れる。結果として、全WFQ/LQD設計及び全FIF
O/RED設計の双方ともが、図12に示されたものと
同一のトポロジーを有することになる。この際、全ての
リンクはアクティブである。図14は、対応する結果を
まとめたものである。同一の最終ネットワークトポロジ
ー(よってトラフィックルーティングが同一)の場合に
は、全WFQ/LQD設計と全FIFO/RED設計と
の間の費用の差異は、WFQ/LQDルータの先進的な
スケジューリング及びバッファ管理機能に起因する容量
削減のみに由来する。全WFQ/LQD設計の費用は相
異なったネットワーク混雑シナリオにおいても不変であ
るが、全FIFO/RED設計の費用は、ネットワーク
混雑シナリオに係る仮定に依存して変化する。全WFQ
/LQD設計の場合には、ワーストケース混雑シナリオ
の下では、すなわち、-Cl FIFO(Hworst)に基づく
と、全FIFO/RED設計の場合の1/3未満とな
る。また、最良混雑シナリオ(Hbe st)の場合において
もかなり低い。相異なった混雑シナリオ(Hworst、H
hop、Hone、Hbest)が仮定された場合にFIFO設計
の費用が著しく異なることに注目されたい。しかしなが
ら、複数ボトルネック効果に起因する(-Cl FIFO(H
hop)と_Cl FIFO(Hhop)との間及び-C
l FIFO(Hone)と_Cl FIFO(Hone)との間)費用の差
異は、Hの選択に起因する費用の差異と比較して小さ
い。前述されているように、混雑シナリオは実際には動
的であって予測不可能であるため、全トラフィックシナ
リオの下での最小スループットに係る決定論的保証をす
ることを欲する場合には、FIFO/REDリンク容量
計算に関しては、ワーストケースシナリオ、すなわちH
worst、を仮定するしか選択肢が存在しない。図14
は、κでさらわされた“ネットワーク全体での過剰構成
ファクタ”と呼ばれる列も含んでいる。最終ネットワー
クトポロジーGs(V’,E’)及び最小スループット
要求diを満足する関連したリンク容量Clが与えられる
と、κは
のリンクl及び対応する比
きさという段差を有してではなく連続的に利用可能であ
り、かつ、理想的なリンク帯域スケジューリング/バッ
ファ管理が利用可能である場合には、全ての要求の必要
最小スループットを満たすためには、
ーク内の全てのリンクに関して適用されると、κの理想
値(最小値)も1に等しくなる。よって、κは、リンク
容量の離散的性質(すなわち、トランク回線数を直近の
整数倍に丸めることが必要であること)やルータにおけ
るソフィスティケートされた帯域スケジューリング及び
バッファ管理の欠如などといった理想的ではない状況に
起因する“容量過剰構成”を表わす指標となる。
は、リンク容量の離散的性質のために、κが1より少し
大きいことがわかる。他方、FIFO/REDルータに
おい蹴る適切なトラフィック管理機能の欠如のために、
FIFO/RED設計の場合には遙かに大きい容量過剰
構成が必要とされる。すなわち、必要最小スループット
を満たす目的でTCP固有の不公平性を克服するために
は、過剰なリンク容量が必要とされる。
大規模キャリアクラスのネットワークの設計に同様の方
法を試してみた。その結果は、図15に示されている。
見出されたことは、NSFNETの場合と質的には同様
であるが、全FIFO/RED配置と全WFQ/LQD
配置との間の相対的な費用の差異がより大きくなってい
ることである。このことは、NSFNETの場合と比較
して、ネットワークの大きさ及びトラフィックの多様性
が増大していることに起因する。式(5)から、FIF
O/REDルータの場合には、リンクの必要容量は最大
留意されたい。ネットワークが大きくなればなるほど、
トラフィック要求のエンド−ツー−エンド遅延がより多
様化し、よって
有効性の比較を行なう。ここでは、NSFNETバック
ボーンを例示目的に使用する。図16は、WFQ/LQ
Dルータのみを利用した種々の最適化オプションの結果
を示している。FIFO/REDルータの場合は含まれ
ていない。なぜなら、そのような場合にはリンクデロー
ド法がより望ましいからである。図16に示されている
ように、種々の方式に基づいたネットワーク費用につい
ての結果は、“容量のみの”増大方法を除いて互いに非
常に近接している。この“容量のみ”増大方法はかなり
悪く、費用が30%より多く増大している。このような
性能は、本発明の発明者が試みた他の設計の場合におい
ても共通に見られるものであって、要求をキーパーある
いはストラグラーとして分類する際の適応の欠如の効果
に擬せられるものである。すなわち、ひとたび閾値が選
択されると、各々の要求は分類されて、通常、決して変
換されない。NSFNETの例においては、選択された
閾値は、キーパーによって構成されたサブグラフGsの
接続性が充分ではなく、いくつかの要求が他のより最適
なトポロジーの場合よりもより長い経路を横断しなけれ
ばならない。“容量のみ”増大方法を増強する一つの可
能性のある方法は、複数個の閾値を試行して、最低ネッ
トワーク費用を実現するものを選択することである。
ックボーンGが疎であって各ノード対間での要求が存在
するために、トポロジー最適化によって除去されうるG
内のリンクはほとんど無い。結果として、トポロジー最
適化法により、最適化されていないトポロジーGに対し
て最大およそ3%の費用削減が実現された。しかしなが
ら、他のテストケースにおいては、トポロジー最適化法
を用いることによって、およそ15%から90%以上と
いうより大きな費用削減が実現できることが明らかにな
った。一般に、実際の費用削減は初期トポロジーG及び
トラフィック要求の分布に強く依存する関数である。
みに依存することが、特に初期バックボーンGが非常に
高い接続性を有していて、要求の大部分がトランク回線
サイズに比べて遙かに小さい場合には、比較的高コスト
である。これらの場合には、リンクデロードのみの方式
ではG内のほとんど全てのリンクをデロードしようとす
るのに対し、増大方式は、キーパーのルーティングを介
して、“コア”トポロジーを構成するリンクのサブセッ
トを高速に選択することによってプロセスをスピードア
ップすることが可能である。最後に、リンクデロード法
は、通常、同一かあるいはよりよいネットワーク費用を
実現するため、増大法が完了した後にリンクデロード法
を適用することが望ましい。このようにすることによっ
て、試行した種々の設計の場合では、0から15%の範
囲のさらなる費用削減が実現された。
ルータ機能の組み合わせによるネットワーク費用へのイ
ンパクトを、それぞれNSFNETの場合とキャリアク
ラスバックボーン例の場合に示すものである。図17及
び18に示されているネットワーク費用は、与えられた
配置に関して見出された“最適”トポロジーに基づくも
のである。最も控えめな仮定の下でも、FIFO/RE
Dルータの代わりにWFQ/LQDルータを用いること
によって費用に関する実質的な利点が実現される。
されたNSFNETバックボーンを構成するために他の
FIFO/REDルータと共に用いられる異種配置の場
合を考える。節3.0において記述されたWFQ/LQ
Dルータ配置に基づいて、図19は、Nが変化した際の
WFQ/LQDルータの最適配置を示している。-Cl
FIFO(Hworst)に基づく対応するネットワーク費用も
計算されている。双方向トラフィック要求の仮定によ
り、あらゆる容量(よって費用)削減を実現するために
は、少なくとも二つのWFQ/LQDルータが必要とさ
れる。以下、全FIFO/RED配置に係る費用を基準
として利用する。WFQ/LQDルータの第一対は、適
切に配置されると、およそ12.1%の費用削減を実現
することが可能である。これは、ノード8(サンフラン
シスコ)とノード10(シカゴ)との間の単一の長距離
リンクの必要容量を低減することによって実現される。
このリンクは、その容量の絶対値が大きいこと(トラン
ク回線の絶対数が大きい)及びマイレージが大きいこと
のために、最も著しい費用削減となる。より多くのWF
Q/LQDルータが最適配置されるにつれて、リンクに
よって担われているトラフィックの
し、大きな絶対容量を有するリンク間で、WFQ/LQ
Dルータがクラスタを構成するようになる。
ットワーク例に関して適用された。図20は、全FIF
O/RED配置における相異なった個数のルータが最適
配置されたWFQ/LQDルータによって置換された場
合の対応する費用削減を示している。まず、10%のF
IFO/REDルータが最適配置されたWFQ/LQD
ルータによって置換されると、ネットワーク費用がおよ
そ15%削減される。この大幅な費用削減は、高価な
(長距離の)リンクにおける大幅な容量低減に依るもの
である。WFQ/LQDルータの割合が20%、さらに
は30%へと増大させられた場合にも、費用低減は依然
としてかなりの大きさを保っている。これは、WFQ/
LQDクラスタの形成に依るものであって、“利益を受
ける”リンク、すなわちクラスタ内及びクラスタ間リン
ク、の個数を急速に増大させることになる。その後は、
早期の最適化によって大部分の費用削減がなされてしま
っているために、費用削減率は徐々に低下していく。
プット割り当て サブセクション1.1を参照すると、M.Mathis, J.Semk
e, J.Mahdavi, and T.Ottによる“TCP混雑回避アル
ゴリズムの巨視的振る舞い”という表題の論文(ACM Co
mputer Comm. Review, Vol.27, No.3,pp.67-82(1997.
7))においてTCP接続のスループットを計算するため
に用いられている仮定は、 (i)リンクは軽度から中度のパケットロスの下で動作
しており、TCPの動的ウィンドウメカニズムは混雑回
避領域によって主として支配されている。この領域にお
いては、パケットロスが検出されると、混雑ウィンドウ
が半分に閉じられる。ロスが著しい条件下では、TCP
ウィンドウフロー制御においてはタイムアウトが発生
し、ウィンドウが1パケットの値に低減されてスロース
タートモードになる。 (ii)接続の経路に沿ったパケットロスは、1/p個
のパケットが送信されるたび毎に1つのパケットが欠落
するという仮定の下に、一定の損失確率pによって表現
される。
ドウは、図21に示されているような、周期的な鋸波状
の振る舞いをする。図21においては、最大ウィンドウ
サイズWmaxが充分大きく、混雑ウィンドウはその飽和
値に到達しない(W<Wmax)ことが仮定されている。
レシーバが全てのパケットに対してアクノレッジを返す
場合には、ウィンドウは1ラウンドトリップ時間だけ開
き(このことは、図21における傾きが1に等しいこと
を意味している)、各々のサイクルはW/2ラウンドト
リップ時間(τ・W/2)だけ継続する。サイクル当た
りに送信されるパケット数は、グラフの下側の面積によ
って与えられ、(W/2)2+0.5×(W/2)2=
(3/8)×W2である。仮定(ii)の下では、これ
は、1/pに等しく、すなわち、W=(8/3p)0.5
であることを意味している。よって、TCP接続のスル
ープットは、
CP接続の組Flにおける各々の接続のスループットを
計算する目的で、以下の仮定を行なう。 (iii)Sを混雑したリンクの組とし、Xjをリンク
jにおけるパケットドロッププロセスとする。Xj(j
∈S)は独立であって、各々が同一の損失確率p0によ
って表現されると仮定する。同様の仮定は、S.Floydに
よる“パケット交換ネットワークにおける複数個の混雑
したゲートウェイを有する接続 第一部。一方通行トラ
フィック”という表題の論文(ACM Computer Comm. Rev
iew, Vol.21,No.5, pp.30-47(1991.10))において、n
個のリンク全てとリンク当たり一つのホップ接続を横断
する(すなわち、各々のリンクが二つの接続によって横
断されている)nホップ接続から構成されたn個のリン
ク及び(n+1)個の接続よりなる線型トポロジーにお
けるTCPスループットを計算するために用いられてい
る。
確率は、 pi=1−(1−p0)hi (25) によって与えられる。ここで、hiは、TCP接続の経
路における混雑したホップの個数である。実際、j1、
j2、...、jhiを接続iの経路における混雑したリ
ンクの順序付けられた組とし、j1及びjhiを、それぞ
れ、接続iによって横断される最初と最後の混雑したリ
ンクとする。接続iのN個のパケットがソースから送出
される場合には、p0N個がリンクj1において落ち、
(1−p0)N個が通過する。リンクj2に到達した
(1−p0)N個のパケットのうちのp0(1−p0)N
個が落ち、(1−p0)2N個が通過する。このようにし
て、リンクjhiに到達した(1−p0)hi-1N個のパケ
ットのうちのp0(1−p0)hi-1N個が落ち、(1−p
0)hiN個が伝達される。それゆえ、失われたパケット
の総数はN−(1−p0)hiN個であって、式(25)
で与えられる損失比に対応する。損失確率p0が小さい
場合には、piはhi・p0に等しい。なぜなら、式(2
5)におけるp0の高次の項は無視されるからである。
式(24)に代入することによって、
に対して、rl iを接続i∈Flのスループットシェアと
する。サブセクション1.1において議論されて考慮さ
れた複数ボトルネック効果を無視してリンクlのみを考
えると、式(26)におけるr iをrl iとして取り扱う
ことが可能であり、
におけるcl FIFOの総計スループットを実現することが
可能である程度に充分に(帯域遅延積のオーダー程度)
大きい必要がある。このような状況ではない場合には、
リンクはわずかしか利用されていない。式(27)よ
り、δの値として
は、式(24)の結果の有効性を確認するために、シミ
ュレーションが用いられた。前掲のFloydによる参照文
献においては、前述されたリンク当たり二つの接続の場
合に関する同様の結果をシミュレーションで導いて有効
性を確認する目的で、相異なった方法が用いられた。し
かしながら、式(28)より得られる結果は任意のトポ
ロジーにおける任意のTCPトラフィックパターンへの
一般化であって、スループット割り当ての重み付けの性
質を表わしている。
ハードネス 以下のグラフ問題P(G,N)を考える。 単純重みグ
ラフG=(V,E,S)が与えられている。この際、S
は|V|×|V|重み行列であって、そのノード対i,
j∈Vに対応する要素Si,jは、
された場合に実現される。目的は、選択されるノード総
数をN以下に保ちつつ、削減量を最大化することであ
る。このグラフ問題P(G,N)は、節3.0で記述さ
れた問題Pにおいて、全てのQiをゼロに設定した特別
な場合であることは明らかである。P(G,N)におけ
るノードの選択は、WFQ/LQDアップグレードを行
なうためのFIFO/REDロケーションの選択に対応
している。
め、PがNPハードであることを証明するためには、P
(G,N)がNPハードであることを示すのが十分であ
る。P(G,N)がNPハードであることの証明は、N
P完全最大クリーク問題の決定バージョンのP(G,
N)の場合への還元を通じたものである。クリーク問題
は当業者には公知であり、例えば、M.R.Garey and D.S.
Johnsonによる“コンピュータ及びイントラクタビリテ
ィ。NP完全性の理論への指針”という表題の文献(Fr
eeman(1979))及びC.H.Papadimitriouらによる“組み合
わせ最適化。アルゴリズム及び複雑さ”という表題の文
献(Prentice Hall(1982))に記述されている。最大ク
リーク問題Q(G,N)の決定バージョンは、以下のよ
うに書き表わすことが可能である。 単純グラフG=
(V,E)及び正の整数Nが与えられた場合に、|V’
|=Nかつ全ての相異なったi,j∈V’に対して
(i,j)∈EなるGのサブグラフGs=(V’,
E’)が存在するか?
明するために、
の場合に還元することが可能である。P(G,N)から
導かれる最大削減がN(N−1)/2に等しく、かつこ
れ以上還元できない場合にのみ、Q(G,N)が“ye
s”という解を有することは明らかである。
化されたナップザック問題に変換されることが可能であ
る。第一に、ナップザックの大きさをNmaxに設定し、
G内のFIFO/REDルータを、それぞれが1という
大きさを有する、ナップザックに詰め込まれるアイテム
と見なす。次に、あらゆるアイテム対(i,j)に、ユ
ーティリティ値Si,jを割り当てる。このことは、アイ
テムi及びjの双方がナップザックに詰め込まれる場合
にのみ実現される。その後、各々のアイテムiに対し
て、それがナップザックに詰め込まれる場合にペナルテ
ィQiを関連づける。選択されたアイテムの組に係る総
ユーティリティ値を、ユーティリティ値S i,jの総和か
らその組のペナルティQiの総和を減じたものと定義す
る。このようにすることで、置換されるべきFIFO/
REDルータの最適の組の選択が、与えられたナップザ
ックサイズの下で総ユーティリティ値を最大化するよう
な詰め込まれるアイテムの組の選択の問題になる。
ベースネットワークにおける性能保証を実現する必要性
は、数多くのキャリアがバックボーンインターネット接
続を提供するためにIPを直接SONETにパックする
ようになってきているため、より重要になってきてい
る。本発明は、これら及びその他の問題を取り扱うネッ
トワーク設計及び容量最適化アルゴリズムを提供する。
さらに、本発明は、同種(全WFQ/LQDあるいは全
FIFO/REDネットワーク)及び異種ネットワーク
の双方に係る設計を実現する。異種ネットワークにおい
ては、本発明に係る方法は、FIFO/REDルータが
組み込まれたネットワークにおけるWFQ/LQDルー
タの最適配置の問題を解決する。
ましい実施例に係る詳細な記述が本発明を制限している
訳では無い。例えば、本発明に係るネットワーク設計シ
ステム及び方法は、VPNサービスを実現する他のアプ
ローチ、例えば(i)IPパケット中のサービスタイプ
(TOS)フィールドを利用して、ネットワークエッジ
に位置するルータに監視させてVPN契約を超過してい
るトラフィックにマークをする方法、及び、(ii)
(i)とWFQ/LQDを組み合わせた組み合わせ方
法、等に対しても適用可能である。さらに、本発明は、
より高度なルーティング、例えば偏差(デフレクショ
ン)及びOSPFにおけるTOSベースルーティングの
使用を介したループフリー非最短経路ネクストホップフ
ォワーディング等と共にインプリメントされうる。さら
に、本発明は、NPハードルータ配置問題を解く他の方
法をインプリメントすることも可能である。本発明は、
例えば、同種WFQ/LQDルータネットワークを同種
FIFO/REDルータネットワークと組み合わせる2
層ネットワークを介した差動サービスをサポートするイ
ンフラストラクチャの設計に用いられうる。さらに、前
述されたTCPスループットモデルは、タイムアウト及
び/あるいは最大レシーバ/送信側ウィンドウサイズが
主たるものであるような領域をカバーするように、及び
クラス間WFQや各クラスのフロー間でのFIFO等の
他のタイプのパケットスケジューリングをカバーするよ
うに、それぞれ拡張されうる。
もので,この技術分野の当業者であれば、本発明の種々
の変形例が考え得るが、それらはいずれも本発明の技術
的範囲に包含される。
ーストケース及び最良のリンク能力要求を自動的に計算
し、ネットワークのトポロジーを最適化し、及び、ネッ
トワークにおける最適ルータ配置を決定する方法及びそ
の装置が提供される。
計システムを示すブロック図。
図。
法を示す流れ図。
計算法を示す流れ図。
ク容量計算法を示す流れ図。
ジーの最適化法を示す流れ図。
ジーの最適化法を示す流れ図。
ジーの最適化法を示す流れ図。
ジーの最適化法を示す流れ図。
トポロジーの最適化法を示す流れ図。
ータの配置の決定法を示す流れ図。
ワークトポロジーの一例を示す図。
に係る実例及びその結果を示す表。
に係る実例及びその結果を示す表。
に係る実例及びその結果を示す表。
に係る実例及びその結果を示す表。
に係る実例及びその結果を示す表。
に係る実例及びその結果を示す表。
に係る実例及びその結果を示す表。
に係る実例及びその結果を示す表。
示するグラフ。
Claims (42)
- 【請求項1】 パケットベースの通信ネットワークを設
計する方法において (A) リンク及び関連する容量を有する初期ネットワ
ークトポロジーを付加リンク及び容量のうちの一方で増
強する段階と、 (B) 少なくとも単一の接続に係るフロー要求が前記
パケットベースネットワークにおいてルーティングされ
うるようになるまで前記増強段階を反復する段階とを有
することを特徴とするネットワーク設計方法。 - 【請求項2】 前記(A)増強段階が、さらに、 (A1) エンド−ツー−エンド要求フローをそれらに
係る最小スループット要求に基づいてキーパー要求とス
トラグラー要求とに分割する段階と、 (A2) 前記キーパー要求を所定のルーティングアル
ゴリズムに従って完全なネットワークトポロジーを表わ
すグラフに係るリンク上でルーティングする段階と、 (A3) 前記完全グラフ中の前記キーパー要求をルー
ティングするように指定されたリンクを用いて前記完全
ネットワークトポロジーの一部を表わすサブグラフを構
成する段階と、を有することを特徴とする請求項1に記
載のネットワーク設計方法。 - 【請求項3】 前記(A)増強段階が、さらに、 (A4) 前記キーパー要求から構成された前記サブグ
ラフ中にストラグラー要求を満たす経路が存在するか否
かを決定する段階を有することを特徴とする請求項2に
記載のネットワーク設計方法。 - 【請求項4】 前記(A)増強段階が、さらに、 (A5) 前記ストラグラー要求を満たす経路が前記サ
ブグラフ内に存在しない場合に前記ストラグラー要求を
キーパー要求に変換する段階と、 (A6) 前記要求を前記グラフ内の最短経路に沿って
ルーティングする段階と、この際、必要であれば要求さ
れる容量を追加し、 (A7) 新たなサブグラフを構成する目的で前記最短
経路内に従前のサブグラフには存在しなかったサブグラ
フリンクを追加する段階と、を有することを特徴とする
請求項3に記載のネットワーク設計方法。 - 【請求項5】 前記増強段階が、さらに、 (A8) 前記ストラグラー要求を満たす経路が前記サ
ブグラフ内に存在する場合には前記サブグラフ内の最短
経路に沿って前記要求をルーティングする段階と、 (A9) 前記経路に沿って前記ストラグラー要求を満
たす適切な接続性及び容量のうちの一方が存在するか否
かを決定する段階と、を有することを特徴とする請求項
3に記載のネットワーク設計方法。 - 【請求項6】 前記増強段階が、さらに、 (A10) 前記ストラグラー要求を満たすのに適切な
接続性は存在するが適切な容量が存在しない場合に前記
サブグラフ内の前記最短経路に沿って容量を追加する段
階を有することを特徴とする請求項5に記載のネットワ
ーク設計方法。 - 【請求項7】 前記増強段階が、さらに、 (A11) 前記サブグラフ内に前記ストラグラー要求
を満たす経路が存在しない場合にキーパー要求とストラ
グラー要求との要求値の間の閾値を低下させることによ
ってストラグラー要求をキーパー要求に変換する段階
と、 (A12) 前記要求を前記グラフ内の最短経路に沿っ
てルーティングする段階と、この際、必要であれば要求
される容量を追加し、 (A13) 新たなサブグラフを構成する目的で前記最
短経路内に従前のサブグラフには存在しなかったサブグ
ラフリンクを追加する段階と、を有することを特徴とす
る請求項6に記載のネットワーク設計方法。 - 【請求項8】 前記増強段階が、さらに、 (A14) 既にルーティングされたストラグラー要求
のルーティングをやり直して当該ストラグラー要求の再
ルーティングを行なう段階を有することを特徴とする請
求項7に記載のネットワーク設計方法。 - 【請求項9】 前記増強段階が、さらに、 (A15) 前記ストラグラー要求を満たす経路が前記
サブグラフ内に存在しない場合に前記ストラグラー要求
を直接キーパー要求に変換する段階と、前記要求を前記
グラフ内の最短経路に沿ってルーティングする段階と、
この際、必要であれば要求される容量を追加し、 (A16) 新たなサブグラフを構成する目的で前記最
短経路内に従前のサブグラフには存在しなかったサブグ
ラフリンクを追加する段階と、を有することを特徴とす
る請求項6に記載のネットワーク設計方法。 - 【請求項10】 前記増強段階が、さらに、 (A17) 既にルーティングされたストラグラー要求
のルーティングをやり直して当該ストラグラー要求の再
ルーティングを行なう段階を有することを特徴とする請
求項9に記載のネットワーク設計方法。 - 【請求項11】 前記増強段階が、さらに、 (A18) ストラグラー要求を満たす経路が前記サブ
グラフ内に存在する場合には前記サブグラフ内の最短経
路に沿って前記ストラグラー要求をルーティングする段
階と、 (A19) 前記経路に沿って前記ストラグラー要求を
満たす適切な接続性及び容量のうちの一方が存在するか
否かを決定する段階と、を有することを特徴とする請求
項2に記載のネットワーク設計方法。 - 【請求項12】 前記増強段階が、さらに、 (A20) 前記ストラグラー要求を満たすのに適切な
接続性は存在するが適切な容量が存在しない場合に前記
サブグラフ内の前記最短経路に沿って容量を追加する段
階を有することを特徴とする請求項11に記載のネット
ワーク設計方法。 - 【請求項13】 前記増強段階が、さらに、 (A21) 前記サブグラフ内に前記ストラグラー要求
を満たす経路が存在しない場合にキーパー要求とストラ
グラー要求との要求値の間の閾値を低下させることによ
ってストラグラー要求をキーパー要求に変換する段階
と、 (A22) 前記要求を前記グラフ内の最短経路に沿っ
てルーティングする段階と、この際、必要であれば要求
される容量を追加する及び、 (A23) 新たなサブグラフを構成する目的で前記最
短経路内に従前のサブグラフには存在しなかったサブグ
ラフリンクを追加する段階と、を有することを特徴とす
る請求項12に記載のネットワーク設計方法。 - 【請求項14】 前記増強段階が、さらに、 (A24) 既にルーティングされたストラグラー要求
のルーティングをやり直して当該ストラグラー要求の再
ルーティングを行なう段階を有することを特徴とする請
求項13に記載のネットワーク設計方法。 - 【請求項15】 前記増強段階が、さらに、 (A25) 前記ストラグラー要求を満たす経路が前記
サブグラフ内に存在しない場合に前記ストラグラー要求
を直接キーパー要求に変換する段階と、前記要求を前記
グラフ内の最短経路に沿ってルーティングする段階と、
この際、必要であれば要求される容量を追加し、 (A26) 新たなサブグラフを構成する目的で前記最
短経路内に従前のサブグラフには存在しなかったサブグ
ラフリンクを追加する段階と、を有することを特徴とす
る請求項12に記載のネットワーク設計方法。 - 【請求項16】 前記増強段階が、さらに、 (A27) 既にルーティングされたストラグラー要求
のルーティングをやり直して当該ストラグラー要求の再
ルーティングを行なう段階を有することを特徴とする請
求項15に記載のネットワーク設計方法。 - 【請求項17】 前記方法が、さらに、 (C) 前記ネットワークトポロジーが充分に最適化さ
れたか否かを決定する目的でネットワーク費用値を計算
する段階を有することを特徴とする請求項1に記載のネ
ットワーク設計方法。 - 【請求項18】 パケットベースのネットワークを設計
する装置において、 リンク及び関連する容量を有する初期ネットワークトポ
ロジーを付加リンク及び容量のうちの一方で増強する少
なくとも一つのプロセッサと、ここで、前記プロセッサ
は少なくとも単一の接続に係るフロー要求が前記パケッ
トベースネットワークにおいてルーティングされうるよ
うになるまで前記増強を反復し、 前記初期ネットワークトポロジー及び前記増強されたネ
ットワークトポロジーのうちの単一あるいは複数個をス
トアするメモリと、を有することを特徴とするネットワ
ーク設計装置。 - 【請求項19】 前記プロセッサが、さらに、 エンド−ツー−エンド要求フローをそれらに係る最小ス
ループット要求に基づいてキーパー要求とストラグラー
要求とに分割し、前記キーパー要求を所定のルーティン
グアルゴリズムに従って完全なネットワークトポロジー
を表わすグラフに係るリンク上でルーティングし、及
び、前記完全グラフ中の前記キーパー要求をルーティン
グするように指定されたリンクを用いて前記完全ネット
ワークトポロジーの一部を表わすサブグラフを構成する
ことによって増強を実行することを特徴とする請求項1
8に記載のネットワーク設計装置。 - 【請求項20】 前記プロセッサが、さらに、 前記キーパー要求から構成された前記サブグラフ中にス
トラグラー要求を満たす経路が存在するか否かを決定す
ることによって増強を実行することを特徴とする請求項
19に記載のネットワーク設計装置。 - 【請求項21】 前記プロセッサが、さらに、 前記ストラグラー要求を満たす経路が前記サブグラフ内
に存在しない場合に前記ストラグラー要求をキーパー要
求に変換し、 前記要求を前記グラフ内の最短経路に沿って必要であれ
ば要求される容量を追加しつつルーティングし、 新たなサブグラフを構成する目的で前記最短経路内に従
前のサブグラフには存在しなかったサブグラフリンクを
追加することによって前記増強を実行することを特徴と
する請求項20に記載のネットワーク設計装置。 - 【請求項22】 前記プロセッサが、さらに、 前記ストラグラー要求を満たす経路が前記サブグラフ内
に存在する場合には前記サブグラフ内の最短経路に沿っ
て前記要求をルーティングし、 前記経路に沿って前記ストラグラー要求を満たす適切な
接続性及び容量のうちの一方が存在するか否かを決定す
ることによって前記増強を実行することを特徴とする請
求項20に記載のネットワーク設計装置。 - 【請求項23】 前記プロセッサが、さらに、 前記ストラグラー要求を満たすのに適切な接続性は存在
するが適切な容量が存在しない場合に前記サブグラフ内
の前記最短経路に沿って容量を追加することによって前
記増強を実行することを特徴とする請求項22に記載の
ネットワーク設計装置。 - 【請求項24】 前記プロセッサが、さらに、 前記サブグラフ内に前記ストラグラー要求を満たす経路
が存在しない場合にキーパー要求とストラグラー要求と
の要求値の間の閾値を低下させることによってストラグ
ラー要求をキーパー要求に変換し、 必要であれば要求される容量を追加して前記要求を前記
グラフ内の最短経路に沿ってルーティングし、 新たなサブグラフを構成する目的で前記最短経路内に従
前のサブグラフには存在しなかったサブグラフリンクを
追加することによって前記増強を実行することを特徴と
する請求項23に記載のネットワーク設計装置。 - 【請求項25】 前記プロセッサが、さらに、 既にルーティングされたストラグラー要求のルーティン
グをやり直して当該ストラグラー要求の再ルーティング
を行なうことによって前記増強を実行することを特徴と
する請求項24に記載のネットワーク設計装置。 - 【請求項26】 前記プロセッサが、さらに、 前記ストラグラー要求を満たす経路が前記サブグラフ内
に存在しない場合に前記ストラグラー要求を直接キーパ
ー要求に変換し、 必要であれば要求される容量を追加して前記要求を前記
グラフ内の最短経路に沿ってルーティングし、 新たなサブグラフを構成する目的で前記最短経路内に従
前のサブグラフには存在しなかったサブグラフリンクを
追加することによって前記増強を実行することを特徴と
する請求項23に記載のネットワーク設計装置。 - 【請求項27】 前記プロセッサが、さらに、 既にルーティングされたストラグラー要求のルーティン
グをやり直して当該ストラグラー要求の再ルーティング
を行なうことによって前記増強を実行することを特徴と
する請求項26に記載のネットワーク設計装置。 - 【請求項28】 前記プロセッサが、さらに、 ストラグラー要求を満たす経路が前記サブグラフ内に存
在する場合には前記サブグラフ内の最短経路に沿って前
記ストラグラー要求をルーティングし、 前記経路に沿って前記ストラグラー要求を満たす適切な
接続性及び容量のうちの一方が存在するか否かを決定す
ることによって前記増強を実行することを特徴とする請
求項19に記載のネットワーク設計装置。 - 【請求項29】 前記プロセッサが、さらに、 前記ストラグラー要求を満たすのに適切な接続性は存在
するが適切な容量が存在しない場合に前記サブグラフ内
の前記最短経路に沿って容量を追加することによって前
記増強を実行することを特徴とする請求項28に記載の
ネットワーク設計装置。 - 【請求項30】 前記プロセッサが、さらに、 前記サブグラフ内に前記ストラグラー要求を満たす経路
が存在しない場合にキーパー要求とストラグラー要求と
の要求値の間の閾値を低下させることによってストラグ
ラー要求をキーパー要求に変換し、 必要であれば要求される容量を追加して前記要求を前記
グラフ内の最短経路に沿ってルーティングし、 新たなサブグラフを構成する目的で前記最短経路内に従
前のサブグラフには存在しなかったサブグラフリンクを
追加することによって前記増強を実行することを特徴と
する請求項29に記載のネットワーク設計装置。 - 【請求項31】 前記プロセッサが、さらに、 既にルーティングされたストラグラー要求のルーティン
グをやり直して当該ストラグラー要求の再ルーティング
を行なうことによって前記増強を実行することを特徴と
する請求項30に記載のネットワーク設計装置。 - 【請求項32】 前記プロセッサが、さらに、 前記ストラグラー要求を満たす経路が前記サブグラフ内
に存在しない場合に前記ストラグラー要求を直接キーパ
ー要求に変換し、 必要であれば要求される容量を追加して前記要求を前記
グラフ内の最短経路に沿ってルーティングし、 新たなサブグラフを構成する目的で前記最短経路内に従
前のサブグラフには存在しなかったサブグラフリンクを
追加することによって前記増強を実行することを特徴と
する請求項29に記載のネットワーク設計装置。 - 【請求項33】 前記プロセッサが、さらに、 既にルーティングされたストラグラー要求のルーティン
グをやり直して当該ストラグラー要求の再ルーティング
を行なうことによって前記増強を実行することを特徴と
する請求項32に記載のネットワーク設計装置。 - 【請求項34】 前記プロセッサが、さらに、 前記ネットワークトポロジーが充分に最適化されたか否
かを決定する目的でネットワーク費用値を計算すること
を特徴とする請求項18に記載のネットワーク設計装
置。 - 【請求項35】 機械によって読みとり可能な単一ある
いは複数個のプログラムを含む媒体を有するパケットベ
ース通信ネットワーク設計装置において、前記プログラ
ムが、実行された場合に、 リンク及び関連する容量を有する前記パケットベース通
信ネットワークの初期ネットワークトポロジーを付加リ
ンク及び容量のうちの一方で増強する段階少なくとも単
一の接続に係るフロー要求が前記パケットベースネット
ワークにおいてルーティングされうるようになるまで前
記増強段階を反復する段階をインプリメントすることを
特徴とするネットワーク設計装置。 - 【請求項36】 パケットベース通信ネットワークを設
計する方法においてリンク及び関連する容量を有する初
期ネットワークトポロジー中の単一あるいは複数個のリ
ンクをデロードする段階と、ここで、前記単一あるいは
複数個のリンクは、前記パケットベース通信ネットワー
ク内でルーティングされる少なくとも一つの接続に関連
するトラフィック要求に関して比較的軽い負荷を有し、 あらゆるリンクの除去がネットワーク費用の著しい低減
をもたらさないと考えられるようなリンクネットワーク
トポロジーが実現されるまで前記デロード段階を反復す
る段階とをインプリメントすることを特徴とするネット
ワーク設計方法。 - 【請求項37】 前記デロード段階が、さらに、 調節可能な利用閾値に基づいて前記トラフィック要求に
関する比較的軽い負荷を有する候補リンクを識別する段
階と、 前記トラフィック要求と各々の候補リンクを通過するフ
ローのホップ数との積の総和を計算する段階と、 最小の総和を有する候補リンクを選択して前記リンクを
前記ネットワークトポロジーから一時的に除去する段階
と、 前記一時的に除去されたリンクを除く前記ネットワーク
トポロジーに係るネットワーク費用値を計算する段階
と、 前記ネットワーク費用値が低減される場合に新たなネッ
トワークトポロジーを構成する目的で前記一時的に除去
されたリンクを前記ネットワークトポロジーから除去す
る段階と、 前記ネットワーク費用が低減されない場合に前記一時的
に除去されたリンクを前記ネットワークトポロジーに再
挿入する段階と、を有することを特徴とする請求項36
に記載のネットワーク設計方法。 - 【請求項38】 前記方法が、さらに、前記ネットワー
クトポロジーが充分に最適化されたか否かを決定する目
的でネットワーク費用値を計算する段階を有することを
特徴とする請求項36に記載のネットワーク設計方法。 - 【請求項39】 パケットベース通信ネットワークを設
計する装置においてリンク及び関連する容量を有する初
期ネットワークトポロジー中の単一あるいは複数個のリ
ンクをデロードする少なくとも一つのプロセッサと、こ
こで、前記単一あるいは複数個のリンクは、前記パケッ
トベース通信ネットワーク内でルーティングされる少な
くとも一つの接続に関連するトラフィック要求に関して
比較的軽い負荷を有している当該プロセッサは、あらゆ
るリンクの除去がネットワーク費用の著しい低減をもた
らさないと考えられるようなリンクネットワークトポロ
ジーが実現されるまで前記デロード段階を反復し、 候補リンク、ネットワークトポロジー、及びネットワー
ク費用よりなる単一あるいは複数個のリストをストアす
るメモリとを有することを特徴とするネットワーク設計
装置。 - 【請求項40】 前記プロセッサが、さらに、調節可能
な利用閾値に基づいて前記トラフィック要求に関する比
較的軽い負荷を有する候補リンクを識別し、 前記トラフィック要求と各々の候補リンクを通過するフ
ローのホップ数との積の総和を計算し、 最小の総和を有する候補リンクを選択して前記リンクを
前記ネットワークトポロジーから一時的に除去し、 前記一時的に除去されたリンクを除く前記ネットワーク
トポロジーに係るネットワーク費用値を計算し、 前記ネットワーク費用値が低減される場合に新たなネッ
トワークトポロジーを構成する目的で前記一時的に除去
されたリンクを前記ネットワークトポロジーから除去
し、 前記ネットワーク費用が低減されない場合に前記一時的
に除去されたリンクを前記ネットワークトポロジーに再
挿入することによって前記リンクデロードを実行するこ
とを特徴とする請求項39に記載のネットワーク設計装
置。 - 【請求項41】 前記プロセッサが、さらに、 前記ネットワークトポロジーが充分に最適化されたか否
かを決定する目的でネットワーク費用値を計算すること
を特徴とする請求項39に記載のネットワーク設計装
置。 - 【請求項42】 機械によって読みとり可能な単一ある
いは複数個のプログラムを含む媒体を有するパケットベ
ース通信ネットワーク設計装置において、前記プログラ
ムが、実行された場合に、 リンク及び関連する容量を有する初期ネットワークトポ
ロジー中の単一あるいは複数個のリンクをデロードする
段階と、ここで、前記単一あるいは複数個のリンクは、
前記パケットベース通信ネットワーク内でルーティング
される少なくとも一つの接続に関連するトラフィック要
求に関して比較的軽い負荷を有し、 あらゆるリンクの除去がネットワーク費用の著しい低減
をもたらさないと考えられるようなリンクネットワーク
トポロジーが実現されるまで前記デロード段階を反復す
る段階とをインプリメントすることを特徴とするネット
ワーク設計装置。
Applications Claiming Priority (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
US09/198,728 US6909700B1 (en) | 1998-11-24 | 1998-11-24 | Network topology optimization methods and apparatus for designing IP networks with performance guarantees |
US09/198728 | 1998-11-24 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JP2000165451A true JP2000165451A (ja) | 2000-06-16 |
JP3654499B2 JP3654499B2 (ja) | 2005-06-02 |
Family
ID=22734560
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP33131299A Expired - Fee Related JP3654499B2 (ja) | 1998-11-24 | 1999-11-22 | 通信ネットワーク設計方法及びその装置 |
Country Status (5)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US6909700B1 (ja) |
EP (1) | EP1005195A2 (ja) |
JP (1) | JP3654499B2 (ja) |
KR (1) | KR20000035663A (ja) |
CA (1) | CA2285804A1 (ja) |
Families Citing this family (71)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
US6631128B1 (en) | 1999-05-27 | 2003-10-07 | Telefonaktiebolaget L M Ericcson (Publ) | Core network optimization of topology and technology for traffic handling |
US6763326B1 (en) * | 1999-12-22 | 2004-07-13 | Worldcom, Inc. | System and method for staggering time points for deployment of rings in a fiber optic network simulation plan |
GB0007898D0 (en) * | 2000-03-31 | 2000-05-17 | British Telecomm | Apparatus for optimising configuration parameters of a network |
US7111163B1 (en) | 2000-07-10 | 2006-09-19 | Alterwan, Inc. | Wide area network using internet with quality of service |
US7487237B2 (en) * | 2000-10-17 | 2009-02-03 | Avaya Technology Corp. | Load optimization |
ATE459154T1 (de) | 2000-10-17 | 2010-03-15 | Avaya Technology Corp | Verfahren und vorrichtung zur optimierung der leistung und des kosten in einem internetzwerk |
US7756032B2 (en) | 2000-10-17 | 2010-07-13 | Avaya Inc. | Method and apparatus for communicating data within measurement traffic |
US8023421B2 (en) | 2002-07-25 | 2011-09-20 | Avaya Inc. | Method and apparatus for the assessment and optimization of network traffic |
US7349994B2 (en) | 2000-10-17 | 2008-03-25 | Avaya Technology Corp. | Method and apparatus for coordinating routing parameters via a back-channel communication medium |
US7720959B2 (en) * | 2000-10-17 | 2010-05-18 | Avaya Inc. | Method and apparatus for characterizing the quality of a network path |
GB0102348D0 (en) * | 2001-01-30 | 2001-03-14 | Marconi Comm Ltd | Partially interconnected networks |
GB0102349D0 (en) * | 2001-01-30 | 2001-03-14 | Marconi Comm Ltd | Partially interconnected networks |
DE10116835A1 (de) * | 2001-04-04 | 2002-10-17 | Alcatel Sa | Netzplanungswerkzeug zur Bestimmung der optimalen Restaurationskapazität bei Verbindungsunterbrechung in einem TK-Netzwerk |
US7318015B2 (en) * | 2001-06-13 | 2008-01-08 | Verizon Business Global Llc | Method, system and program product for generating scenarios utilizing graphical objects representing hierarchically arranged elements of a modeled environment |
US20030088620A1 (en) * | 2001-11-05 | 2003-05-08 | Microsoft Corporation | Scaleable message dissemination system and method |
US7023806B1 (en) * | 2001-11-06 | 2006-04-04 | At&T Corp. | Method for routing optical signals with diversity requirements |
US7107353B1 (en) * | 2002-03-07 | 2006-09-12 | Bellsouth Intellectual Property Corporation | Systems and methods for determining a fundamental route between central offices in a telecommunications network |
US7197553B2 (en) * | 2002-04-19 | 2007-03-27 | Nortel Networks Limited | Network system having a virtual-service-module |
KR100856647B1 (ko) * | 2002-04-22 | 2008-09-03 | 주식회사 케이티 | IP(Internet Protocol)망 설계 시스템 |
US7263100B2 (en) * | 2002-06-10 | 2007-08-28 | Lucent Technologies Inc. | Capacity allocation for fast path restoration |
US7143380B1 (en) * | 2002-08-08 | 2006-11-28 | Xilinx, Inc. | Method for application of network flow techniques under constraints |
US7305464B2 (en) * | 2002-09-03 | 2007-12-04 | End Ii End Communications, Inc. | Systems and methods for broadband network optimization |
US7319675B1 (en) * | 2002-09-04 | 2008-01-15 | At&T Mobility Ii Llc | Systems and methods for calculating call blocking for alternate call routing schemes |
KR100920117B1 (ko) * | 2002-09-30 | 2009-10-01 | 주식회사 케이티 | 버스티한 트래픽 특성을 고려한 ip망의 링크 용량 설계 방법과 서비스 품질 검증방법 |
KR100944610B1 (ko) * | 2002-09-30 | 2010-02-26 | 주식회사 케이티 | 인터넷 망 설계를 위한 인터넷 서비스별 가입자당 부과트래픽 산출 방법 |
DE10393571T5 (de) * | 2002-10-23 | 2005-12-22 | Onaro, Boston | Verfahren und System zum Validieren logischer End-to-End-Zugriffspfade in Storage Area Netzwerken |
US7546333B2 (en) * | 2002-10-23 | 2009-06-09 | Netapp, Inc. | Methods and systems for predictive change management for access paths in networks |
US7961594B2 (en) * | 2002-10-23 | 2011-06-14 | Onaro, Inc. | Methods and systems for history analysis for access paths in networks |
US20080089347A1 (en) * | 2003-08-29 | 2008-04-17 | End Ii End Communications Inc. | Systems and methods for broadband network optimization |
JP4213546B2 (ja) | 2003-09-09 | 2009-01-21 | 富士通株式会社 | 通信装置および通信方法 |
US7386606B2 (en) * | 2003-09-12 | 2008-06-10 | Microsoft Corporation | Self-organizing overlay networks |
US7626948B1 (en) * | 2003-09-12 | 2009-12-01 | Cisco Technology, Inc. | System and method for verifying the validity of a path in a network environment |
US20050060395A1 (en) * | 2003-09-12 | 2005-03-17 | Lucent Technologies Inc. | Network global expectation model for rapidly quantifying network needs and costs |
US20050197993A1 (en) * | 2003-09-12 | 2005-09-08 | Lucent Technologies Inc. | Network global expectation model for multi-tier networks |
US7646730B2 (en) * | 2003-11-20 | 2010-01-12 | Alcatel Lucent | Availability aware cost modeling for optical core networks |
US7975035B2 (en) * | 2003-12-01 | 2011-07-05 | International Business Machines Corporation | Method and apparatus to support application and network awareness of collaborative applications using multi-attribute clustering |
US7610361B2 (en) * | 2004-01-05 | 2009-10-27 | At&T Intellectual Property I, L.P. | System and method for ethernet network design |
US20060031444A1 (en) * | 2004-05-28 | 2006-02-09 | Drew Julie W | Method for assigning network resources to applications for optimizing performance goals |
US20090190494A1 (en) * | 2004-06-30 | 2009-07-30 | Luigi De Giovanni | Method and system for network topology updating using topology perturbation |
DE102004057496B4 (de) * | 2004-11-29 | 2006-08-24 | Siemens Ag | Verfahren und Vorrichtung zur automatischen Neueinstellung von Grenzen für Zugangskontrollen zur Beschränkung des Verkehrs in einem Kommunikationsnetz |
JP5060485B2 (ja) * | 2005-09-27 | 2012-10-31 | オナロ インコーポレイテッド | 複製データの可用性及び最新性を検証するための方法及びシステム。 |
US8023423B2 (en) * | 2006-07-10 | 2011-09-20 | Telcordia Licensing Company, Llc | Automated policy generation for mobile communication networks |
US20080140469A1 (en) * | 2006-12-06 | 2008-06-12 | International Business Machines Corporation | Method, system and program product for determining an optimal configuration and operational costs for implementing a capacity management service |
US8761183B2 (en) * | 2006-12-20 | 2014-06-24 | Verizon Patent And Licensing Inc. | System and method for core network topology router placement planning |
US8826032B1 (en) | 2006-12-27 | 2014-09-02 | Netapp, Inc. | Systems and methods for network change discovery and host name resolution in storage network environments |
US8332860B1 (en) | 2006-12-30 | 2012-12-11 | Netapp, Inc. | Systems and methods for path-based tier-aware dynamic capacity management in storage network environments |
US9042263B1 (en) | 2007-04-06 | 2015-05-26 | Netapp, Inc. | Systems and methods for comparative load analysis in storage networks |
US20090028559A1 (en) * | 2007-07-26 | 2009-01-29 | At&T Knowledge Ventures, Lp | Method and System for Designing a Network |
US8031704B2 (en) * | 2007-10-22 | 2011-10-04 | Infinera Corporation | Network planning and optimization of equipment deployment |
US7830820B2 (en) * | 2008-01-21 | 2010-11-09 | The Boeing Company | Method and apparatus for directional networking topology management |
US8681654B2 (en) * | 2009-10-14 | 2014-03-25 | At&T Intellectual Property I, L.P. | Methods and apparatus to design a survivable internet protocol link topology |
US8837517B2 (en) * | 2010-09-22 | 2014-09-16 | Amazon Technologies, Inc. | Transpose boxes for network interconnection |
US8838830B2 (en) | 2010-10-12 | 2014-09-16 | Sap Portals Israel Ltd | Optimizing distributed computer networks |
US9014022B2 (en) * | 2010-11-15 | 2015-04-21 | Level 3 Communications, Llc | Wavelength regeneration in a network |
EP2503760B1 (de) * | 2011-03-24 | 2014-05-07 | Siemens Aktiengesellschaft | Verfahren zum Einrichten eines Kommunikationsnetzes aus Geräten einer Automatisierungsanlage |
WO2012144987A1 (en) * | 2011-04-19 | 2012-10-26 | Hewlett-Packard Development Company, L.P. | Computing a performance characteristic of a network device |
US9148348B2 (en) * | 2011-10-31 | 2015-09-29 | Hewlett-Packard Development Company, L.P. | Generating network topologies |
US10158554B1 (en) * | 2012-02-29 | 2018-12-18 | The Boeing Company | Heuristic topology management system for directional wireless networks |
CN110491449B (zh) | 2012-07-06 | 2023-08-08 | 河谷控股Ip有限责任公司 | 健康护理分析流的管理 |
US20140149624A1 (en) * | 2012-11-29 | 2014-05-29 | Lsi Corporation | Method for Determining a Serial Attached Small Computer System Interface Topology |
US9686142B2 (en) * | 2013-09-30 | 2017-06-20 | International Business Machines Corporation | Node-pair process scope definition and scope selection computation |
EP2860907A1 (en) * | 2013-10-08 | 2015-04-15 | Alcatel Lucent | Planning of optical connections in a WDM optical network |
CN104579732B (zh) | 2013-10-21 | 2018-06-26 | 华为技术有限公司 | 虚拟化网络功能网元的管理方法、装置和系统 |
US9369338B1 (en) * | 2013-12-30 | 2016-06-14 | Google Inc. | Network link capacity determination |
GB2537338A (en) | 2014-11-28 | 2016-10-19 | Aria Networks Ltd | Modeling a border gateway protocol network |
GB2543017A (en) | 2014-11-28 | 2017-04-12 | Aria Networks Ltd | Telecommunications network planning |
GB2536606A (en) * | 2014-11-28 | 2016-09-28 | Aria Networks Ltd | Network topology optimization |
GB2536607A (en) * | 2014-11-28 | 2016-09-28 | Aria Networks Ltd | Optimizing a network topology to satisfy predicted growth |
JP6854254B2 (ja) * | 2018-03-07 | 2021-04-07 | 日本電信電話株式会社 | ネットワーク設計装置、ネットワーク設計方法およびネットワーク設計処理プログラム |
CN111385195B (zh) * | 2018-12-29 | 2023-05-16 | 中兴通讯股份有限公司 | 一种信息处理方法、装置及存储介质 |
US11201790B2 (en) * | 2019-03-27 | 2021-12-14 | Saudi Arabian Oil Company | System and method for virtual private network connectivity |
Family Cites Families (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
CA2124974C (en) * | 1993-06-28 | 1998-08-25 | Kajamalai Gopalaswamy Ramakrishnan | Method and apparatus for link metric assignment in shortest path networks |
JP3141808B2 (ja) * | 1997-01-17 | 2001-03-07 | 日本電気株式会社 | ネットワークの設計方法 |
-
1998
- 1998-11-24 US US09/198,728 patent/US6909700B1/en not_active Expired - Fee Related
-
1999
- 1999-10-12 CA CA002285804A patent/CA2285804A1/en not_active Abandoned
- 1999-11-16 EP EP99309127A patent/EP1005195A2/en not_active Withdrawn
- 1999-11-22 JP JP33131299A patent/JP3654499B2/ja not_active Expired - Fee Related
- 1999-11-24 KR KR1019990052514A patent/KR20000035663A/ko not_active Application Discontinuation
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
CA2285804A1 (en) | 2000-05-24 |
US6909700B1 (en) | 2005-06-21 |
EP1005195A2 (en) | 2000-05-31 |
JP3654499B2 (ja) | 2005-06-02 |
KR20000035663A (ko) | 2000-06-26 |
Similar Documents
Publication | Publication Date | Title |
---|---|---|
JP3654499B2 (ja) | 通信ネットワーク設計方法及びその装置 | |
JP3499785B2 (ja) | 通信ネットワーク設計方法及びその装置 | |
JP2000165450A (ja) | 通信ネットワ―ク設計方法及びその装置 | |
Nace et al. | Max-min fairness and its applications to routing and load-balancing in communication networks: a tutorial | |
US9197544B2 (en) | Comprehensive multipath routing for congestion and quality-of-service in communication networks | |
Porxas et al. | QoS-aware virtualization-enabled routing in software-defined networks | |
Kamboj et al. | A qos-aware routing based on bandwidth management in software-defined iot network | |
Rai et al. | A distributed algorithm for throughput optimal routing in overlay networks | |
Aboelela et al. | Fuzzy multiobjective routing model in B-ISDN | |
JP2004201304A (ja) | 高速パケット網のためのパケットスケジューリングシステム及び方法 | |
Benmohamed et al. | Designing IP networks with performance guarantees | |
Yen et al. | Near-optimal delay constrained routing in virtual circuit networks | |
Oubaha et al. | Performance Measure and Analysis of MPLS and conventional IP network through VoIP: Effect in Video and Audio transmission | |
Beyene et al. | Improving Quality of Service of Border Gateway Protocol Multiprotocol Label Switching Virtual Private Network of EthioTelecom Service Level Agreements | |
Magaña et al. | Router scheduling configuration based on the maximization of benefit and carried best effort traffic | |
Jayachandran et al. | Bandwidth allocation for elastic real-time flows in multihop wireless networks based on network utility maximization | |
Mehra et al. | A QoS-aware routing based on bandwidth management in Software-Defined IoT network | |
Wang et al. | Routing algorithms for supporting resource reservation | |
Michalas et al. | Proportional delay differentiation provision by bandwidth adaptation of class‐based queue scheduling | |
Hsu | The Routing of Healthcare Applications in MPLS Networks | |
Yang et al. | Joint Network Function Deployment and Route Selection for Energy Consumption Optimization in SDN | |
Ji et al. | Scheduling with per-link queues and no per-flow information in multi-hop wireless networks | |
Lassila et al. | Dimensioning of data networks: a flow‐level perspective | |
Ren | Cross-Layer Scheduling and Routing for Ultra Reliable and Low Latency Communication | |
Vargaftik et al. | Stable user-defined priorities |
Legal Events
Date | Code | Title | Description |
---|---|---|---|
A601 | Written request for extension of time |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A601 Effective date: 20040210 |
|
A602 | Written permission of extension of time |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A602 Effective date: 20040218 |
|
A521 | Request for written amendment filed |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20040510 |
|
A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 20040705 |
|
A521 | Request for written amendment filed |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20041004 |
|
A911 | Transfer to examiner for re-examination before appeal (zenchi) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A911 Effective date: 20041228 |
|
TRDD | Decision of grant or rejection written | ||
A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A01 Effective date: 20050131 |
|
A61 | First payment of annual fees (during grant procedure) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A61 Effective date: 20050224 |
|
R150 | Certificate of patent or registration of utility model |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R150 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20080311 Year of fee payment: 3 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20090311 Year of fee payment: 4 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20090311 Year of fee payment: 4 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20100311 Year of fee payment: 5 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20110311 Year of fee payment: 6 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20110311 Year of fee payment: 6 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20120311 Year of fee payment: 7 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20130311 Year of fee payment: 8 |
|
FPAY | Renewal fee payment (event date is renewal date of database) |
Free format text: PAYMENT UNTIL: 20140311 Year of fee payment: 9 |
|
R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
R250 | Receipt of annual fees |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: R250 |
|
LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |