JP2001244990A - トラフィック管理システム - Google Patents
トラフィック管理システムInfo
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L47/00—Traffic control in data switching networks
- H04L47/10—Flow control; Congestion control
- H04L47/22—Traffic shaping
-
- H—ELECTRICITY
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- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L47/00—Traffic control in data switching networks
- H04L47/10—Flow control; Congestion control
- H04L47/24—Traffic characterised by specific attributes, e.g. priority or QoS
- H04L47/2441—Traffic characterised by specific attributes, e.g. priority or QoS relying on flow classification, e.g. using integrated services [IntServ]
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04W—WIRELESS COMMUNICATION NETWORKS
- H04W28/00—Network traffic management; Network resource management
- H04W28/02—Traffic management, e.g. flow control or congestion control
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
- Mobile Radio Communication Systems (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 パケットシステムにおけるサービス品質問題
を解決するトラフィック管理システムを提供する。 【解決手段】 ピークレート・シェーパーを、多数のユ
ーザ接続に対してサービス品質保証を提供する重み付き
公正キューイング・スケジューラーと組合せる。例え
ば、フロント・エンド・ピークレート・シェーパーを、
多数のユーザ接続に対してピークレートシェーピング及
び平均帯域幅保証の両方を提供する重み付き公正キュー
イング・スケジューラーと組合せる。更に、バック・エ
ンド・ピークレート・シェーパーを、パケットが平均ダ
ウンリンク／アップリンク帯域幅よりも高いデータ転送
速度で伝送されることを保証する重み付き公正キューイ
ング・スケジューラーと組合せる。
を解決するトラフィック管理システムを提供する。 【解決手段】 ピークレート・シェーパーを、多数のユ
ーザ接続に対してサービス品質保証を提供する重み付き
公正キューイング・スケジューラーと組合せる。例え
ば、フロント・エンド・ピークレート・シェーパーを、
多数のユーザ接続に対してピークレートシェーピング及
び平均帯域幅保証の両方を提供する重み付き公正キュー
イング・スケジューラーと組合せる。更に、バック・エ
ンド・ピークレート・シェーパーを、パケットが平均ダ
ウンリンク／アップリンク帯域幅よりも高いデータ転送
速度で伝送されることを保証する重み付き公正キューイ
ング・スケジューラーと組合せる。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は通信に関する。更に
詳細には、本発明はパケット通信システムに関する。
詳細には、本発明はパケット通信システムに関する。
【０００２】
【従来の技術】インターネットへのアクセスは現在、無
線ドメインを介して行われている。例えば、現在では、
Palm VII（登録商標）のような手持ちサイズの小型デバ
イスを購入することができる。この装置によれば、サー
ビス・プロバイダへの無線接続を介してインターネット
にアクセスすることができる。更に、少なくとも１社の
装置メーカーが無線インターネット・アクセス・システ
ム（すなわち、ルーセント・テクノロジー社の無線イン
ターネット・アクセス・システム）を宣伝している。こ
のような環境下において、装置メーカー及びサービス・
プロバイダは、このようなサービスを顧客に提供する際
に、“サービスの質(QoS)”問題に関心を持つようにな
ってきた。QoS問題の具体例は、例えば、ビット伝送速
度、遅延及びパケット紛失などに対する保証である。
線ドメインを介して行われている。例えば、現在では、
Palm VII（登録商標）のような手持ちサイズの小型デバ
イスを購入することができる。この装置によれば、サー
ビス・プロバイダへの無線接続を介してインターネット
にアクセスすることができる。更に、少なくとも１社の
装置メーカーが無線インターネット・アクセス・システ
ム（すなわち、ルーセント・テクノロジー社の無線イン
ターネット・アクセス・システム）を宣伝している。こ
のような環境下において、装置メーカー及びサービス・
プロバイダは、このようなサービスを顧客に提供する際
に、“サービスの質(QoS)”問題に関心を持つようにな
ってきた。QoS問題の具体例は、例えば、ビット伝送速
度、遅延及びパケット紛失などに対する保証である。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の目的
はパケットシステムにおけるサービス品質問題を解決す
るトラフィック管理システムを提供することである。
はパケットシステムにおけるサービス品質問題を解決す
るトラフィック管理システムを提供することである。
【０００４】
【課題を解決するための手段】前記課題は、ピークレー
ト・シェーパーを、多数のユーザ接続に対してサービス
品質保証を提供する重み付き公平キューイング・スケジ
ューラーと組合せることにより解決される。
ト・シェーパーを、多数のユーザ接続に対してサービス
品質保証を提供する重み付き公平キューイング・スケジ
ューラーと組合せることにより解決される。
【０００５】本発明の或る実施態様では、フロント・エ
ンド・ピークレート・シェーパーは、多数のユーザ接続
に対してピークレートシェーピング及び平均帯域幅保証
の両方を提供する重み付き公平キューイング・スケジュ
ーラーと組合せられる。更に、バック・エンド・ピーク
レート・シェーパーは、パケットが平均ダウンリンク／
アップリンク帯域幅よりも高いデータ転送速度で伝送さ
れることを保証する重み付き公平キューイング・スケジ
ューラーと組合せられる。
ンド・ピークレート・シェーパーは、多数のユーザ接続
に対してピークレートシェーピング及び平均帯域幅保証
の両方を提供する重み付き公平キューイング・スケジュ
ーラーと組合せられる。更に、バック・エンド・ピーク
レート・シェーパーは、パケットが平均ダウンリンク／
アップリンク帯域幅よりも高いデータ転送速度で伝送さ
れることを保証する重み付き公平キューイング・スケジ
ューラーと組合せられる。
【０００６】
【発明の実施の形態】図１は、本発明による例示的なト
ラフィック管理システム１００からなる通信システムの
部分的ブロック図である。本発明の構成に係わる構成要
素以外の図１に示された構成要素は当業者に周知なの
で、ここでは詳述しない。例えば、重み付き公平キュー
イング・スケジューラーそれ自体は当業者に公知である
（例えば、"A Self-Clocked Fair Queueing Scheme for
Broadband Applications," J. Golestani, Proceeding
of IEEE Infocom 1994, pp 5c1.1-5cl.11参照）。同様
に、ピークレート・シェーパー（別名、「トラフィック
・シェーパー」とも呼ばれる）それ自体も当業者に公知
である（例えば、"ISDN and Broadband ISDN withFrame
Relay and ATM," by W. Stallings, Prentice Hall, 1
995, pp 382-406,492-516参照）。単一のブロック構成
要素として図示されているが、トラフィック管理システ
ム１００の構成要素類は格納プログラム制御プロセッ
サ、メモリ及び適当なインターフェースカード（図示さ
れていない）なども包含する。本明細書で使用されてい
る「パケット・サーバ」と言う用語は、任意のパケット
プロセッサを意味する。このパケット・サーバも、前記
のトラフィック管理システム１００の構成要素類の一例
である。更に、本発明のコンセプトは常用のプログラミ
ング技法を用いて実現される。従って、前記の通り、こ
のプログラミング技法については本明細書では詳述しな
い。コール・アドミッション技術は本発明のコンセプト
に対して不要なので、ビット／秒（ｂｐｓ）単位の預託
情報伝送速度（ＣＩＲ）を確立するために、各ユーザは
コール・アドミッション・プロセス（図示されていな
い）と折衝するものと仮定する。特定のユーザのための
ＣＩＲを本明細書ではＣＩＲiと呼ぶ。ここで、ユーザ
の人数はＮに等しい。従って、１≦ｉ≦Ｎである。
ラフィック管理システム１００からなる通信システムの
部分的ブロック図である。本発明の構成に係わる構成要
素以外の図１に示された構成要素は当業者に周知なの
で、ここでは詳述しない。例えば、重み付き公平キュー
イング・スケジューラーそれ自体は当業者に公知である
（例えば、"A Self-Clocked Fair Queueing Scheme for
Broadband Applications," J. Golestani, Proceeding
of IEEE Infocom 1994, pp 5c1.1-5cl.11参照）。同様
に、ピークレート・シェーパー（別名、「トラフィック
・シェーパー」とも呼ばれる）それ自体も当業者に公知
である（例えば、"ISDN and Broadband ISDN withFrame
Relay and ATM," by W. Stallings, Prentice Hall, 1
995, pp 382-406,492-516参照）。単一のブロック構成
要素として図示されているが、トラフィック管理システ
ム１００の構成要素類は格納プログラム制御プロセッ
サ、メモリ及び適当なインターフェースカード（図示さ
れていない）なども包含する。本明細書で使用されてい
る「パケット・サーバ」と言う用語は、任意のパケット
プロセッサを意味する。このパケット・サーバも、前記
のトラフィック管理システム１００の構成要素類の一例
である。更に、本発明のコンセプトは常用のプログラミ
ング技法を用いて実現される。従って、前記の通り、こ
のプログラミング技法については本明細書では詳述しな
い。コール・アドミッション技術は本発明のコンセプト
に対して不要なので、ビット／秒（ｂｐｓ）単位の預託
情報伝送速度（ＣＩＲ）を確立するために、各ユーザは
コール・アドミッション・プロセス（図示されていな
い）と折衝するものと仮定する。特定のユーザのための
ＣＩＲを本明細書ではＣＩＲiと呼ぶ。ここで、ユーザ
の人数はＮに等しい。従って、１≦ｉ≦Ｎである。
【０００７】トラフィック管理システム１００は、Ｎ人
のユーザを処理又はサービスする、多数の又は一組のフ
ロント・エンド・ピークレート・シェーパー１０５−１
〜１０５−Ｎを備える。各シェーパーは、関連ユーザパ
ケットフローＵI〜ＵN、重み付き公平キューイング（Ｗ
ＦＱ）スケジューラー１２０及びバック・エンド・ピー
クレート・シェーパー１３０を有する。
のユーザを処理又はサービスする、多数の又は一組のフ
ロント・エンド・ピークレート・シェーパー１０５−１
〜１０５−Ｎを備える。各シェーパーは、関連ユーザパ
ケットフローＵI〜ＵN、重み付き公平キューイング（Ｗ
ＦＱ）スケジューラー１２０及びバック・エンド・ピー
クレート・シェーパー１３０を有する。
【０００８】フロント・エンド・ピークレート・シェー
パー１０５は、各接続のピークレートがネットワークと
折衝済みであることを保証するために使用される。例え
ば、各ピークレート・パケット・シェーパーはトークン
発生器（図示されていない）、ユーザ・キュー（図示さ
れていない）及び伝送キュー（図示されていない）を実
装する。トークン発生器は最大バーストサイズ（バイト
単位）についてピークレート（Ｐi）でトークン（バイ
ト単位）を反復的に発生し、また、総平均トークンレー
トがこのユーザに関するＣＩＲ（すなわち、ＣＩＲi）
と同等であるように、或る期間（Ｔi）中は休止してい
る。ユーザ（ｉ）のパケットは常に各パケット・シェー
パーに到着する。パケット・シェーパーが新たに到着し
たパケットのサイズに適合するのに十分大きなトークン
を有する場合、パケットはシステムから伝送キューに通
される。これと逆に、十分に大きなトークンが存在しな
い場合、新たに到着したパケットは、少なくともそのサ
イズよりも大きいか又は同等のパケットが到着するま
で、ユーザキュー内の待ち行列に入れられる。フロント
・エンド・ピークレート・シェーパーは、各ユーザ・パ
ケット・フローのサービス・タグ（Ｕi）を発生するも
のと仮定する。このサービス・タグは、各ユーザにより
折衝された平均帯域幅（ＣＩＲi）及び特定のパケット
の長さに基づく。各パケット・シェーパーにより伝送キ
ューに通過されたパケットには、これらパケットのため
の適当なサービス・タグが付けられる（このようなタグ
付けは前掲のGolestaniの論文に詳述されている）。
パー１０５は、各接続のピークレートがネットワークと
折衝済みであることを保証するために使用される。例え
ば、各ピークレート・パケット・シェーパーはトークン
発生器（図示されていない）、ユーザ・キュー（図示さ
れていない）及び伝送キュー（図示されていない）を実
装する。トークン発生器は最大バーストサイズ（バイト
単位）についてピークレート（Ｐi）でトークン（バイ
ト単位）を反復的に発生し、また、総平均トークンレー
トがこのユーザに関するＣＩＲ（すなわち、ＣＩＲi）
と同等であるように、或る期間（Ｔi）中は休止してい
る。ユーザ（ｉ）のパケットは常に各パケット・シェー
パーに到着する。パケット・シェーパーが新たに到着し
たパケットのサイズに適合するのに十分大きなトークン
を有する場合、パケットはシステムから伝送キューに通
される。これと逆に、十分に大きなトークンが存在しな
い場合、新たに到着したパケットは、少なくともそのサ
イズよりも大きいか又は同等のパケットが到着するま
で、ユーザキュー内の待ち行列に入れられる。フロント
・エンド・ピークレート・シェーパーは、各ユーザ・パ
ケット・フローのサービス・タグ（Ｕi）を発生するも
のと仮定する。このサービス・タグは、各ユーザにより
折衝された平均帯域幅（ＣＩＲi）及び特定のパケット
の長さに基づく。各パケット・シェーパーにより伝送キ
ューに通過されたパケットには、これらパケットのため
の適当なサービス・タグが付けられる（このようなタグ
付けは前掲のGolestaniの論文に詳述されている）。
【０００９】例えば、セッションｋの各到着パケットｐ
k iには、このパケットは伝送キューに配置される前に、
サービス・タグＦk i（ここで、ｉ＝１，２，・・・であ
り、ｋ∈Ｂであり、Ｂは一連の進入許可接続である）が
付けられる。各セッションｋについて、到着パケットの
サービス・タグは下記の式（１）による反復方式で計算
される。 Ｆk i＝（Ｌk i／ｒk）＋ｍａｘ（Ｆk i-1，υ（ａk i）） （１） （前記式中、Ｆk 0＝０であり、Ｌk iはパケットｐk iの長
さ（バイト単位）であり、ｒkはｋthセッションの折衝
速度であり、ａk iはパケットｐk iの到着時間であり、υ
（ａk i）は到着時間ａk iにおけるシステム仮想時間であ
る。）「システム仮想時間」は当業者に公知である。例
えば、一般的に、コンピュータ（図示されていない）が
更新される時間である。
k iには、このパケットは伝送キューに配置される前に、
サービス・タグＦk i（ここで、ｉ＝１，２，・・・であ
り、ｋ∈Ｂであり、Ｂは一連の進入許可接続である）が
付けられる。各セッションｋについて、到着パケットの
サービス・タグは下記の式（１）による反復方式で計算
される。 Ｆk i＝（Ｌk i／ｒk）＋ｍａｘ（Ｆk i-1，υ（ａk i）） （１） （前記式中、Ｆk 0＝０であり、Ｌk iはパケットｐk iの長
さ（バイト単位）であり、ｒkはｋthセッションの折衝
速度であり、ａk iはパケットｐk iの到着時間であり、υ
（ａk i）は到着時間ａk iにおけるシステム仮想時間であ
る。）「システム仮想時間」は当業者に公知である。例
えば、一般的に、コンピュータ（図示されていない）が
更新される時間である。
【００１０】伝送キュー内のパケットは、関連サービス
タグの増加順に、重み付き公平キューイング（ＷＦＱ）
スケジューラー１２０によりサービス提供のためピック
アップされる。その結果、ＷＦＱスケジューラー１２０
は、各接続が、その最小の折衝済平均帯域幅を獲得する
ことを保証する。（前記のように、前記の自己クロック
された公平キューイング（ＳＣＦＱ）方式が使用される
ものと仮定する。しかし、ＳＣＦＱ方式は単なる一例で
あり、この方式の使用自体は本発明の必須要件ではな
く、他の任意のアルゴリズムも同等に使用できる。）着
信パケット・フローがサービスクラス（下記で詳細に説
明する）により更に分別される場合、ＷＦＱスケジュー
ラー１２０は、これらのサービス分類の関数としても、
パケットを伝送する。
タグの増加順に、重み付き公平キューイング（ＷＦＱ）
スケジューラー１２０によりサービス提供のためピック
アップされる。その結果、ＷＦＱスケジューラー１２０
は、各接続が、その最小の折衝済平均帯域幅を獲得する
ことを保証する。（前記のように、前記の自己クロック
された公平キューイング（ＳＣＦＱ）方式が使用される
ものと仮定する。しかし、ＳＣＦＱ方式は単なる一例で
あり、この方式の使用自体は本発明の必須要件ではな
く、他の任意のアルゴリズムも同等に使用できる。）着
信パケット・フローがサービスクラス（下記で詳細に説
明する）により更に分別される場合、ＷＦＱスケジュー
ラー１２０は、これらのサービス分類の関数としても、
パケットを伝送する。
【００１１】バック・エンド・ピークレート・シェーパ
ーは、全体的ピークレートが通信チャネル（図１の符号
１３１参照）において利用可能な帯域幅を超えないこと
を保証するために使用されている。バック・エンド・ピ
ークレート・トラフィック・シェーパー１３０は次のよ
うに動作する。総帯域幅（ＢtotalＴ）のｘ％が、発信
通信チャネル（図１の符号１３１参照）を介してバック
・エンド・ピークレート・トラフィック・シェーパー１
３０からパケット（パケットフロー（Ｐshaper）で示さ
れる）の伝送に利用できるものと仮定する。（Ｂtotal
は時間間隔当たりの総帯域幅（バイト単位）を示し、Ｔ
は時間間隔を示す。）利用可能なバイト残量は次式
（２）のように初期化される。 バイト残量＝（ｘ％／１００）（ＢtotalＴ）−システムオーバーヘッド（２） （前記式中、「システムオーバーヘッド」はコントロー
ルメッセージにより取り上げられるバイト数を示す。）
バック・エンド・ピークレート・シェーパー１３０によ
り送信される全てのパケットについて、バイト残量の値
は次式（３）により減少される。 バイト残量＝バイト残量−（切り上げ（pktサイズ／macフラグメント）＊（mac フラグメント＋ｍａｃオーバーヘッド）） （３） （前記式中、「pktサイズ」はパケットサイズを示し、
「macフラグメント」はメディア・アクセス・コントロ
ール（ＭＡＣ）リンク層フラグメントのサイズを示し、
「切り上げ（）」は所定値を超える最小の整数値をと
る。すなわち、次の最高整数値へ切り上げられる。）Ｔ
秒毎に、バイト残量の値は次のようにリセットされる。 （ｘ％／１００）（ＢtotalＴ） （４）
ーは、全体的ピークレートが通信チャネル（図１の符号
１３１参照）において利用可能な帯域幅を超えないこと
を保証するために使用されている。バック・エンド・ピ
ークレート・トラフィック・シェーパー１３０は次のよ
うに動作する。総帯域幅（ＢtotalＴ）のｘ％が、発信
通信チャネル（図１の符号１３１参照）を介してバック
・エンド・ピークレート・トラフィック・シェーパー１
３０からパケット（パケットフロー（Ｐshaper）で示さ
れる）の伝送に利用できるものと仮定する。（Ｂtotal
は時間間隔当たりの総帯域幅（バイト単位）を示し、Ｔ
は時間間隔を示す。）利用可能なバイト残量は次式
（２）のように初期化される。 バイト残量＝（ｘ％／１００）（ＢtotalＴ）−システムオーバーヘッド（２） （前記式中、「システムオーバーヘッド」はコントロー
ルメッセージにより取り上げられるバイト数を示す。）
バック・エンド・ピークレート・シェーパー１３０によ
り送信される全てのパケットについて、バイト残量の値
は次式（３）により減少される。 バイト残量＝バイト残量−（切り上げ（pktサイズ／macフラグメント）＊（mac フラグメント＋ｍａｃオーバーヘッド）） （３） （前記式中、「pktサイズ」はパケットサイズを示し、
「macフラグメント」はメディア・アクセス・コントロ
ール（ＭＡＣ）リンク層フラグメントのサイズを示し、
「切り上げ（）」は所定値を超える最小の整数値をと
る。すなわち、次の最高整数値へ切り上げられる。）Ｔ
秒毎に、バイト残量の値は次のようにリセットされる。 （ｘ％／１００）（ＢtotalＴ） （４）
【００１２】バック・エンド・ピークレート・パケット
・シェーパー１３０における使用方法の一例を図２に示
す。図１は、例えば、インタネットから無線移動局（図
示されていない）へのような、モバイル・エンドポイン
トへのダウンリンク通信パスの一部を示すものと仮定す
る。図２のステップ２０５において、バイト残量の値が
初期化される。特に、例証的な総エアーリンク帯域幅は
２０ミリ秒（ｍｓ）毎に４０００バイトである。すなわ
ち、ＢtotalＴ＝４０００バイトである。このうち、ｘ
＝６０％が利用可能なダウンリンク帯域幅であり、ダウ
ンリンク方向にはシステムオーバーヘッドが存在しない
ものと仮定する。すなわち、バイト残量＝（６０％／１
００）（４０００）−０＝２４００バイトである。ステ
ップ２１０において、バック・エンド・ピークレート・
パケット・シェーパー１３０は、伝送ダウンリンクにつ
いて利用可能であるパケットを待ち受ける。パケットが
利用可能である場合、バイト残量の値はステップ２２０
でチェックされる。バイト残量の値が少なくとも１個の
ＭＡＣＦフラグメントを送信するのに十分であれば、パ
ケットは送信、すなわち伝送され、バイト残量の値はス
テップ２２５において、前記数式（３）に示されるよう
に減少される。その後、バック・エンド・ピークレート
・パケット・シェーパー１３０は別のパケットを待ち受
ける。しかし、バイト残量の値が少なくとも１個のＭＡ
Ｃフラグメントを送信するのに不十分であれば、ステッ
プ２３０で示されるように、パケットは２０ｍｓ後まで
送信されない。とにかく、バイト残量の値は２０ｍｓ毎
に２４００バイトにリセットされる。この実施態様で
は、ＭＡＣ層再伝送を行うのに必要な追加帯域幅を大切
にするために、バイト残量の値を、例えば、２４００バ
イトの９５％を初期化することができる（ＭＡＣ層再伝
送のために間接的に５％保存する）。数式（２）によれ
ば、これは（ｘ％／１００）（ＢtotalＴ）（０．９
５）−システムオーバーヘッドである。しかし、この実
施態様におけるシステムオーバーヘッドの値は前記のよ
うにゼロである。
・シェーパー１３０における使用方法の一例を図２に示
す。図１は、例えば、インタネットから無線移動局（図
示されていない）へのような、モバイル・エンドポイン
トへのダウンリンク通信パスの一部を示すものと仮定す
る。図２のステップ２０５において、バイト残量の値が
初期化される。特に、例証的な総エアーリンク帯域幅は
２０ミリ秒（ｍｓ）毎に４０００バイトである。すなわ
ち、ＢtotalＴ＝４０００バイトである。このうち、ｘ
＝６０％が利用可能なダウンリンク帯域幅であり、ダウ
ンリンク方向にはシステムオーバーヘッドが存在しない
ものと仮定する。すなわち、バイト残量＝（６０％／１
００）（４０００）−０＝２４００バイトである。ステ
ップ２１０において、バック・エンド・ピークレート・
パケット・シェーパー１３０は、伝送ダウンリンクにつ
いて利用可能であるパケットを待ち受ける。パケットが
利用可能である場合、バイト残量の値はステップ２２０
でチェックされる。バイト残量の値が少なくとも１個の
ＭＡＣＦフラグメントを送信するのに十分であれば、パ
ケットは送信、すなわち伝送され、バイト残量の値はス
テップ２２５において、前記数式（３）に示されるよう
に減少される。その後、バック・エンド・ピークレート
・パケット・シェーパー１３０は別のパケットを待ち受
ける。しかし、バイト残量の値が少なくとも１個のＭＡ
Ｃフラグメントを送信するのに不十分であれば、ステッ
プ２３０で示されるように、パケットは２０ｍｓ後まで
送信されない。とにかく、バイト残量の値は２０ｍｓ毎
に２４００バイトにリセットされる。この実施態様で
は、ＭＡＣ層再伝送を行うのに必要な追加帯域幅を大切
にするために、バイト残量の値を、例えば、２４００バ
イトの９５％を初期化することができる（ＭＡＣ層再伝
送のために間接的に５％保存する）。数式（２）によれ
ば、これは（ｘ％／１００）（ＢtotalＴ）（０．９
５）−システムオーバーヘッドである。しかし、この実
施態様におけるシステムオーバーヘッドの値は前記のよ
うにゼロである。
【００１３】別法として、図１は、例えば、無線移動局
からインタネット（図示されていない）へのような、モ
バイル・エンドポイントからのアップリンク通信パスの
一部を示し、図２に示されるような方法を使用するもの
と仮定する。前記のように、例証的な総利用可能エアー
リンク帯域幅は４０００バイトである。このうち、ｘ＝
４０％が利用可能アップリンク帯域幅であると仮定す
る。（前記のように、６０％は先の実施態様においてダ
ウンリンク伝送のために取り分けられている。）この実
施態様では、システムオーバーヘッドはゼロではなく、
バイト残量の値は数式（２）に示されるように初期化さ
れる。ここでは、システムオーバーヘッドの値はビーコ
ン、ＭＡＣ層肯定応答（Ａｃｋｓ）及びアップリンク方
向における予約スロットメッセージにより引き起こされ
るオーバーヘッドの推定値に等しい。特に、バイト残量
は１６００−システムオーバーヘッドに初期化される
（図２のステップ２０５参照）。パケットが伝送アップ
リンクに利用可能であるたびごとに、バイト残量の値は
チェックされる（図２のステップ２１０及び２２０参
照）。バイト残量の値が少なくとも１個のＭＡＣフラグ
メントを送信するのに十分であれば、パケットは送信、
すなわち伝送され、バイト残量の値は前記数式（３）に
示されるように減少される（図２のステップ２２５参
照）。しかし、バイト残量の値が少なくとも１個のＭＡ
Ｃフラグメントを送信するのに不十分であれば、ステッ
プ２３０で示されるように、パケットは２０ｍｓ後（別
名、「ドエル時間」とも呼ばれる）まで送信されない。
とにかく、バイト残量の値は、数式（２）で示されるよ
うに、ドエル時間毎にリセットされる。すなわち、（１
６００−システムオーバーヘッド）にリセットされる
（図２のステップ２３０参照）。この実施態様では、Ｍ
ＡＣ層再伝送を行うのに必要な追加帯域幅を大切にする
ために、バイト残量の値を、例えば、（（１６００）
（０．９５）−システムオーバーヘッド）に初期化する
ことができる。
からインタネット（図示されていない）へのような、モ
バイル・エンドポイントからのアップリンク通信パスの
一部を示し、図２に示されるような方法を使用するもの
と仮定する。前記のように、例証的な総利用可能エアー
リンク帯域幅は４０００バイトである。このうち、ｘ＝
４０％が利用可能アップリンク帯域幅であると仮定す
る。（前記のように、６０％は先の実施態様においてダ
ウンリンク伝送のために取り分けられている。）この実
施態様では、システムオーバーヘッドはゼロではなく、
バイト残量の値は数式（２）に示されるように初期化さ
れる。ここでは、システムオーバーヘッドの値はビーコ
ン、ＭＡＣ層肯定応答（Ａｃｋｓ）及びアップリンク方
向における予約スロットメッセージにより引き起こされ
るオーバーヘッドの推定値に等しい。特に、バイト残量
は１６００−システムオーバーヘッドに初期化される
（図２のステップ２０５参照）。パケットが伝送アップ
リンクに利用可能であるたびごとに、バイト残量の値は
チェックされる（図２のステップ２１０及び２２０参
照）。バイト残量の値が少なくとも１個のＭＡＣフラグ
メントを送信するのに十分であれば、パケットは送信、
すなわち伝送され、バイト残量の値は前記数式（３）に
示されるように減少される（図２のステップ２２５参
照）。しかし、バイト残量の値が少なくとも１個のＭＡ
Ｃフラグメントを送信するのに不十分であれば、ステッ
プ２３０で示されるように、パケットは２０ｍｓ後（別
名、「ドエル時間」とも呼ばれる）まで送信されない。
とにかく、バイト残量の値は、数式（２）で示されるよ
うに、ドエル時間毎にリセットされる。すなわち、（１
６００−システムオーバーヘッド）にリセットされる
（図２のステップ２３０参照）。この実施態様では、Ｍ
ＡＣ層再伝送を行うのに必要な追加帯域幅を大切にする
ために、バイト残量の値を、例えば、（（１６００）
（０．９５）−システムオーバーヘッド）に初期化する
ことができる。
【００１４】エアーリンク帯域幅がフェーディング現象
により著しく変動するような場合には、利用可能なエア
ーリンク帯域幅を推定するために、下記の代替的な閉ル
ープフィードバックメカニズムを使用することができ
る。このような推定値は、前記で使用される４０００バ
イト又は１６００バイトのような固定数の代わりに使用
することができる。
により著しく変動するような場合には、利用可能なエア
ーリンク帯域幅を推定するために、下記の代替的な閉ル
ープフィードバックメカニズムを使用することができ
る。このような推定値は、前記で使用される４０００バ
イト又は１６００バイトのような固定数の代わりに使用
することができる。
【００１５】例えば、下記の定義を仮定する。「Ｂｆｉ
ｘ」は固定エアーリンク帯域幅（これは演繹的に知られ
る）を示す、「Ｔ」は複数のドエル時間として表される
観察期間である。
ｘ」は固定エアーリンク帯域幅（これは演繹的に知られ
る）を示す、「Ｔ」は複数のドエル時間として表される
観察期間である。
【００１６】ダウンリンク方向の場合、アクセスポイン
ト（又は、アップリンク方向では、無線モデム）は次の
ようにしてダウンリンク（アップリンク）が利用可能エ
アーリンク帯域幅を推定する。 (a)期間Ｔの間にダウンリンク（アップリンク）に伝送
されるバイト数を測定する、これはＢtxである，(b)期
間Ｔの間にアップリンク（ダウンリンク）に受信される
バイト数を測定する、これはＢrxである，(c)（Ｂtx／
Ｂrx）の関数（下記で詳述する）として、推定エアーリ
ンク帯域幅（Ｂtotal）を計算する。
ト（又は、アップリンク方向では、無線モデム）は次の
ようにしてダウンリンク（アップリンク）が利用可能エ
アーリンク帯域幅を推定する。 (a)期間Ｔの間にダウンリンク（アップリンク）に伝送
されるバイト数を測定する、これはＢtxである，(b)期
間Ｔの間にアップリンク（ダウンリンク）に受信される
バイト数を測定する、これはＢrxである，(c)（Ｂtx／
Ｂrx）の関数（下記で詳述する）として、推定エアーリ
ンク帯域幅（Ｂtotal）を計算する。
【００１７】推定エアーリンク帯域幅（Ｂtotal）は様
々な方法で計算することができる。例えば、２種類の例
証的な計算方法を下記に説明する。第１の例証的な計算
方法は下記の数式で示される。 Ｂtotal＝Ｂfix（Ｂtx／Ｂrx） （５） この方法は別名「独立ウインドウバージョン」とも呼ば
れる。
々な方法で計算することができる。例えば、２種類の例
証的な計算方法を下記に説明する。第１の例証的な計算
方法は下記の数式で示される。 Ｂtotal＝Ｂfix（Ｂtx／Ｂrx） （５） この方法は別名「独立ウインドウバージョン」とも呼ば
れる。
【００１８】第２の例証的な計算方法では「スライディ
ング・ウインドウ」を使用する。この計算方法では、前
記計算の一部を使用し、現在値を計算する。特に、 ｓｕｃｃｅｓｓ＝（Ｉ−α）ｓｕｃｃｅｓｓ＋α（Ｂtx／Ｂrx）（６）、及び Ｂtotal＝Ｂfix（ｓｕｃｃｅｓｓ） （７） 前記数式において、変数ｓｕｃｃｅｓｓは（Ｂtx／
Ｂrx）の最初の計算値に初期化され、αは先行計算値が
どれだけ記憶されたか（すなわち、その履歴）に関する
ものであり、例えば、６である。
ング・ウインドウ」を使用する。この計算方法では、前
記計算の一部を使用し、現在値を計算する。特に、 ｓｕｃｃｅｓｓ＝（Ｉ−α）ｓｕｃｃｅｓｓ＋α（Ｂtx／Ｂrx）（６）、及び Ｂtotal＝Ｂfix（ｓｕｃｃｅｓｓ） （７） 前記数式において、変数ｓｕｃｃｅｓｓは（Ｂtx／
Ｂrx）の最初の計算値に初期化され、αは先行計算値が
どれだけ記憶されたか（すなわち、その履歴）に関する
ものであり、例えば、６である。
【００１９】別法として、Ｂｆｉｘの値を使用し、アク
セスポイント（無線モデム）におけるダウンリンク（ア
ップリンク）バッファ占有率をモニタすることができ
る。ダウンリンク（アップリンク）バッファ占有率が或
る所定の閾値を超える場合は常に、フロー・コントロー
ル・メッセージが無線ハブ（又は末端システム、すなわ
ち、無線モデムの場合におけるユーザ端末）が送信さ
れ、パケットの流れを停止させる。バッファ占有率が閾
値以下に低下すると、別のフロー・コントロール・メッ
セージが送信され、パケットの流れを再起動する。
セスポイント（無線モデム）におけるダウンリンク（ア
ップリンク）バッファ占有率をモニタすることができ
る。ダウンリンク（アップリンク）バッファ占有率が或
る所定の閾値を超える場合は常に、フロー・コントロー
ル・メッセージが無線ハブ（又は末端システム、すなわ
ち、無線モデムの場合におけるユーザ端末）が送信さ
れ、パケットの流れを停止させる。バッファ占有率が閾
値以下に低下すると、別のフロー・コントロール・メッ
セージが送信され、パケットの流れを再起動する。
【００２０】トラフィック管理システムの例証的応用例
を図３に示す。図３において、本発明の概念を実現する
無線インターネットアクセスシステムの一部３００が示
されている。（本発明の概念以外の、図３に示されるよ
うな無線インターネットアクセスシステムの一例はルー
セント・テクノロジー社による無線インターネットアク
セスシステムである。）無線インターネットアクセスシ
ステムの一部３００は、基地局３１５のような多数の基
地局を備える。この基地局はＬ２ＴＰ（レイヤー・２・
トンネリング・プロトコル）アクセス・コントロール
（ＬＡＣ）を提供する無線ポイント・オブ・プレゼンス
（ＰＯＰ）サーバの一例である。各基地局は無線ハブ
（ＷＨ）を備える。無線ハブは複数のアクセスポイント
（例えば、基地局３１５のＡＰ1、ＡＰ2、ＡＰ3及びＡ
Ｐ4）の全体区域を取り扱う。各アクセスポイントは、
無線モデム３１０−１〜３１０−Ｎで示されるような複
数の無線モデムと通信するための、当業者に公知の無線
アクセス・コントローラを有する。（各無線モデムはユ
ーザ・パーソナル・コンピュータ（ＰＣ）３０５−１〜
３０５−Ｎで示されるような無線加入者に付属され
る。）（各ＰＣは、当業者に公知なように、データ端末
装置（ＤＴＥ）の代表例である。）各無線モデムはアッ
プリンクチャネル（ライン３１１で示される）及びダウ
ンリンク（ライン３１２で示される）を介して各基地局
と通信する。無線モデムとユーザＰＣの組合せは、モバ
イルであるか、又はモバイルではない無線エンドポイン
トを示す。各基地局はＴ１／Ｅ１設備を介するフレーム
リレーにより専用ＩＰネットワークに結合されている。
無線インターネット・アクセス・ネットワークは、Ｌ２
ＴＰ、ＵＤＰ／ＩＰ（ユーザ・データグラム・プロトコ
ル／インターネット・プロトコル）などを用いてインタ
ーネット・サービス・プロバイダ（ＩＳＰ）又は会社内
インターネットと通信するための当業者に公知のルータ
・ファイアウォール３３５を介して、データ交換局（Ｄ
ＳＣ）３３０により公衆ＩＰネットワークに結合されて
いる。
を図３に示す。図３において、本発明の概念を実現する
無線インターネットアクセスシステムの一部３００が示
されている。（本発明の概念以外の、図３に示されるよ
うな無線インターネットアクセスシステムの一例はルー
セント・テクノロジー社による無線インターネットアク
セスシステムである。）無線インターネットアクセスシ
ステムの一部３００は、基地局３１５のような多数の基
地局を備える。この基地局はＬ２ＴＰ（レイヤー・２・
トンネリング・プロトコル）アクセス・コントロール
（ＬＡＣ）を提供する無線ポイント・オブ・プレゼンス
（ＰＯＰ）サーバの一例である。各基地局は無線ハブ
（ＷＨ）を備える。無線ハブは複数のアクセスポイント
（例えば、基地局３１５のＡＰ1、ＡＰ2、ＡＰ3及びＡ
Ｐ4）の全体区域を取り扱う。各アクセスポイントは、
無線モデム３１０−１〜３１０−Ｎで示されるような複
数の無線モデムと通信するための、当業者に公知の無線
アクセス・コントローラを有する。（各無線モデムはユ
ーザ・パーソナル・コンピュータ（ＰＣ）３０５−１〜
３０５−Ｎで示されるような無線加入者に付属され
る。）（各ＰＣは、当業者に公知なように、データ端末
装置（ＤＴＥ）の代表例である。）各無線モデムはアッ
プリンクチャネル（ライン３１１で示される）及びダウ
ンリンク（ライン３１２で示される）を介して各基地局
と通信する。無線モデムとユーザＰＣの組合せは、モバ
イルであるか、又はモバイルではない無線エンドポイン
トを示す。各基地局はＴ１／Ｅ１設備を介するフレーム
リレーにより専用ＩＰネットワークに結合されている。
無線インターネット・アクセス・ネットワークは、Ｌ２
ＴＰ、ＵＤＰ／ＩＰ（ユーザ・データグラム・プロトコ
ル／インターネット・プロトコル）などを用いてインタ
ーネット・サービス・プロバイダ（ＩＳＰ）又は会社内
インターネットと通信するための当業者に公知のルータ
・ファイアウォール３３５を介して、データ交換局（Ｄ
ＳＣ）３３０により公衆ＩＰネットワークに結合されて
いる。
【００２１】図３に示される無線インターネット・アク
セス・システムは、基地局と無線エンドポイント間で半
二重ＭＡＣ（メディア・アクセス・コントロール層）を
使用するものと仮定する。この場合、ダウンリンク／ア
ップリンク比は設定可能であるか又は動的に調整される
（例えば、前記のように、ダウンリンク・チャネルは総
チャネル帯域幅の６０％であり、アップリンクは４０％
とする）。このシステムでは、各ＡＰはアップリンク伝
送のためのこれらの付属無線モデムをポールする。例え
ば、図３に示された実施態様では、ＡＰ1は任意のアッ
プリンク伝送用の一連のモデム３１０−１〜３１０−Ｎ
をポールする。（ポーリング技法は当業者に公知であ
り、ここでは特に説明しない。）
セス・システムは、基地局と無線エンドポイント間で半
二重ＭＡＣ（メディア・アクセス・コントロール層）を
使用するものと仮定する。この場合、ダウンリンク／ア
ップリンク比は設定可能であるか又は動的に調整される
（例えば、前記のように、ダウンリンク・チャネルは総
チャネル帯域幅の６０％であり、アップリンクは４０％
とする）。このシステムでは、各ＡＰはアップリンク伝
送のためのこれらの付属無線モデムをポールする。例え
ば、図３に示された実施態様では、ＡＰ1は任意のアッ
プリンク伝送用の一連のモデム３１０−１〜３１０−Ｎ
をポールする。（ポーリング技法は当業者に公知であ
り、ここでは特に説明しない。）
【００２２】ダウンリンク方向では、トラフィック管理
システム１００は無線ハブ（例えば、図３の基地局のＷ
Ｈ）内に存在する。この実施態様では、ＷＨは４個のト
ラフィック管理システムからなり、それぞれ基地局３１
５の各ＡＰに対応する。ＷＨが特定のユーザ（例えば、
ユーザＰＣ３０５−１に関連するユーザ）へ伝送するた
めのパケットを有する場合、ＷＨはパケットをＡＰ1に
送信する前に、図２に示された方法を実行する。その
後、パケットを先入れ・先出し（ＦＩＦＯ）方式で無線
エンドポイントへ伝送する。
システム１００は無線ハブ（例えば、図３の基地局のＷ
Ｈ）内に存在する。この実施態様では、ＷＨは４個のト
ラフィック管理システムからなり、それぞれ基地局３１
５の各ＡＰに対応する。ＷＨが特定のユーザ（例えば、
ユーザＰＣ３０５−１に関連するユーザ）へ伝送するた
めのパケットを有する場合、ＷＨはパケットをＡＰ1に
送信する前に、図２に示された方法を実行する。その
後、パケットを先入れ・先出し（ＦＩＦＯ）方式で無線
エンドポイントへ伝送する。
【００２３】アップリンク方向では、トラフィック管理
システム１００は多数の代替実施態様を実行できる。そ
の一例を図４に示す。図４は、図３の無線インターネッ
ト・アクセス・ネットワークの一部を示す。各フロント
・エンド・ピークレート・トラフィック・シェーパー１
３０はユーザの特別な装置（例えば、無線モデム３１０
−１〜３１０−Ｎ）に付属されている。（別法として、
パケット・シェーパーは、図３のＰＣ３０５−１のよう
なユーザのＰＣ（図示されていない）の一部であること
ができる。ＰＣ及び無線モデムの両方とも無線エンドポ
イントの代表例である。）図１において説明したよう
に、各無線モデムは、ユーザ・パケット・フローＵiを
受信する。前記のように、各無線モデムのフロント・エ
ンド・ピークレート・パケット・シェーパーはトラフィ
ックを整形し、そして、各アクセスポイント（例えば、
ＡＰ1）から伝送ポールを受信すると、アップリンク・
チャネル（例えば、アップリンク・チャネル３１１）を
介して、各パケット・フローＰiをこれらの各アクセス
ポイント（例えば、ＡＰ1）へ伝送する。ＷＦＱスケジ
ューラ１２０はＡＰ（ここでは、図４のＡＰ1により示
される）における集中方式で実行される。この場合、付
属の無線モデムは、（アップリンク伝送を待っているバ
イト数に関する）キュー・サイズ情報を、各ＡＰ（受信
Ｓ／Ｎ比のような、無線エンドポイントからの状態伝送
は当業者に公知であり、ここでは特に説明しない）に送
信するのに必要である。各ＡＰ（例えば、図４のＡ
Ｐ1）は前記のバック・エンド・ピークレート・シェー
パーも実装しており、図２に示される前記の方法を用い
てその付属無線モデムに関するポールを（ダウンリンク
・チャネル３１２を介して）発行する前に、十分なアッ
プリンク帯域幅を利用可能にすることを保証する。例え
ば、バイト残量の値が少なくとも１個のＭＡＣフラグメ
ントを送信するのに不十分である場合、ＡＰ（例えば、
ＡＰ1）は、次のドエルまで、伝送ポールをその無線モ
デム（例えば、無線モデム３１０−１）へ送信しない。
バイト残量変数は前記数式（２）に従って各ドエル毎に
リセットされる。
システム１００は多数の代替実施態様を実行できる。そ
の一例を図４に示す。図４は、図３の無線インターネッ
ト・アクセス・ネットワークの一部を示す。各フロント
・エンド・ピークレート・トラフィック・シェーパー１
３０はユーザの特別な装置（例えば、無線モデム３１０
−１〜３１０−Ｎ）に付属されている。（別法として、
パケット・シェーパーは、図３のＰＣ３０５−１のよう
なユーザのＰＣ（図示されていない）の一部であること
ができる。ＰＣ及び無線モデムの両方とも無線エンドポ
イントの代表例である。）図１において説明したよう
に、各無線モデムは、ユーザ・パケット・フローＵiを
受信する。前記のように、各無線モデムのフロント・エ
ンド・ピークレート・パケット・シェーパーはトラフィ
ックを整形し、そして、各アクセスポイント（例えば、
ＡＰ1）から伝送ポールを受信すると、アップリンク・
チャネル（例えば、アップリンク・チャネル３１１）を
介して、各パケット・フローＰiをこれらの各アクセス
ポイント（例えば、ＡＰ1）へ伝送する。ＷＦＱスケジ
ューラ１２０はＡＰ（ここでは、図４のＡＰ1により示
される）における集中方式で実行される。この場合、付
属の無線モデムは、（アップリンク伝送を待っているバ
イト数に関する）キュー・サイズ情報を、各ＡＰ（受信
Ｓ／Ｎ比のような、無線エンドポイントからの状態伝送
は当業者に公知であり、ここでは特に説明しない）に送
信するのに必要である。各ＡＰ（例えば、図４のＡ
Ｐ1）は前記のバック・エンド・ピークレート・シェー
パーも実装しており、図２に示される前記の方法を用い
てその付属無線モデムに関するポールを（ダウンリンク
・チャネル３１２を介して）発行する前に、十分なアッ
プリンク帯域幅を利用可能にすることを保証する。例え
ば、バイト残量の値が少なくとも１個のＭＡＣフラグメ
ントを送信するのに不十分である場合、ＡＰ（例えば、
ＡＰ1）は、次のドエルまで、伝送ポールをその無線モ
デム（例えば、無線モデム３１０−１）へ送信しない。
バイト残量変数は前記数式（２）に従って各ドエル毎に
リセットされる。
【００２４】トラフィック管理システムの別の代替実施
態様を図５に示す。図５に示されたシステムは、ＷＦＱ
スケジューラが分散方式で各無線モデムで実行されるこ
とを除いて、図４に示されたシステムと同様なシステム
である。これは、ＡＰ（例えば、図５に示されるＡ
Ｐ1）のようなネットワーク要素はシステム仮想時間を
放送し、各ＡＰ（例えば、ＡＰ1）は（例えば、３１２
のようなダウンリンクチャネルを介して）、任意のアッ
プリンク伝送（例えば、アップリンクチャネル３１１に
よりしめされるもの）のためのこれらの各無線モデムを
ポールするものと仮定する。
態様を図５に示す。図５に示されたシステムは、ＷＦＱ
スケジューラが分散方式で各無線モデムで実行されるこ
とを除いて、図４に示されたシステムと同様なシステム
である。これは、ＡＰ（例えば、図５に示されるＡ
Ｐ1）のようなネットワーク要素はシステム仮想時間を
放送し、各ＡＰ（例えば、ＡＰ1）は（例えば、３１２
のようなダウンリンクチャネルを介して）、任意のアッ
プリンク伝送（例えば、アップリンクチャネル３１１に
よりしめされるもの）のためのこれらの各無線モデムを
ポールするものと仮定する。
【００２５】パケット・ペイロードのための利用可能な
ダウンリンク／アップリンク帯域幅を推定するのは困難
である。なぜなら、パケット・ペイロードは総ＭＡＣオ
ーバーヘッドと同様に、変動可能であり、それ自体がパ
ケット・ペイロードのサイズの関数だからである。しか
し、バック・エンド・ピークレート・トラフィック・シ
ェーパーは、パケットが利用可能なダウンリンク／アッ
プリンク帯域幅よりも高い速度で伝送されず、その結
果、（無線インターネットアクセスシステムのアクセス
ポイントのような）その他のネットワーク要素内でキュ
ーイング遅延が起こり得ることを保証する柔軟な手段で
ある。
ダウンリンク／アップリンク帯域幅を推定するのは困難
である。なぜなら、パケット・ペイロードは総ＭＡＣオ
ーバーヘッドと同様に、変動可能であり、それ自体がパ
ケット・ペイロードのサイズの関数だからである。しか
し、バック・エンド・ピークレート・トラフィック・シ
ェーパーは、パケットが利用可能なダウンリンク／アッ
プリンク帯域幅よりも高い速度で伝送されず、その結
果、（無線インターネットアクセスシステムのアクセス
ポイントのような）その他のネットワーク要素内でキュ
ーイング遅延が起こり得ることを保証する柔軟な手段で
ある。
【００２６】別の代替実施態様を図６に示す。図６にお
いて、トラフィック管理システム６００は、パケット分
類器６０５、多数のユーザ・キュー（ユーザ１のキュー
６１０−１〜ユーザＮのキュー６１０−Ｎとして図示さ
れている）、多数のＷＦＱタグ付け要素６１５−１〜６
１５−Ｎ、ＣＩＲ（預託情報速度）クラス・キュー６３
０，コントロール・クラス・キュー６２５及び最善クラ
ス・キュー６２０により示されるような３種類のクラス
・キュー、ＷＦＱスケジューラー６３５及びパケット・
シェーパー６４０から構成されている。本質的に、トラ
フィック管理システム６００は、下記に述べる点を除い
て、図１のトラフィック管理システム１００と同様な方
法で機能する。
いて、トラフィック管理システム６００は、パケット分
類器６０５、多数のユーザ・キュー（ユーザ１のキュー
６１０−１〜ユーザＮのキュー６１０−Ｎとして図示さ
れている）、多数のＷＦＱタグ付け要素６１５−１〜６
１５−Ｎ、ＣＩＲ（預託情報速度）クラス・キュー６３
０，コントロール・クラス・キュー６２５及び最善クラ
ス・キュー６２０により示されるような３種類のクラス
・キュー、ＷＦＱスケジューラー６３５及びパケット・
シェーパー６４０から構成されている。本質的に、トラ
フィック管理システム６００は、下記に述べる点を除い
て、図１のトラフィック管理システム１００と同様な方
法で機能する。
【００２７】トラフィック管理システム６００におい
て、パケット・トラフィックのための３種類のサービス
が存在する。これらのサービス（ＣｏＳ）の種類は、預
託情報速度（ＣＩＲ）、コントロール及び最善の３種類
である。コントロールはコントロール情報（例えば、信
号方式及び状態）を示す。ＣＩＲクラス及び最善クラス
はユーザのトランスポート（すなわち、ベアラ、デー
タ）を示す。ＣＩＲサービスを獲得するユーザの場合、
サービス・プロバイダ（図示されていない）は、常用の
フレーム・リレー・サービスについて指定されたパラメ
ータと同様な、預託情報速度（ＣＩＲ）、バースト・レ
ート（Ｂｒ）及びバースト・サイズ（Ｂｓ）を指定す
る。最善（ＢＥ）サービスの場合、サービス・プロバイ
ダは個々のユーザについて最大情報速度を指定する。ユ
ーザへのＣＩＲクラス又は最善クラスの割当ては、コー
ル・アドミッション手順（本明細書では説明されていな
い）により実行される。
て、パケット・トラフィックのための３種類のサービス
が存在する。これらのサービス（ＣｏＳ）の種類は、預
託情報速度（ＣＩＲ）、コントロール及び最善の３種類
である。コントロールはコントロール情報（例えば、信
号方式及び状態）を示す。ＣＩＲクラス及び最善クラス
はユーザのトランスポート（すなわち、ベアラ、デー
タ）を示す。ＣＩＲサービスを獲得するユーザの場合、
サービス・プロバイダ（図示されていない）は、常用の
フレーム・リレー・サービスについて指定されたパラメ
ータと同様な、預託情報速度（ＣＩＲ）、バースト・レ
ート（Ｂｒ）及びバースト・サイズ（Ｂｓ）を指定す
る。最善（ＢＥ）サービスの場合、サービス・プロバイ
ダは個々のユーザについて最大情報速度を指定する。ユ
ーザへのＣＩＲクラス又は最善クラスの割当ては、コー
ル・アドミッション手順（本明細書では説明されていな
い）により実行される。
【００２８】（Ｐinputにより示される）着信パケット
はパケット分類器６０５に入力される。パケット分類器
６０５はユーザにより着信パケットを分類又は同定し、
そして、これらを適当なユーザ・キューに割り当てる。
（例えば、ユーザ１からのパケットはユーザ１に関する
キューに割り当てられる。図６では６１０−１で示され
るキューである。）各ユーザ・キューはユーザ分類の後
に、パケットを格納する。各ユーザはユーザ１のキュー
６１０−１により図示されているように、３種類のトラ
フィックを有することができる。特に、コントロール
（ＣＴＬ）、ＣＩＲ及びＢＥを有することができる。ユ
ーザ・キューが満杯の場合、過剰量のパケットは廃棄さ
れる。各タグ付け要素（例えば、ＷＦＱタグ付け要素６
１５−１）は、その各ユーザ・キュー（例えば、ユーザ
１のキュー６１０−１）についてサービス・タグを割り
当てる。前記のように、ＳＣＦＱアルゴリズムを使用し
サービス・タグを割り当てる。ＳＣＦＱのインスタンス
が各クラスについて初期化される。これらのサービス・
タグは、ユーザに割り当てられたビット・レート及びパ
ケットの長さに基づいて割り当てられる。サービス・タ
グはアウトバウンド・パケットの順序付きキューを生成
するために使用される。（クラス及びサービス・タグに
より適当に同定される）パケットはこれらの特定のクラ
ス・キューに経路指定される。コントロールとして同定
されるパケットは、コントロール・クラス・キュー６２
５内で待ち行列に入れられる。ＣＩＲクラスとして同定
されるパケットは、ＣＩＲクラス・キュー６３０内で待
ち行列に入れられる。また、最善クラスとして同定され
るパケットは、最善クラス・キュー６２０内で待ち行列
に入れられる。
はパケット分類器６０５に入力される。パケット分類器
６０５はユーザにより着信パケットを分類又は同定し、
そして、これらを適当なユーザ・キューに割り当てる。
（例えば、ユーザ１からのパケットはユーザ１に関する
キューに割り当てられる。図６では６１０−１で示され
るキューである。）各ユーザ・キューはユーザ分類の後
に、パケットを格納する。各ユーザはユーザ１のキュー
６１０−１により図示されているように、３種類のトラ
フィックを有することができる。特に、コントロール
（ＣＴＬ）、ＣＩＲ及びＢＥを有することができる。ユ
ーザ・キューが満杯の場合、過剰量のパケットは廃棄さ
れる。各タグ付け要素（例えば、ＷＦＱタグ付け要素６
１５−１）は、その各ユーザ・キュー（例えば、ユーザ
１のキュー６１０−１）についてサービス・タグを割り
当てる。前記のように、ＳＣＦＱアルゴリズムを使用し
サービス・タグを割り当てる。ＳＣＦＱのインスタンス
が各クラスについて初期化される。これらのサービス・
タグは、ユーザに割り当てられたビット・レート及びパ
ケットの長さに基づいて割り当てられる。サービス・タ
グはアウトバウンド・パケットの順序付きキューを生成
するために使用される。（クラス及びサービス・タグに
より適当に同定される）パケットはこれらの特定のクラ
ス・キューに経路指定される。コントロールとして同定
されるパケットは、コントロール・クラス・キュー６２
５内で待ち行列に入れられる。ＣＩＲクラスとして同定
されるパケットは、ＣＩＲクラス・キュー６３０内で待
ち行列に入れられる。また、最善クラスとして同定され
るパケットは、最善クラス・キュー６２０内で待ち行列
に入れられる。
【００２９】コントロール・クラス・キュー６２５はベ
アラ平面内に送信されるコントロール・パケット用に使
用される。このようなパケットの一例はＰＰＰ（２地点
間プロトコル）コントロール・パケットである。全ての
ユーザが接続されると、ユーザは、たとえ高負荷状態で
あっても、ＰＰＰ折衝が成功裏に終わることを保証する
ために、このキューを介して少量のパケットを送受信す
ることができる。ＰＰＰ折衝段階において、全てのＣＩ
Ｒクラス・ユーザは同じ重みが割り当てられる。全ての
最善クラス・ユーザも同じ速度が割り当てられる。ＰＰ
Ｐ折衝中に、ＣＩＲユーザに最善ユーザよりも高い優先
度を与えるために、ＣＩＲクラスの重みは最善クラスの
重みよりも高い。ＣＩＲクラス・キュー６３０内のパケ
ットはサービス・タグ値の順に待ち行列に入れられる。
同様に、最善クラス・キュー６２０内のパケットも、サ
ービス・タグ値の順に待ち行列に入れられる。ＷＦＱス
ケジューラー６３５は、各クラスに割り当てられたリン
ク帯域幅の画分に基づいて、又はクラス間の絶対優先度
（例えば、コントロール・パケットの優先度はＣＩＲパ
ケットよりも高く、ＣＩＲパケットの優先度はＢＥパケ
ットの優先度よりも高い）に基づいて、３種類のクラス
・キューからパケットを伝送する。前記のように、重み
付き公平キューイングはこの機能のために使用される。
これは、各クラスが、リンクの利用可能な帯域幅の公平
な占有率を獲得することを保証する。
アラ平面内に送信されるコントロール・パケット用に使
用される。このようなパケットの一例はＰＰＰ（２地点
間プロトコル）コントロール・パケットである。全ての
ユーザが接続されると、ユーザは、たとえ高負荷状態で
あっても、ＰＰＰ折衝が成功裏に終わることを保証する
ために、このキューを介して少量のパケットを送受信す
ることができる。ＰＰＰ折衝段階において、全てのＣＩ
Ｒクラス・ユーザは同じ重みが割り当てられる。全ての
最善クラス・ユーザも同じ速度が割り当てられる。ＰＰ
Ｐ折衝中に、ＣＩＲユーザに最善ユーザよりも高い優先
度を与えるために、ＣＩＲクラスの重みは最善クラスの
重みよりも高い。ＣＩＲクラス・キュー６３０内のパケ
ットはサービス・タグ値の順に待ち行列に入れられる。
同様に、最善クラス・キュー６２０内のパケットも、サ
ービス・タグ値の順に待ち行列に入れられる。ＷＦＱス
ケジューラー６３５は、各クラスに割り当てられたリン
ク帯域幅の画分に基づいて、又はクラス間の絶対優先度
（例えば、コントロール・パケットの優先度はＣＩＲパ
ケットよりも高く、ＣＩＲパケットの優先度はＢＥパケ
ットの優先度よりも高い）に基づいて、３種類のクラス
・キューからパケットを伝送する。前記のように、重み
付き公平キューイングはこの機能のために使用される。
これは、各クラスが、リンクの利用可能な帯域幅の公平
な占有率を獲得することを保証する。
【００３０】パケット・シェーパー６４０は、物理リン
クによる最大データ伝送速度を制限するために、前記の
ようなバック・エンド・ピークレート・パケット整形機
能を実行する。これにより、異なるタイプのトラフィッ
ク（Ｐoutputにより示される）は物理リンクを共有する
ことができる。例えば、ネットワーク管理及びベアラ・
トラフィック間のフレーム・リレーＰＶＣを共有するこ
とができる。
クによる最大データ伝送速度を制限するために、前記の
ようなバック・エンド・ピークレート・パケット整形機
能を実行する。これにより、異なるタイプのトラフィッ
ク（Ｐoutputにより示される）は物理リンクを共有する
ことができる。例えば、ネットワーク管理及びベアラ・
トラフィック間のフレーム・リレーＰＶＣを共有するこ
とができる。
【００３１】図６のトラフィック管理システムは図３に
示された無線インターネット・アクセス・ネットワーク
に応用することができる。例えば、ダウンリンク方向で
は、トラフィック管理システム６００は無線ハブ（例え
ば、図３の基地局３１５のＷＨ）内に存在する。この実
施態様では、ＷＨは４個のトラフィック管理システムか
ら構成されており、このトラフィック管理システムは基
地局３１５の各ＡＰに対応する。ＷＨが特定のユーザ
（例えば、ユーザＰＣ３０５−１に関連するユーザ）へ
伝送するパケットを有する場合、ＷＨは、パケットをＡ
Ｐ1へ送信する前に、図２に示された方法を実行する。
その後、パケットを先入れ・先出し（ＦＩＦＯ）方式で
無線エンドポイントへ伝送する。
示された無線インターネット・アクセス・ネットワーク
に応用することができる。例えば、ダウンリンク方向で
は、トラフィック管理システム６００は無線ハブ（例え
ば、図３の基地局３１５のＷＨ）内に存在する。この実
施態様では、ＷＨは４個のトラフィック管理システムか
ら構成されており、このトラフィック管理システムは基
地局３１５の各ＡＰに対応する。ＷＨが特定のユーザ
（例えば、ユーザＰＣ３０５−１に関連するユーザ）へ
伝送するパケットを有する場合、ＷＨは、パケットをＡ
Ｐ1へ送信する前に、図２に示された方法を実行する。
その後、パケットを先入れ・先出し（ＦＩＦＯ）方式で
無線エンドポイントへ伝送する。
【００３２】同様に、アップリンク方向では、トラフィ
ック管理システム６００の例証的な実施態様を図７に示
す。各フロント・エンド・ピークレート・トラフィック
・シェーパーはユーザの特定の装置（例えば、無線モデ
ム６１０−１〜６１０−Ｎ）に付属される。（別法とし
て、パケット・シェーパーはユーザのＰＣ（図示されて
いない）の一部であることもできる。）図１について説
明したように、各無線モデムはユーザ・パケット・フロ
ー（図示されていない）を受信する。この実施態様で
は、各ベアラ・トラフィック・クラス（例えば、ＣＩＲ
及び最善クラス）についてパケット整形機能が存在す
る。（コントロール・クラス・データは各無線モデムに
より内部的に生成されるものと仮定する。）多数のクラ
スをサポートするために、ＭＡＣは改変されなければな
らない。（このような改変は簡単であり、本明細書では
特に詳述しない。）前記のように、（各無線モデムの）
各フロント・エンド・ピークレート・パケット・シェー
パーはトラフィックを整形し、これらの各受信ポイント
（例えば、ＡＰ1）からの伝送ポールを受信すると、ア
ップリンク・チャネル（例えば、アップリンク・チャネ
ル６１１）を介して、各パケット・フローＰiを、これ
らの各アクセス・ポイント（例えば、ＡＰ1）へ伝送す
る。
ック管理システム６００の例証的な実施態様を図７に示
す。各フロント・エンド・ピークレート・トラフィック
・シェーパーはユーザの特定の装置（例えば、無線モデ
ム６１０−１〜６１０−Ｎ）に付属される。（別法とし
て、パケット・シェーパーはユーザのＰＣ（図示されて
いない）の一部であることもできる。）図１について説
明したように、各無線モデムはユーザ・パケット・フロ
ー（図示されていない）を受信する。この実施態様で
は、各ベアラ・トラフィック・クラス（例えば、ＣＩＲ
及び最善クラス）についてパケット整形機能が存在す
る。（コントロール・クラス・データは各無線モデムに
より内部的に生成されるものと仮定する。）多数のクラ
スをサポートするために、ＭＡＣは改変されなければな
らない。（このような改変は簡単であり、本明細書では
特に詳述しない。）前記のように、（各無線モデムの）
各フロント・エンド・ピークレート・パケット・シェー
パーはトラフィックを整形し、これらの各受信ポイント
（例えば、ＡＰ1）からの伝送ポールを受信すると、ア
ップリンク・チャネル（例えば、アップリンク・チャネ
ル６１１）を介して、各パケット・フローＰiを、これ
らの各アクセス・ポイント（例えば、ＡＰ1）へ伝送す
る。
【００３３】この実施態様では、アップリンク・トラフ
ィックの各クラスは、各キュー内で伝送を待機する。前
記のように、最高優先度のサービス・クラスはコントロ
ール・メッセージについて使用される。（このような伝
送待機パケットは各無線モデムのコントロールキュー内
に格納される。）次に高い優先度のサービス・クラスは
預託情報速度サービスをサポートするために使用され
る。（このような伝送待機パケットは各無線モデムの高
優先度ベアラ・データ・キュー内に格納される。）最低
優先度のサービス・クラスは最善ユーザをサポートする
ために使用される。（このような伝送待機パケットは各
無線モデムの低優先度ベアラ・データ・キュー内に格納
される。）アップリンク方向へデータを伝送することの
許可を取り付けている間に、各無線モデムは、各サービ
ス・レベルに属するそのキュー内のバイト（又はパケッ
ト）の数を、その各ＡＰへ通知する。各ＡＰは重み付き
スケジューラーを実装している。この重み付きスケジュ
ーラーは、各ＷＭが伝送しなければならないアップリン
ク・データ及び各クラスのトラフィックに割り当てられ
た重みに基づいて、無線モデムへ伝送許可を割り当て
る。この実施態様では、コントロール・データはＣＩＲ
データよりも高く、ＣＩＲデータは最善データよりも高
い。各ＡＰはＦＩＦＯ順に、無線ハブ（ＷＨ）の前記ト
ラフィック管理システム６００に全てのパケットを伝送
する。（ＡＰは伝送パケットに高優先度を与えることも
できる。）
ィックの各クラスは、各キュー内で伝送を待機する。前
記のように、最高優先度のサービス・クラスはコントロ
ール・メッセージについて使用される。（このような伝
送待機パケットは各無線モデムのコントロールキュー内
に格納される。）次に高い優先度のサービス・クラスは
預託情報速度サービスをサポートするために使用され
る。（このような伝送待機パケットは各無線モデムの高
優先度ベアラ・データ・キュー内に格納される。）最低
優先度のサービス・クラスは最善ユーザをサポートする
ために使用される。（このような伝送待機パケットは各
無線モデムの低優先度ベアラ・データ・キュー内に格納
される。）アップリンク方向へデータを伝送することの
許可を取り付けている間に、各無線モデムは、各サービ
ス・レベルに属するそのキュー内のバイト（又はパケッ
ト）の数を、その各ＡＰへ通知する。各ＡＰは重み付き
スケジューラーを実装している。この重み付きスケジュ
ーラーは、各ＷＭが伝送しなければならないアップリン
ク・データ及び各クラスのトラフィックに割り当てられ
た重みに基づいて、無線モデムへ伝送許可を割り当て
る。この実施態様では、コントロール・データはＣＩＲ
データよりも高く、ＣＩＲデータは最善データよりも高
い。各ＡＰはＦＩＦＯ順に、無線ハブ（ＷＨ）の前記ト
ラフィック管理システム６００に全てのパケットを伝送
する。（ＡＰは伝送パケットに高優先度を与えることも
できる。）
【００３４】図８は、本発明により使用される代表的な
パケット・サーバの高レベルブロック図である。パケッ
ト・サーバ８０５は蓄積プログラム制御方式のプロセッ
サ・アーキテクチャであり、プロセッサ８５０、メモリ
８６０（例えば、図２などに示された前記の方法を実行
するためのプログラム命令及びデータの格納用メモリ）
及びパス８６６で示されるような１個以上の通信パスに
結合するための通信インターフェース８６５を有する。
パケット・サーバの高レベルブロック図である。パケッ
ト・サーバ８０５は蓄積プログラム制御方式のプロセッ
サ・アーキテクチャであり、プロセッサ８５０、メモリ
８６０（例えば、図２などに示された前記の方法を実行
するためのプログラム命令及びデータの格納用メモリ）
及びパス８６６で示されるような１個以上の通信パスに
結合するための通信インターフェース８６５を有する。
【００３５】前記のトラフィック管理システムは、仮想
リース・ライン・サービスをユーザ（別名「エンド・ユ
ーザ」とも呼ばれる）に提供するために使用される。特
に、各ユーザは、特定の平均及びピーク帯域幅を保証す
るサービスを購入することができる。なぜなら、前記の
トラフィック管理システムはピーク速度整形及び平均帯
域幅保証の両方を提供するからである。
リース・ライン・サービスをユーザ（別名「エンド・ユ
ーザ」とも呼ばれる）に提供するために使用される。特
に、各ユーザは、特定の平均及びピーク帯域幅を保証す
るサービスを購入することができる。なぜなら、前記の
トラフィック管理システムはピーク速度整形及び平均帯
域幅保証の両方を提供するからである。
【００３６】無線システムについて説明してきたが、本
発明はＱｏＳが問題となる全てのシステム（例えば、有
線システムなど）に対しても応用可能である。同様に、
半二重ＭＡＣ層について説明してきたが、全二重ＭＡＣ
層に対しても応用可能である。
発明はＱｏＳが問題となる全てのシステム（例えば、有
線システムなど）に対しても応用可能である。同様に、
半二重ＭＡＣ層について説明してきたが、全二重ＭＡＣ
層に対しても応用可能である。
【００３７】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
パケット通信システムにおける“サービスの質（Ｑｏ
Ｓ）”を保証するトラフィック管理システムが得られ
る。
パケット通信システムにおける“サービスの質（Ｑｏ
Ｓ）”を保証するトラフィック管理システムが得られ
る。
【図１】本発明によるトラフィック管理システムの一例
のブロック図である。
のブロック図である。
【図２】本発明によるバック・エンド・ピークレート・
シェーパーで使用する方法の一例の流れ図である。
シェーパーで使用する方法の一例の流れ図である。
【図３】本発明を実施する無線インターネット・アクセ
ス・ネットワークの部分的ブロック図である。
ス・ネットワークの部分的ブロック図である。
【図４】本発明によるトラフィック管理システムのアッ
プリンク実施態様の一例のブロック図である。
プリンク実施態様の一例のブロック図である。
【図５】本発明によるトラフィック管理システムのアッ
プリンク実施態様の別の例のブロック図である。
プリンク実施態様の別の例のブロック図である。
【図６】本発明によるトラフィック管理システムの他の
実施態様のブロック図である。
実施態様のブロック図である。
【図７】本発明によるトラフィック管理システムの別の
実施態様のブロック図である。
実施態様のブロック図である。
【図８】本発明により使用するためのパケット・サーバ
の一例の高レベルブロック図である。
の一例の高レベルブロック図である。
１００ トラフィック管理システム １０５ フロント・エンド・ピークレート・パケット・
シェーパー １２０ 重み付き公平キューイング（ＷＦＱ）スケジュ
ーラー １３０ バック・エンド・ピークレート・パケット・シ
ェーパー ３００ 無線インターネット・アクセス・システム ３０５ ユーザＰＣ ３１０ 無線モデム ３１５ 基地局無線ＰＯＰ ３３０ データ交換局（ＤＳＣ） ３３５ ルータ／ファイアウォール ６００ トラフィック管理システム ６０５ パケット分類器 ６１０ ユーザ・キュー ６１５ ＷＦＱタグ付け要素 ６２０ 最善クラス・キュー ６２５ コントロール・クラス・キュー ６３０ ＣＩＲクラス・キュー ６３０ ＷＦＱスケジューラー ６４０ パケット・シェーパー ８０５ パケット・サーバ ８５０ プロセッサ ８６０ メモリ ８６５ 通信インターフェース
シェーパー １２０ 重み付き公平キューイング（ＷＦＱ）スケジュ
ーラー １３０ バック・エンド・ピークレート・パケット・シ
ェーパー ３００ 無線インターネット・アクセス・システム ３０５ ユーザＰＣ ３１０ 無線モデム ３１５ 基地局無線ＰＯＰ ３３０ データ交換局（ＤＳＣ） ３３５ ルータ／ファイアウォール ６００ トラフィック管理システム ６０５ パケット分類器 ６１０ ユーザ・キュー ６１５ ＷＦＱタグ付け要素 ６２０ 最善クラス・キュー ６２５ コントロール・クラス・キュー ６３０ ＣＩＲクラス・キュー ６３０ ＷＦＱスケジューラー ６４０ パケット・シェーパー ８０５ パケット・サーバ ８５０ プロセッサ ８６０ メモリ ８６５ 通信インターフェース
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 596077259 600 Ｍｏｕｎｔａｉｎ Ａｖｅｎｕｅ, Ｍｕｒｒａｙ Ｈｉｌｌ， Ｎｅｗ Ｊｅ ｒｓｅｙ 07974−0636Ｕ．Ｓ．Ａ. (72)発明者 サントッシュ ピー アブラハム アメリカ合衆国、08832 ニュージャージ ー、キースベイ、サニービュー オバル 208 (72)発明者 ムーイ チュー チュア アメリカ合衆国、07746 ニュージャージ ー、マルボロ、スカイラーク コート １ (72)発明者 ジャン チュ ホー アメリカ合衆国、07920 ニュージャージ ー、バスキング リッジ、ウェリントン ドライブ 18 (72)発明者 ガーリシュ ライ アメリカ合衆国、60103 イリノイ、バー トレット、レディ スミス ロード 523
Claims (4)
- 【請求項１】 (a)パケット分類器と、 (b)複数のユーザ・キューと、 各ユーザ・キューは、前記パケット分類器により同定さ
れたパケットを、各ユーザに関連するものとして格納す
る、 (c)複数のパケットタグ付け要素と、 各タグ付け要素は前記ユーザ・キューのうちの一つに付
属され、各タグ付け要素は、該パケットに関連されるユ
ーザ・キュー内に格納されたパケットにサービス・タグ
を付ける、 (d)サービス・タグが付けられたパケットをパケット・
クラスに応じて更に分離するための多数のクラス・キュ
ーと、 (e)前記クラス・キュー内で待ち行列に入れられたパケ
ットを処理するための重み付き公平キューイング・スケ
ジューラーと、 該処理はパケット・クラス及びサービス・タグの関数で
ある、 (f)通信チャネルを介して伝送するために前記重み付き
公平キューイング・スケジューラーにより提供された処
理済パケットを整形するためのバック・エンド・パケッ
ト・シェーパーと、からなることを特徴とするパケット
・システム内で使用するためのトラフィック管理システ
ム。 - 【請求項２】 (A)基地局へ伝送する多数の無線エンド
ポイントの各々からのパケット・フローを整形するステ
ップと、 (B)前記多数の無線エンドポイントの各々からの整形済
パケット・フローを重み付き公平キューイング・スケジ
ューラーにより処理するステップと、 (C)出力パケット・フローを供給するために処理済パケ
ット・フローを更に整形するステップと、からなること
を特徴とするパケット・システムで使用する方法。 - 【請求項３】 少なくとも一つの無線エンドポイントは
無線モデムを備え、前記整形ステップは無線モデム内の
少なくとも一つのパケット・フローを整形するステップ
を包含する、ことを特徴とする請求項２に記載の方法。 - 【請求項４】 前記少なくとも一つの無線エンドポイン
トはデータ端末装置を備え、前記整形ステップはデータ
端末装置内の少なくとも一つのパケット・フローを整形
するステップを包含する、ことを特徴とする請求項２に
記載の方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US50039000A | 2000-02-08 | 2000-02-08 | |
| US09/500390 | 2000-02-08 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2001244990A true JP2001244990A (ja) | 2001-09-07 |
| JP4700201B2 JP4700201B2 (ja) | 2011-06-15 |
Family
ID=23989206
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001029553A Expired - Fee Related JP4700201B2 (ja) | 2000-02-08 | 2001-02-06 | トラフィック管理システム |
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| Country | Link |
|---|---|
| EP (1) | EP1124356B1 (ja) |
| JP (1) | JP4700201B2 (ja) |
| CA (1) | CA2330085C (ja) |
| DE (1) | DE60003518T2 (ja) |
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