JP2008541554A - データネットワークにおいてリソースのオーバーブッキングを防止するための方法、システムおよび帯域幅マネージャ - Google Patents

Abstract

この発明は、実行されるリソース予約についての知識を有しかつ複数のレベルにおいて階層的に接続された複数の帯域幅マネージャ（Bandwidth Manager）ＢＭエンティティを備えるクライアントに対応するよう適合された帯域幅マネージャシステム（３００）に接続可能な帯域幅マネージャＢＭエンティティに関し、１つ以上のＢＭは各レベルに位置する。ＢＭエンティティは、上記ＢＭエンティティのレベルよりも高いレベルに位置するＢＭエンティティの状態を同期させるための手段を備え、より高いレベルの少なくとも２つのＢＭエンティティはワーカである。

Description

発明の分野
この発明は、データネットワークにおける方法および構成に関する。特に、この発明は、データネットワークにおいてネットワークリソースのオーバーブッキングを防止する帯域幅マネージャ（Bandwidth Manager）（ＢＭ）システム、ＢＭおよび方法に関する。

背景
現在のネットワーキングの動向は、ＩＰベースのデータネットワークにおけるワイヤードユニットおよびワイヤレスユニットに「全面的に（all the way）インターネットプロトコル（Internet Protocol）（ＩＰ）」を与えることである。目的には、インフラストラクチャの単純化、幅広い範囲のアプリケーションのサポートおよび通信サービスに関する多様なユーザの要望への対処が含まれる。これらの目的を満たすためには、ＩＰネットワーク内でサービスの差別化および動的な帯域幅管理を提供するスケーラブルでかつ信頼性のあるソリューションが必要である。

ＩＰは最初から一般的な通信ソリューションであるように設計されていた。現在、ＩＰ技術は、安価であり、かつ、伝統的なデータアプリケーションおよび遅延に敏感なリアルタイムのデータアプリケーションの両方をサポートするのに適切であると認識されている。期待されるサービスをリアルタイムのアプリケーションに提供するために、論理的に（および物理的に）別個のＩＰネットワークが使用される。

各ＩＰネットワークは、帯域幅要件がかなり予測可能である敏感なアプリケーションのサブセット（たとえばＩＰテレフォニ）のみに役立つ。アプリケーションの範囲を制限することによって、総帯域幅需要を予測できる。これによって、垂直に最適化されたネットワーク用に使用されるのと同一のトラフィックモデルを使用して、ネットワークを必要な大きさにすることが可能である。ＩＰ技術における動的なサービスプロビジョニングへのサポートを必要とすることなく、安価なＩＰ機器の利点が得られる。

現在、ネットワークオペレータは、いくつかの並列ネットワークを維持するオーバーヘッドコストの削減を目指している。１つの現在の動向は、さまざまなネットワークサービス需要を有するすべての種類のアプリケーションを、同一の論理的なＩＰネットワーク（すなわち次世代マルチサービスネットワーク）の中で、実行させることによってインフラストラクチャを単純化することである。これは、ＩＰネットワークにおけるアプリケーションの異質性が増大しつつあることを意味する。

研究および標準化団体では、ＱｏＳサポートの発展は、（垂直ネットワークで使用されるソリューションにいくらか類似している）インターネットの信号化ソリューションを提供することから、現在ではよりステートレスな（stateless）ソリューションが好ましいと認識することへと進んできた。

ルータにおいてフローごとのＱｏＳ管理を使用するソリューションのスケーラビリティの問題は、ＩＥＴＦによって規定される差別化されたサービスアーキテクチャをもたらした。このアーキテクチャの目的は、ルータにおいてフローごとの状態を必要とすることなくスケーラブルなＱｏＳサポートを提供することである。基本的な考え方は、ＩＰパケットヘッダが（DiffServフィールドとして公知の）小さなラベルを含み、パケットがルータ
によって与えられるべきである処理（ホップごとの振舞い）をこの小さなラベルが識別するというものである。その結果、コアルータはいくつかの転送クラスで構成され、ラベルはこれらのクラスにパケットをマップするために使用される。このアーキテクチャは、意図されたサービスが確実に提供されるようにネットワークの境界でパケットマーカおよびポリシング機能に頼る。

差別化されたサービスの１つの利点は、モデルが、インターネットを成功させる有利な特性を保つことである。このモデルは、さまざまな種類の相互接続された物理的なネットワークを通じたスケーラブルでかつステートレスな転送をサポートする。しかしながら、標準的なモデルは、ルータにおける差別化された転送に限定され、したがって予測可能なサービスをエンドユーザに提供することには課題がある。

（ベストエフォートサービスよりは比較的よいが、トラフィックが送られる場所およびその時点で他のものによって生じるロードに依存する）定性的なサービスは、ルータにおけるDiffServサポート、および半静的なアドミッション制御ならびにサービスプロビジョニングのための帯域幅管理メカニズムのみに頼ることによって提供され得る。

定量的な（最小期待）サービスを提供するためには、リソースは、帯域幅管理メカニズムによって動的に管理されなければならず、関係するサービスを提供するのに十分なリソースがネットワークに確実に存在するように動的なアドミッション制御を伴わなければならない。

動的なアドミッション制御を行なうエンティティ（entity）は、この明細書では帯域幅マネージャ（ＢＭ）と呼ばれる。ＢＭは、利用可能なネットワークリソースを追跡するよう適合され、クライアントからの入ってくるリソース予約要求に対してアドミッション制御を行なう。帯域幅マネージャに対するクライアントは典型的には、伝統的なテレフォニサービスならびにビデオ・オン・デマンド、ビデオテレフォニおよびゲームなどのサービスを提供するさまざまなブロードバンドアプリケーションフレームワークをエミュレートするコールサーバである。これらのクライアントは一般にアプリケーションフレームワーク（application framework）（ＡＦ）と称され、ＡＦという用語はこの明細書ではＢＭに対するクライアントを表わすためにも使用される。

アプリケーションフレームワークからＢＭへの予約要求は典型的には、必要な帯域幅の量、期待される転送品質の記述、およびＩＰアドレスの形態でのターゲットデータストリームについてのエンドポイント識別子を含む。このような要求は、予約の開始および停止時間などの追加の引数も含み得る。

アドミッション制御を行なうために、ＢＭは以前に許可されたリソース予約の履歴を格納する。ＢＭは、利用可能なリソースの総量、以前の予約によって現在予約されている量、および新しいリソース要求において要求されるリソースの量に基づいて、新しいリソース要求を許可する決定を下す。

ＢＭは、アクセスドメインおよびコアドメインの両方において正確なリソース制御を与えるべきである。正確なリソース制御には、ネットワークにおける個々の競合ポイントでリソースを制御するために、ＢＭが必要である。ネットワークにおける競合ポイントとは、複数のデータストリームが転送容量を共有するポイントである。例には、出力ネットワークインターフェイス、ＭＰＬＳネットワークにおけるトンネルヘッドおよびＡＴＭネットワークにおけるＶＣ／ＣＰの入口が含まれる。

ＢＭシステムは、複数のネットワークドメインを含み得る大型のデータネットワークに配備されるときには、性能、スケーラビリティおよび信頼性の理由で分散させる必要がある。これは、ＢＭインスタンスが１組のハードウェアプラットフォーム上で分散され得ることを意味する。これらのインスタンスは、異なるネットワークドメインにおけるリソース予約サービスがＢＭシステムによってカバーされる状態でＡＦに役立つように通信しなければならない。１組のＢＭインスタンスが、分散したＢＭシステムにいかに配置され得るかについて例を記載する。図１は、複数のＡＦ１００ａ〜ｆを備えるＢＭの配備を示す。ＡＦ１００ａ、ｂは最上部レベルのＢＭ１０２ａに接続され、ＡＦ１００ｃ、ｄは最上部レベル１０２ｂに接続され、ＡＦ１００ｅ、ｆは最上部レベル１０２ｃに接続される。最上部レベルのＢＭはさらにサブネットワークＢＭ１０４ａ〜ｃに接続される。図１に示す例は、アクセスドメイン１０６、１０８、１１０、バックホールドメイン１１２、コアドメイン１１６および相互接続ドメイン１２０における帯域幅管理をカバーする。アクセスネットワークは、加入者宅内機器（Customer Premises Equipment）（ＣＰＥ）１０８およびエンドターミナル１０６を備える。バックホールネットワーク１１２およびコアネットワーク１１６は、１１８で表わされるＩＰエッジを介して接続されるコアネットワーク１１６および相互接続ネットワーク１２０と同様に、ＩＰエッジ１１４を介して接続される。

図１に示すように階層的な態様でＢＭ（インスタンス）の大きさを決めることができ、それによって、階層における各レベルのＢＭは下位レベルのＢＭからリソースを予約する。下位レベルのＢＭは、ネットワークの異なるサブドメインを担当する。このようなＢＭは、サブネットワークＢＭと称され、Ｓ−ＢＭと表わされる。最上部レベルのＢＭは、セッションが交差するサブネットワーク、したがってリソースについて照会されなければならないサブネットワークＢＭを識別することを担当する。図２は図１と同様のＢＭの配備を示すが、サブネットワークＢＭは矢印２０２および２０４によって示すように隣接するピアドメインにおける別のＢＭからリソースを要求できる点が異なっている。

分散したＢＭシステムには、階層の中の層にわたっておよびピア間で正しいＢＭを自動的に見つけるためのメカニズムが設けられる。それによって、ＡＦは下にあるネットワークトポロジーを理解する必要がない。適切なＢＭを見つけることは、「ソース探索」ＢＭを使用することによって達成される。このようなＢＭは、開始しているＢＭから要求を取得し、予約の実行を担当するＢＭにこれらの要求を転送する。

階層モデルでは、複数の最上部レベルのＢＭはＡＦと対話する。各ＡＦは、高レベルのルーティングおよび分散機能を与え、データストリームが横断しなければならないサブネットワークホップを識別する、指定された最上部レベルのＢＭを有することができる。次いで、最上部レベルのＢＭは、個々のネットワークにおいてリソースの予約を担当するサブネットワークＢＭに要求を渡す。

最上部レベルのＢＭのトポロジーモデルおよびルーティング機能のために、予約、発信アクセス、コア、終端アクセスのすべてのホップは最上部レベルのＢＭから派生し得る。いずれのアーキテクチャにも、複数の最上部レベルのＢＭが存在し得る。なぜなら、他のものの予約の状態を理解する必要がある最上部レベルのＢＭは１つもないためである。

最上部レベルのＢＭの下には、下にあるネットワークリソースに予約要求をマップする複数のサブネットワーク帯域幅マネージャが設けられる。これらのＢＭは複数の最上部レベルのＢＭから予約要求を取得し、ネットワークリソースの占有に基づいてコールアドミッション制御（Call Admission Control）（ＣＡＣ）を行なう。

階層的に分散したＢＭアーキテクチャは二次元で大きさが決まる。
予約要求ロードのスケーリングは、複数の最上部レベルのＢＭを配備することによって得られる。個々のセッション／コールについての帯域幅は最上部レベルのＢＭから要求され、最上部レベルのＢＭは、帯域幅集合体を要求する（予め割当てる）ために下位レベルのＢＭと対話することによって、ドメインの中で集合体リソースを共有する。任意の大型のトポロジーへのスケーリングは、ドメイン内で異なるトポロジーのサブドメインを担当するいくつかのＢＭを底部層に配備することによって得られる。

ＢＭは、隣接する（ピアリング）サブドメインにおけるＢＭでリソースを割当てる（集約する）ように構成されてもよく、さらなるスケール次元が達成される。図２に示すようにピアリングと階層モデルを組合せることによって、各最上部レベルのＢＭはサブドメインの各ＢＭと対話する必要がなくなる。これによって事実上より多くのレベルを階層に加えることになる。

ピアリングモデルでは、セッションについての正確な「ソース」ＢＭが識別されなければならない。なぜなら、そのＢＭはピアＢＭへのいずれの要求も開始させることを担当しているためである。帯域幅管理層のネットワークトポロジーをＡＦ層に対して隠すために、予約ごとのソースＢＭが具体的にどこに位置するかをＡＦは知る必要がない。ＡＦは任意のＢＭへの要求を開始させる必要があるのみであり、要求はソース探索ＢＭプロセスを介してソースＢＭに転送されることになり、そのためリソースの要求の通常のプロセスを開始できる。

以前のセクションに記載した例示的なシステムアーキテクチャでは、最上部レベルのＢＭは、ＡＦに提供され得る集合体大容量リソースを割当てるために、他のＢＭと直接的にまたは間接的に通信する必要がある。大容量リソースは、図１に示すように階層状に配置されたＢＭ間に、または図２に示すようにピアリングＢＭ間に割当てられる必要もあり得る。当然のことながら、ＢＭは近い将来に必要ではない大容量リソースを戻す必要もある。大容量リソースを割当てることに関わる一連のＢＭは、階層状にまたはピアとして配置された２つ以上のＢＭを含み得ることに注目されたい。所与のＢＭによってなされる大容量リソースの予約は、ＢＭによって維持される予約の集合体のために割当てられるリソースの量である。このような大容量の予約は、将来の予約要求の到着の準備をすることに先立って、または予約がＢＭにおいて要求されたときにすぐに、ＢＭによってなされ得る。

予約の集合体のために大容量のリソースを割当てることによって、最上部レベルのＢＭはアプリケーションフレームワークによってなされた予約要求をすぐに付与できる。これは魅力的である。なぜなら、それによってシステムがこのような要求への短い応答時間を提供できるためである。

大容量リソースは、個々の競合ポイントのために、ネットワークドメインを通る個々の経路のために、またはネットワークドメインのためにＢＭ間に割当てられることができる。競合ポイント、経路およびネットワークはすべて、リソースを割当てることができるオブジェクトとして表わされることができる。このようなオブジェクトはこの明細書ではリソースオブジェクトと称される。

分散したＢＭシステムは異なる障害許容力（resilience）戦略を実現できる。障害許容力とは、故障に対する保護、すなわち異なる故障状況から回復する能力を意味する。

スタンバイＢＭインスタンスは、リソースオブジェクトとして表わされるネットワークリソースに関する最新の情報を保存することができ（ホットスタンバイ）、または起動したときにこのような情報を取得する必要があり得る（ウォームスタンバイ）。実行してい
るＢＭインスタンスを持たないスタンバイノードは一般にコールドスタンバイと称される。

ホットスタンバイＢＭは、ホットに保たれているネットワークリソースに関する情報に加えて、バックアップされるワーカのために予約状態を維持でき、またはこのような情報がフェイルオーバーにおけるスタンバイにロードされることに頼ることができる。予約状態に関する情報は監査を通じてロードされ得る。たとえば、図２および図１に示すシステムなどの階層的なＢＭシステムでは、起動されているホットＳ−ＢＭスタンバイは、バックアップしていたＳ−ＢＭの予約状態を再確立するために最上部レベルのＢＭを監査し得る。アクティブノードからスタンバイノードへのシームレスなフェイルオーバーを達成するために、リアルタイムの同期化がホットスタンバイに必要とされる。ワーカは、そのクライアントに対応することに現在アクティブであるインスタンスである。

階層的なＢＭシステムにおける同一レベルのＢＭは、すべてのまたは複数のＢＭがワーカであるように配置され得る。同一レベルの複数のワーカを有することが有利である。なぜなら、クライアントはワーカＢＭの任意のＢＭと接触する可能性があるためである。そしてワーカＢＭ間でロードを共有することが可能であり、クライアントはアクティブセッションの間もＢＭをシームレスに変更できる。１組のワーカにおけるすべてのＢＭは、上のレベルの他のＢＭ、または１組のＢＭが最上部レベルを構成するときにはリソースを要求する任意のＡＦにいつでも対応できるべきである。これは、確実にリソースがオーバーブッキングされないように、これらのＢＭにおいてなされるリソース予約がリアルタイムで同期されることを必要とする。オーバーブッキングとは、１つの要求に関するリソースが二度以上予約されることを暗に意味する。不利な点は、リアルタイムの同期化が連続的な接続性を必要とし、したがってこのようなシステムが接続性障害中は故障するということである。

したがって、リアルタイムの同期化に頼ることなく、１つ以上のレベルの少なくとも２つのＢＭをワーカとして配置させるＢＭシステムにおいてオーバーブッキングを防止できることが望ましいであろう。リアルタイムの同期化が回避されれば、ＢＭシステムは、ＢＭ間の接続性障害を含む故障シナリオにおいてオーバーブッキングから保護できる。

発明の概要
したがって、この発明の目的は、ＢＭ間の接続性障害中でさえオーバーブッキングを防止できる手段を提供することである。

この発明の目的は、請求項１のシステムによって、請求項１１の方法によって、請求項２０および２１のコンピュータプログラムプロダクトによって、ならびに請求項２２のシステムによって達成される。

好ましい実施例は従属請求項によって規定される。
第１の局面に従うと、この発明は、実行されるリソース予約についての知識を有しかつ複数のレベルにおいて階層的に接続された複数の帯域幅マネージャエンティティを備えるクライアントに対応するよう適合された帯域幅マネージャシステムに接続可能な帯域幅マネージャＢＭエンティティに関し、１つ以上のＢＭは各レベルに位置する。ＢＭエンティティは、上記ＢＭエンティティのレベルよりも高いレベルに位置するＢＭエンティティの状態を同期させるための手段を備え、より高いレベルの少なくとも２つのＢＭエンティティはワーカであり、ＢＭ間の接続性障害中でさえオーバーブッキングを防止することを可能にする。

第２の局面に従うと、この発明は、実行されるリソース予約についての知識を有しかつ複数のレベルにおいて階層的に接続された複数の帯域幅マネージャＢＭエンティティを備えるクライアントに対応するよう適合された帯域幅マネージャＢＭシステム（３００）に接続可能な帯域幅マネージャＢＭエンティティにおける方法に関し、１つ以上のＢＭは各レベルに位置する。この方法は、上記ＢＭエンティティのレベルよりも高いレベルに位置するＢＭエンティティの状態を同期させるステップを備え、より高いレベルの少なくとも２つのＢＭエンティティはワーカであり、ＢＭ間の接続性障害中でさえオーバーブッキングを防止することを可能にする。

第３の局面に従うと、この発明は、実行されるリソース予約についての知識を有しかつ複数のレベルにおいて階層的に接続された複数の帯域幅マネージャＢＭエンティティを備えるクライアントに対応するよう適合された帯域幅マネージャシステム（３００）に関し、１つ以上のＢＭは各レベルに位置する。ＢＭシステムは、より高いレベルに位置する上部ＢＭを代表して同期させるための手段を備え、より高いレベルの少なくとも２つのＢＭエンティティはワーカであり、ＢＭ間の接続性障害中でさえオーバーブッキングを防止することを可能にする。

第４の局面に従うと、この発明は、データネットワークにおけるルータまたはサーバ内のコンピュータの内部メモリに直接にロード可能なコンピュータプログラムプロダクトに関し、この方法のステップを実行するためのソフトウェアコード部分を備える。

第５の局面に従うと、この発明は、コンピュータによって使用可能な媒体に格納されたコンピュータプログラムプロダクトに関し、データネットワークにおけるルータまたはサーバ内のコンピュータにこの方法のステップの実行を制御させるための読取可能なプログラムを備える。

ＢＭ間にリアルタイムで転送される状態を同期させることは、ＢＭノードにおける転送リソース、処理容量およびメモリを消費する。したがって、この発明の利点は、同一レベルのＢＭ間でのリアルタイムの状態同期化を必要とするものと比較して、この発明がより低いコストでより強い障害許容力のソリューションを可能にすることである。

この発明のさらに他の利点は、故障後に帯域幅を回復するという問題が予約オフセットを導入することによって解決され、これによって、帯域幅のオーバーブッキングの危険を冒すことなく、予約状態が失われた大半の帯域幅をすぐに再使用できることである。帯域幅のオーバーブッキングを回避することは極めて重要である。なぜなら、そうでなければ転送品質に関する保証または確実性が妨げられることになるためである。

発明の詳細な説明
ここで、この発明について添付の図面を参照して以下でより十分に説明し、この発明の好ましい実施例を添付の図面に示す。しかしながら、この発明は、多くの異なる形態で実施されることができ、本明細書に説明する実施例に限定されるように解釈されるべきではない。むしろ、これらの実施例は、この開示が完璧かつ完全であり、この発明の範囲を当業者に十分に伝えるように提供される。図面では、同様の数字は同様の要素を指す。

第１の局面に従うこの発明は、複数のレベルにおいて階層的に接続された複数のＢＭを備えるＢＭシステムの一部であるよう適合された帯域幅マネージャ（ＢＭ）エンティティに関し、１つ以上のＢＭは各レベルに位置する。ＢＭは、典型的にはソフトウェア手段によって実現され、相互接続されたルータ１１０およびサーバを備える従来のデータネット
ワーク１００における従来のルータおよびサーバにおいて実現され得る。

このような従来のネットワークの一例は、ＩＰ／ＭＰＬＳバックボーン、ならびにたとえばＡＴＭスイッチングに基づくアクセスネットワーク、イーサネット（登録商標）スイッチングに基づく別のアクセスネットワークおよびＷＬＡＮ技術に基づく第３のアクセスネットワークを含むさまざまなリンク層交換技術に基づくいくつかのアクセスネットワークをオペレータが与えるマルチテクノロジネットワークである。さらに、ネットワークは、当業者によって公知の相互接続可能なルータ、サーバおよび他のネットワーク要素を備え得る。

この出願では、データネットワークは、たとえば非同期転送モード（Asynchronous Transfer Mode）（ＡＴＭネットワークおよびマルチプロトコルラベルスイッチング（Multiprotocol Label Switching）（ＭＰＬＳ）ネットワークと同様にネットワークを介してセットアップされているターゲット回路に関連付けられる識別子を使用してネットワークノードのネットワークインターフェイス間でデータユニットを転送する交換ネットワークとして、またはたとえばインターネットプロトコル（ＩＰ）ネットワークと同様に各ノードによってなされるローカルな次のホップの決定を可能にするグローバルアドレスを使用してネットワークノードのネットワークインターフェイス間でデータユニットを転送するデータグラムネットワークとして定義される。データユニットのサイズは、たとえばＡＴＭセルのように固定している場合もあれば、たとえばスイッチングのためにＭＰＬＳタグを転送または使用するデータグラムの宛先アドレスを使用するＩＰパケットのように可変である場合もある。

この発明に従う発明は、オーバーブッキングを防止するための手段を提供し、いくつかのＢＭがワーカであるレベルにおいて障害許容力のために必要なＢＭ間の同期化は、リアルタイムで行なわれる必要はない。

リアルタイムの同期化は必要ではない。なぜなら、この発明は、以前に実行されたリソース予約についての知識をクライアントが有することを利用するためである。その知識に基づいて、クライアントは以前に実行された予約に関連付けられるメッセージを送ることができる。メッセージは、この発明の実施例に従って同期化手順を管理するために使用されるオフセットを作成し、これについてはさらに以下で説明する。この同期化手順はリアルタイムで行なわれる必要はない。

同期化手順は、ＢＭワーカレベルの直接下のレベルまたはこのようなワーカレベルのいくつか下のレベルのＢＭによって行なわれる。図３は、ＡＦ３０２ａ〜ｅのためのリソースを管理するＢＭを備えるＢＭシステム３００を示す。ＡＦは、中間レベルのＢＭｄ〜ｅにさらに接続される最上部レベルのＢＭａ〜ｃに接続される。中間レベルのＢＭｄ〜ｅはさらにサブネットワークＢＭｆに接続される。示すように、図３では、中間レベルのＢＭ「ｄ」は、中間レベルのＢＭ「ｄ」および「ｅ」がすべてワーカでなければ、最上部レベルのＢＭ「ａ」、「ｂ」および「ｃ」のために状態を同期させることができる。サブネットワークＢＭ「ｆ」は、すべての他のＢＭのために状態を同期させることができる。上部ＢＭを代表して同期させることができるＢＭは、状態同期化ＢＭ（state synchronisation BM）（ＳＳ−ＢＭ）と称される。ＳＳ−ＢＭはＷＲ−ＢＭであるはずはなく、したがってその代わりに典型的にはスタンバイＢＭによってバックアップされる。

この発明は、（１）すべての予約が限られた存続時間を有することに基づいている。予約の存続時間はリフレッシュ間隔と称される。さらに、この発明は、（２）ＡＦおよびＢＭ（すなわち最上部レベルおよび中間レベルのＢＭ）が挿入および更新メッセージの中で完全な予約情報を与えると想定する。予約を要求するときに発行される第１のメッセージ
は挿入と称される一方で、既存の予約の存続時間を延長するメッセージは更新と称される。この発明の実施例に従って、除去メッセージが導入される。除去メッセージは、予約の存続時間がタイムアウトしたときに自動的に打ち切られる前に予約を事実上終了させることを可能にする。除去および更新メッセージは、上述のオフセットを作成する。

完全な予約情報の必須の部分は典型的には、要求されるリソースの量、予約のエンドポイント、および更新および除去の場合には、認証トークンをおそらく伴う予約ＩＤである。認証トークンは、メッセージが資格のあるユニットから送られることを保証するために使用される一種のコードである。このコードはメッセージの一部に接続され得る。認証トークンは、ＡＦまたは上部レベルのＢＭが信用できないときに必要とされる場合がある。追加の情報も含まれてもよい。概して、この概念は、ＢＭシステムにおいて状態の任意の形態を作成する、挿入時に与えられる同一の情報が更新および除去時にも与えられなければならないことを必要とする。

予約ＩＤは典型的には、挿入メッセージを受取るＢＭによって作成される。ＩＤは次いで、予約要求を付与する応答の一部として、挿入を発行するエンティティに戻される。拒否された予約要求に対する回答は予約ＩＤを含む必要はない。

上述のように、ＡＦ、最上部レベルのＢＭおよび中間レベルのＢＭは、複数のＢＭがワーカであるレベルからリソースを要求し得る。この明細書では、以後、このようなリクエスタを要求エンティティ（requesting entity）（ＲＥ）と称し、いくつかのＢＭがワーカであるレベルのＢＭを障害許容力のあるワーカＢＭ（worker resilient BM）（ＷＲ−ＢＭ）と称する。

（１）および（２）に基づいて、リソースのオーバーブッキングを防止するのに十分な状態同期化は、上述のように、本明細書において予約オフセットと称されるものを介して得られることができる。予約オフセットは直接にリソースオブジェクトに関連付けられる。この発明の実施例に従うＢＭは、このような予約オフセットを管理するよう適合される。

負の予約オフセットは、予約を確立したＲＥのためのＢＭにおいて期限切れになったが別のＢＭにおいて予約される可能性がある（すなわち、他のＢＭが予約を引継いだ可能性がある）リソース予約を追跡する。正の予約オフセットは、ＷＲ−ＢＭに戻されるかまたはＷＲ−ＢＭにおいて更新されるが同一レベルの別のＷＲ−ＢＭにおいて以前に予約されたリソースの量である。すなわち、予約を作成した挿入メッセージが別のＷＲ−ＢＭに送られたために、リソース予約を除去または更新させるＷＲ−ＢＭは、リソース予約に関連付けられる予約状態を持たない。

１つ以上のＷＲ−ＢＭが故障すると、または対話するためにＲＥがＷＲ−ＢＭを変更すると、ＲＥは、別のＷＲ−ＢＭであるが現在の予約が挿入されるＷＲ−ＢＭ、すなわち故障したＷＲ−ＢＭに更新および除去を送ることができる。未知の更新および除去は、これらのメッセージの予約ＩＤが、これらのメッセージを受取るＷＲ−ＢＭによって知られていないことによって識別される。

予約オフセットは、この発明の実施例に従って、除去および更新メッセージを使用することによって作成される。除去は新しい予約のために使用され得る正のオフセットを与え、更新は正のオフセット＋新しい予約を与える。それは、更新が除去＋挿入であると解釈されることを暗に意味する。したがって、未知の更新または除去を受取るＷＲ−ＢＭは、それらを受入れ、関係するリソースオブジェクトのために正の予約オフセットを作成する。さらに、予約のための更新メッセージがそれらを受取るＷＲ−ＢＭに以前に挿入されて
いないことは、関係するリソースオブジェクトのために帯域幅を割当てるという結果になる。この帯域幅の割当は常に可能である。なぜなら、正のオフセットは予約に利用可能なリソースの量を事実上増大させるためである。これは、除去を通じて戻されるリソースが、挿入メッセージを使用して、要求される新しい予約にすぐに利用可能になることを意味する。

上述のように、予約を確立したＲＥのためのＢＭにおいて予約が期限切れになったが別のＢＭにおいて予約される可能性があるときに負の予約オフセットが作成される。したがって、負のオフセットはタイマの期限切れを通じて保持されるリソースを追跡するのに対して、正のオフセットは更新または除去を通じて戻されるリソースを追跡する。ＢＭにおける期限切れになった帯域幅はもはや利用可能でないことに注目されたい。したがって、下位レベルのＢＭにおいて予約が期限切れになったＢＭがたとえ動作中のままであるとしても、期限切れになった帯域幅を使用することはできない。

予約オフセットは、正のオフセットも負のオフセットも、オフセットが維持されるリソースオブジェクトのリソースを予約するＷＲ−ＢＭのために状態を同期させることを担当するＳＳ−ＢＭに予約オフセットが到達するまで、ＢＭ階層において下向きに段階的に、すなわちレベルごとに報告される。このような報告は、ＢＭレベル間の集約および制御された信号速度の両方を可能にするために、予約オフセットを作成させる事象が発生したときにすぐに、複数のオフセットを単一の報告に集約できる期間後に、または定期的に発行され得る。すべての場合において、次のより下位のＢＭでなされる予約のリフレッシュ間隔内で報告を送る必要がある。

ＢＭ階層において下向きに報告される前に、負の予約オフセットおよび正の予約オフセットは互いに完全にまたは部分的に釣り合いをとることができる。たとえば、図３に示すＢＭの構造を考慮して、最上部レベルのＷＲ−ＢＭは除去メッセージを中間レベルのＷＲ−ＢＭに送る。この中間レベルのＷＲ−ＢＭは次いでリソースオブジェクトのために正のオフセットを作成する。しかしながら、このＷＲ−ＢＭが正のオフセットをサブネットワークＳＳ−ＢＭに下向きに報告する前に、同一のリソースオブジェクトに対する別の予約が期限切れになり、負の予約オフセットが作成される。これらのオフセットのサイズが等しい場合、これらのオフセットは互いに釣り合いがとれることになる。そうでなければ、これらのオフセットの間の差のみが負の予約オフセットまたは正の予約オフセットとして中間のＷＲ−ＢＭによって保存されることになり、この差が最終的にＳＳ−ＢＭに下向きに報告され得る。

予約オフセット報告を受取る各ＢＭは、それらに上向きに応答し、それ自体の予約オフセットを作成する。予約オフセットがＳＳ−ＢＭまでずっと報告されると、このＳＳ−ＢＭにはこの予約オフセットしか存在しない。最も上のＷＲ−ＢＭレベルとＳＳ−ＢＭとの間の中間のＢＭはそれ自体がＷＲ−ＢＭである場合もあれば、ＷＲ−ＢＭでない場合もあることに注目されたい。

ＳＳ−ＢＭでは、ＲＥによってなされるすべてのアクティブな予約が期限切れになった、更新されたまたは除去されたことが保証されるまで予約オフセットを保存しなければならない。これは、ＳＳ−ＢＭにおける予約オフセットがこの保証を与えるのに十分に長いリフレッシュ間隔（存続時間）を持たなければならないことを意味する。ＳＳ−ＢＭにおける予約オフセットのリフレッシュ間隔の値は、階層におけるＡＦおよびＳＳ−ＢＭの上にあるすべてのＢＭによってなされる予約のすべてのリフレッシュ間隔に依存する。

負の予約オフセットおよび正の予約オフセットを維持することによって、ＢＭシステムは、そうでなければ故障したまたは破棄されたＷＲ−ＢＭによってロックされたであろう
、このようなＷＲ−ＢＭによって割当てられるリソースのうちいくつかを使用できる。すなわち、戻されるリソースは新しい予約によってすぐに使用されることができ、予約を更新したリソースは新しいリソースを予約する必要はないが、既に予約されたリソースを自動的に使用できる。しかしながら、ＷＲ−ＢＭがリソースを予め割当てることができるので、このようなＷＲ−ＢＭによって割当てられるリソースの完全な量は、予約オフセットがＳＳ−ＢＭにおいてタイムアウトするまで利用可能ではない場合がある。これは、予め割当てられたリソースをＷＲ−ＢＭが有するときにすべての負のオフセットが正のオフセットによって使用されることができないことを意味する。このようなオフセットが期限切れになって初めて残りの負の予約オフセットが利用可能になる。すなわち、正のオフセットおよび負のオフセットはＳＳ−ＢＭに報告され、ＷＲ−ＢＭはそのクライアントの予約されるリソースと比較してより多くのリソースを予約でき、これは負のオフセットおよび正のオフセットが等しくないことを暗に意味する。この場合、クライアントによって予約されるリソースを上回ってリソースがＷＲ−ＢＭによって予約されることに対応して、残りのオフセットは負である。したがって、残りの負のオフセットが期限切れになったときに、これらのリソースが最初に利用可能になる。期限切れの際に負のオフセットのみが残る可能性があることに注目されたい。したがって、正のオフセットは、等しいサイズのまたはより大きな負のオフセットによって常に取消されていることになる。ＳＳ−ＢＭにおける期限切れの際に、負のオフセットはＳＳ−ＢＭに戻されるリソース、たとえば帯域幅として現われる。

図面および明細書には、この発明の典型的な好ましい実施例を開示しており、具体的な用語が利用されるが、それらは単に総称的および説明的な意味で使用されており、限定の目的で使用されているのではない。この発明の範囲は特許請求の範囲で説明する。

階層的な帯域幅マネージャの配備を示す。 ピアリングを有する階層的な帯域幅マネージャの配備を示す。 この発明に従ってすべてのＢＭワーカの障害許容力のための同期化ポイントを開示する。

Claims (30)

1. 実行されるリソース予約についての知識を有しかつ複数のレベルにおいて階層的に接続された複数の帯域幅マネージャ（Bandwidth Manager）ＢＭエンティティを備えるクライアントに対応するよう適合された帯域幅マネージャシステム（３００）に接続可能な帯域幅マネージャＢＭエンティティであって、１つ以上のＢＭは各レベルに位置しており、前記ＢＭエンティティは、前記ＢＭエンティティのレベルよりも高いレベルに位置するＢＭエンティティの状態を同期させるための手段を備え、より高いレベルの少なくとも２つのＢＭエンティティはワーカであることを特徴とする、帯域幅マネージャＢＭエンティティ。
2. 前記ＢＭエンティティは、ＢＭエンティティにおいて期限切れになったリソース予約を示す負の予約オフセットを処理するように配置されており、前記予約は別のＢＭエンティティにおいて予約される可能性があることを特徴とする、請求項１に記載の帯域幅マネージャＢＭエンティティ。
3. 前記ＢＭエンティティは、ワーカＢＭに戻されるかまたはワーカＢＭにおいて更新されるが、同一レベルの別のワーカＢＭにおいて以前に予約されたリソースの量を示す正の予約オフセットを処理するように配置されることを特徴とする、請求項１から２のいずれかに記載の帯域幅マネージャＢＭエンティティ。
4. 前記ＢＭエンティティは、前記正の予約オフセットを作成するために予約の存続時間がタイムアウトしたときに自動的に打ち切られる前に予約を終了させる除去メッセージを処理するように配置されることを特徴とする、請求項３に記載の帯域幅マネージャＢＭエンティティ。
5. 前記ＢＭエンティティは、正の予約オフセットを作成することによって既存の予約の存続時間を延長する更新メッセージを処理し、新しい予約状態を確立するように配置されることを特徴とする、請求項３に記載の帯域幅マネージャＢＭエンティティ。
6. 前記ＢＭエンティティは、前記予約オフセットをＢＭの階層において下向きに段階的に報告するように配置されることを特徴とする、請求項２から５のいずれかに記載の帯域幅マネージャＢＭエンティティ。
7. 前記ＢＭエンティティは、予約オフセットを作成させる事象が発生したときにすぐに報告を発行するか、複数のオフセットを単一の報告に集約できる期間後に報告を発行するか、または定期的に報告を発行するように配置されることを特徴とする、請求項６に記載の帯域幅マネージャＢＭエンティティ。
8. 前記ＢＭエンティティは、次のより下位のＢＭエンティティでなされる予約のリフレッシュ間隔内で報告を送るように配置されることを特徴とする、請求項７から８のいずれかに記載の帯域幅マネージャＢＭエンティティ。
9. 前記ＢＭエンティティは、予約オフセット報告を受取るように、それらに上向きに応答するように、およびそれら自体の予約オフセットを作成するように配置されることを特徴とする、請求項７から９のいずれかに記載の帯域幅マネージャＢＭエンティティ。
10. 前記ＢＭエンティティは、コンピュータプログラムプロダクトによって実現されることを特徴とする、請求項１から１０のいずれかに記載の帯域幅マネージャＢＭ。
11. 実行されるリソース予約についての知識を有しかつ複数のレベルにおいて階層的に接続された複数の帯域幅マネージャ（Bandwidth Manager）ＢＭエンティティを備えるクライアントに対応するよう適合された帯域幅マネージャＢＭシステム（３００）に接続可能な帯域幅マネージャＢＭエンティティにおける方法であって、１つ以上のＢＭは各レベルに位置しており、前記方法は、
    前記ＢＭエンティティのレベルよりも高いレベルに位置するＢＭエンティティの状態を同期させるステップを備え、より高いレベルの少なくとも２つのＢＭエンティティはワーカであることを特徴とする、方法。
12. 前記方法は、
    ＢＭエンティティにおいて期限切れになったリソース予約を示す負の予約オフセットを作成するさらに他のステップを備え、前記予約は別のＢＭエンティティにおいて予約される可能性があることを特徴とする、請求項１１に記載の方法。
13. 前記方法は、
    ワーカＢＭに戻されるかまたはワーカＢＭにおいて更新されるが、同一レベルの別のワーカＢＭにおいて以前に予約されたリソースの量を示す正の予約オフセットを作成するさらに他のステップを備えることを特徴とする、請求項１１から１２のいずれかに記載の方法。
14. 前記方法は、
    前記正の予約オフセットを作成するために予約の存続時間がタイムアウトしたときに自動的に打ち切られる前に予約を終了させる除去メッセージを処理するさらに他のステップを備えることを特徴とする、請求項１３に記載の方法。
15. 前記方法は、
    正の予約オフセットを作成することによって既存の予約の存続時間を延長する更新メッセージを処理し、新しい予約状態を確立するさらに他のステップを備えることを特徴とする、請求項１３に記載の方法。
16. 前記方法は、
    前記予約オフセットをＢＭの階層において下向きに段階的に報告するステップをさらに備えることを特徴とする、請求項１２から１５のいずれかに記載の方法。
17. 前記方法は、
    予約オフセットを作成させる事象が発生したときにすぐに報告を発行するか、または
    複数のオフセットを単一の報告に集約できる期間後に報告を発行するか、または
    定期的に報告を発行するさらに他のステップを備えることを特徴とする、請求項１６に記載の方法。
18. 前記方法は、
    次のより下位のＢＭエンティティでなされる予約のリフレッシュ間隔内で報告を送るさらに他のステップを備えることを特徴とする、請求項１７から１８のいずれかに記載の方法。
19. 前記方法は、
    予約オフセット報告を受取り、それらに上向きに応答し、それら自体の予約オフセットを作成するさらに他のステップを備えることを特徴とする、請求項１７から１９のいずれかに記載の方法。
20. データネットワークにおけるルータまたはサーバ内のコンピュータの内部メモリに直接にロード可能なコンピュータプログラムプロダクトであって、請求項１１から１９のいずれかのステップを実行するためのソフトウェアコード部分を備える、コンピュータプログラムプロダクト。
21. コンピュータによって使用可能な媒体に格納されたコンピュータプログラムプロダクトであって、データネットワークにおけるルータまたはサーバ内のコンピュータに請求項１１から１９のいずれかのステップの実行を制御させるための読取可能なプログラムを備える、コンピュータプログラムプロダクト。
22. 実行されるリソース予約についての知識を有しかつ複数のレベルにおいて階層的に接続された複数の帯域幅マネージャ（Bandwidth Manager）ＢＭエンティティを備えるクライアントに対応するよう適合された帯域幅マネージャシステム（３００）であって、１つ以上のＢＭは各レベルに位置しており、前記ＢＭシステムは、より高いレベルに位置する上部ＢＭを代表して同期させるための手段を備え、より高いレベルの少なくとも２つのＢＭエンティティはワーカであることを特徴とする、帯域幅マネージャシステム。
23. 前記ＢＭシステムは、ＢＭエンティティにおいて期限切れになったリソース予約を示す負の予約オフセットを処理するように配置されており、予約は別のＢＭエンティティにおいて予約される可能性があることを特徴とする、請求項２２に記載の帯域幅マネージャシステム。
24. 前記ＢＭシステムは、ワーカＢＭに戻されるかまたはワーカＢＭにおいて更新されるが、同一レベルの別のワーカＢＭにおいて以前に予約されたリソースの量を示す正の予約オフセットを処理するように配置されることを特徴とする、請求項２２から２３のいずれかに記載の帯域幅マネージャシステム。
25. 前記ＢＭシステムは、前記正の予約オフセットを作成するために予約の存続時間がタイムアウトしたときに自動的に打ち切られる前に予約を終了させる除去メッセージを処理するように配置されることを特徴とする、請求項２４に記載の帯域幅マネージャシステム。
26. 前記ＢＭシステムは、正の予約オフセットを作成することによって既存の予約の存続時間を延長する更新メッセージを処理し、新しい予約状態を確立するように配置されることを特徴とする、請求項２４に記載の帯域幅マネージャシステム。
27. 前記ＢＭシステムは、前記予約オフセットをＢＭの階層において下向きに段階的に報告するように配置されることを特徴とする、請求項２３から２６のいずれかに記載の帯域幅マネージャシステム。
28. 前記ＢＭシステムは、予約オフセットを作成させる事象が発生したときにすぐに報告を発行するか、複数のオフセットを単一の報告に集約できる期間後に報告を発行するか、または定期的に報告を発行するように配置されることを特徴とする、請求項２７に記載の帯域幅マネージャシステム。
29. 前記ＢＭシステムは、次のより下位のＢＭエンティティでなされる予約のリフレッシュ間隔内で報告を送るように配置されることを特徴とする、請求項２８から２９のいずれかに記載の帯域幅マネージャＢＭシステム。
30. 前記ＢＭシステムは、予約オフセット報告を受取るように、それらに上向きに応答するように、およびそれら自体の予約オフセットを作成するように配置されることを特徴とす
    る、請求項２８から３０のいずれかに記載の帯域幅マネージャシステム。

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