JP2009207208A - Ｔｃｐ接続の性能改善方法 - Google Patents

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Abstract

【課題】フィードバック制御ＴＣＰネットワークの性能を改善する。
【解決手段】フロー毎にキューイングする装置であり、複数の待ち行列に区分けされた所定サイズのバッファと、所定速度に従って各バッファからパケットを除去し、ネットワークを介して前記パケットを伝送するスケジューラと、受信パケットを受信することができ、待ち行列が使用可能である場合、パケットを待ち行列に入力することができるバッファ内の待ち行列の使用可能性を決定するためのコントロールデバイスとからなり、コントロールデバイスは更に、最長待ち行列ファーストスキームに従って待ち行列を選択し、待ち行列が使用可能でない場合、前記受信パケットの入力を可能にするために前記選択された待ち行列からパケットをドロッピングし、これにより、リンクによる公平性を高め、パケットスループットを高める。
【選択図】図２

Description

本発明はＴＣＰプロトコルを処理する通信ネットワークに関する。更に詳細には、本発明はフィードバック制御ネットワークトラヒック用の接続ごとのキューイング(queing)及びバッファ管理スキームに関する。
データパケットの高信頼トランスポートを実行するためのトランスポートプロトコル“ＴＣＰ”処理系は周知である。図１は、ＴＣＰ／ＩＰネットワーク（例えば、インターネット、イントラネット）における従来技術による常用のルータ装置の概要図である。
図１において、ローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ）２０はルータ５０を介して広域ネットワーク（ＷＡＮ）６０に接続されている。一般的に、ルータ５０のアーキテクチャは、複数のデータストリーム（例えば、ＬＡＮ２０に接続されたソースデータ端末からのもの）が単一のバッファにより受信され、かつ、リンク５５を介してパケットを送信するサーバにより処理されるようなものである。
データパケットがその宛先（例えば、広域ネットワーク６０に配置されたデータ端末）に到着すると、パケットの受信機は、受信された各データパケットについて、暗黙的に又は明快に、肯定応答“ＡＣＫ”パケットを発生する。ソース端末からのデータ送信は、先行データ送信からの受信肯定応答パケットの速度により制御される。
従って、周知のように、ソースからのデータパケット送信の制御は、Richard W. Stevens, "TCP/IP Illustrated", Vols. 1-3, Addison Weseley 1994に概説されるように、ＴＣＰ−ＲｅｎｏとＴＣＰ−Ｔａｈｏｅの、適応型スライディングウインドウスキームの２つの主要変形に従い、受信機からのデータＡＣＫパケットのフィードバックにより決定される。
ＴＣＰは長ラウンドトリップ時間を伴う接続に対して固有の不公平性(unfairness)を示すことが確認された。すなわち、短ラウンドトリップ時間接続は、長ラウンドトリップ時間接続よりも大きな帯域幅を得てしまう。なぜなら、短ラウンドトリップ時間接続の場合のＴＣＰウインドウは、長ラウンドトリップ時間接続のウインドウよりも速く成長してしまうからである。これは、短ラウンドトリップ時間接続では接続肯定応答（ＡＣＫ）がより速く受信されるためである。この固有の不公平性を解消する効果的な解決策は未だ発見されていない。
ＴＣＰに固有の別の問題点は、ウインドウ同期(window synchronization)現象である。例えば、２つの等しいラウンドトリップ時間接続がリンクにあるとすれば、そのリンクは飽和してしまい、バッファに蓄積が始まる。或る時点で、そのリンクに接続されたバッファはオーバーフローしてしまう。そして、これらの接続はおおよそ同時にパケット損失を経験する。結果的に、各接続はそのウインドウを事実上同時に縮小し、ネットワークスループット速度も同時に低下してしまい、その結果、ネットワークリンクは十分に活用されない。
ＴＣＰ接続ネットワーク性能を低下させるその他の問題点は、位相効果、ボトルネックリンクによる低リバースパスの物理的な帯域幅非対称性、バーストトラヒックの生成、分離性の欠如、より侵略的なトランスポートプロトコル又は悪意的ユーザからの保護性の欠如などである。
ネットワーク性能を改善するために実行された或る解決法は、ランダム・アーリー・ディテクション（“ＲＥＤ”）スキームである。このスキームは、バッファが飽和される前に、パケットをドロップするように機能する。バッファはモニターされ、平均バッッファ占有率が特定の閾値を越えたら、パケットは、例えば、平均バッファ占有率（移動時間平均）の関数である特定の確率に従ってランダムにドロップされ、結果的に、ＴＣＰ接続はそのウインドウをランダムにカットする。
これは、ウインドウを非同期化するのに特に有効である。特に、ＦＩＦＯ−ＲＥＤスキームでは、リンクを多数使用する接続は、一層多くのパケットをドロップし易い。従って、結果的に、その対応ウインドウサイズもカットされる。これは、このような高速度接続のバイアスを低下させる傾向がある。
米国特許出願第０８／８５８３１０号明細書に開示された別のスキームは、リバースパスが混雑した時に、公平性とスループットを高める効果を有するＡＣＫパケットに関するフロントストラテジーからのドロップを実行する。
非ＴＣＰ開ループトラヒック（例えば、いわゆる“リーキー・バケット(leaky-bucket)”条件付タイプのストリーム）の場合、等しい又は異なる重みに従い、各入力接続間で帯域幅が共用されるように実行されるスケジューリングスキームに従って、接続リンクの性能を最大化するための公平待ち行列スケジューリングスキームが実行されている。
最近の研究努力は、エンド・ツー・エンド遅延のバウンド(bound)及び分離(isolation)を保証する手段として、公平待ち行列スキームを使用することに集中的に向けられている。これに関連する研究は基本的に、非フィードバック制御リーキーバケット管理トラヒックに関するものであり、重み付公平キューイングスキームによる交換機及びルータが発達した。
例えば、A.K. Parekh and R.G. Gallager, "A Generalized Processor Sharing Approach to Flow Control in the Single Node Case", Proc. of INFOCOM '92, pp. 915-924, May 1992及びD. Stiliadis and A. Varma, "Design and Analysis of Frame-based Queuing: A New Traffic Scheduling Algorithm for Packet-Switched Networks", Proc of ACM SIGMETRICS '96, pp. 104-115, May 1996参照。
交換機における公平キューイング（ＦＱ）の関心は、様々なバッファ構成（例えば、物理的又は論理的に分離されたバッファ、共用バッファなどのようなバッファ構成）を処理するためのスケジューラの使用に集中している。
トラヒックを制御し、フィードバック制御ＴＣＰネットワークの性能を改善するための公平キューイングスキームの実現が強く望まれている。
更に、ＴＣＰ接続に関する相当のスループットを可能にするパケットドロップ機構を実行する公平キューイングスキームの実現が強く望まれている。
前記課題は、本発明による、フィードバック制御ＴＣＰネットワークにおける公平キューイングスキームと共に併用されるフロー／接続毎の共用バッファ管理スキームにより解決される。
本発明によれば、(1)長ラウンドトリップ時間を伴う接続に対するＴＣＰの固有の不公平性を軽減する、(2)異なるＴＣＰバージョンを用いる接続がボトルネックリンクを共用する場合、分離性を与える、(3)一層侵略的なトラヒックソース、不品行なユーザ又はリバースパス輻輳の場合のその他のＴＣＰ接続からの保護性を与える、(4)両方向トラヒックの存在下におけるＡＣＫ圧縮作用を軽減する、(5)ＡＣＫ損失（トラヒックのバーストを起こす）を経験するユーザに顕著な悪影響を及ぼすその他の接続から保護する、及び(6)全体的なリンク利用率を低下させることなく、“欲張り”接続を伴うボトルネックを共用する双方向接続に対する低待ち時間を与える、などのようなＴＣＰの種々の目標を達成することができる。
更に詳細には、共用バッファアーキテクチャは、各接続のための帯域幅予約保証ｒiにより実行される。速度ｒiのそのバッファを完全に使用する第１の接続と、十分に利用されない（無駄使いされる）、速度ｒ2の第２の接続があり、第１の接続が更に一層の帯域幅を必要とする場合、共用バッファスキームでは、ｒ2接続からバッファリング（帯域幅）を借りることもできる。
第２の接続がそのバッファスペースを矯正しなければならない場合、別の利用バッファからのデータを押し出し、着信データパケットのための場所を空けなければならない。
接続毎の待ち行列（キュー）管理スキームは、共用バッファアーキテクチャにおけるパケットドロッピングメカニズム（例えば、最長待ち行列ファースト（“ＬＱＦ”））をサポートし、ＦＩＦＯ−ＲＥＤバッファ管理スキームよりも優れたＴＣＰ性能を生じる。本明細書では、公平性は、全リンク容量に対する個々のスループットの割合の平均値に対する標準偏差の比により計算する。
従来技術によるＴＣＰネットワーク接続を示すブロック図である。 多数のＴＣＰ接続のための共用バッファアーキテクチャのブロック図である。 （ａ）はバッファ割当て及びパケットドロッピングスキームを行うために履行される方法を示す流れ図であり、図３、図４、図５で１つの流れ図を形成する。 （ｂ）はＬＱＦパケットドロップ法を示す流れ図である。 （ｃ）はＲＮＤパケットドロップ法を示す流れ図である。 各バッファ待ち行列に関連するハードウエアを示すブロック図である。 公平キューイングを処理するルータを有するＴＣＰ／ＩＰネットワークのシミュレーションを示すブロック図である。 （ａ）は図７の擬似ネットワークにおけるボトルネックリンクによる２０個のＴＣＰ接続のためのバッファサイズ（で表したリンク速度）の関数として、スループットにより評価される改善されたＴＣＰ性能を示す特性図である。（ｂ）は図７の擬似ネットワークにおけるボトルネックリンクによる２０個のＴＣＰ接続のためのバッファサイズの関数として、公平性係数（全リンク容量に対する個々のスループットの割合の平均値に対する標準偏差の比）により評価される改善されたＴＣＰ性能を示す特性図である。
図２は、様々なソースｓ1，・・・，ｓ2から発信するパケットトラヒックを処理するＴＣＰネットワーク接続のルータ６５のための接続毎の待ち行列アーキテクチャを示すブロック図である。
ネットワーク接続要素は、汎用の共用バッファメモリＢを有する。このメモリＢは、速度Ｃでリンク５５上のデータパケットを処理するスケジューラ７５と単一（ボトルネック）のリンク５５との接続のために、“ｉ”個の複数の待ち行列３０ａ，・・・，ｉに分割されている。各バッファ接続ｉは、接続ｉの保証バッファサイズである名目バッファ割当てｂiを有する。“フロー毎のキューイング”又は“接続毎のキューイング”として知られているこのアーキテクチャでは、待ち行列に入れられるべき到着パケットのきめ細かい動的分類が必要である。
“ソフト状態”アプローチは、潜在的に非常に多数のおそらく活性な接続（この場合、大多数の接続は実際には活性ではないであろう）へ導く接続状態を維持する。ネットワークノード内の関連状態はその他のガーベジ・コレクション（ごみ集め）の手段によりタイムアウト（時間切れ）を起こさせるか、矯正させるか又は遅延させるために待機される。従って、スケーラビリィティ(scalability)及び共用は、接続毎のサーバーのための基本的な要件である。必要な全ての操作は、０（１）複雑さにより実行可能であり、リソース（バッファ又は帯域幅）は所定の接続には静的に割当てられない。
操作中、スケジューラー７５は、各待ち行列について同等であるか又は所定の重みに応じた、ｒiに等しい速度で各個別待ち行列ｉを処理する。速度ｒiで広い帯域幅を使用する特定の待ち行列（接続）（例えば、待ち行列３０ａ）は、その他の待ち行列よりも長い待ち行列を有する傾向がある。全ての待ち行列接続が、それらの各帯域幅割当を完全に利用している場合、待ち行列３０ａはおそらくバッファオーバーフローを経験するであろう。
或る割当てメモリ（例えば、３０ｃ）が完全に利用されていない場合、本発明の公平キューイング（ＦＱ）スキームは、待ち行列３０ｂに到着するデータパケットのために、必要に応じて、十分に利用されていない待ち行列からバッファスペースを利用するか又は借りることができる。従って、バッファ待ち行列３０ａの予約割当てｂiを越えることができる。
第１の高速バッファ待ち行列３０ａのためのパケットを受信する第２のバッファが満杯になると、別の十分に利用されていないバッファ（例えば、待ち行列３０ｉ）は、待ち行列３０ａに宛てられる新たなデータパケットにバッファスペースを貸す。
同時に２つ以上の待ち行列がバッファオーバーフローを経験することもでき、そのため、十分に利用されていないバッファスペースから借りることもできる。従って、２つ以上の待ち行列がその予約割当てｂiを越えることもできる。本発明は、ＴＣＰ接続ネットワークのフォワード及びリバース接続の両方に適用可能であり、また、データ及びＡＣＫトラヒックフローの両方に同等に適用可能である。
接続ｉが（ｂi＋１）個以上のバッファを必要とする場合、総占有率がＢ未満であるとすれば、使用可能なプールからスペースが割当てられる。
図３（ａ）は、本発明の接続毎の待ち行列スキームを実行するための一般的な流れ図である。ステップ２０１に示されるように、接続ｉについて宛てられたパケットが到着すると、最初のステップ２０３で、バッファＢの現に残っている使用可能なスペースを有するカウンタをチェックし、新たに到着したパケットを確実に収容するための十分なメモリスペースがバッファ内に残存しているか否か決定する。
新たに到着したパケットを確実に収容するための十分なメモリスペースがバッファ内に残存している場合、ステップ２０８で処理が継続され、到着パケットが属する接続ｉを識別し、そして、ステップ２１１で、このパケットを、この接続に対応する待ち行列に格納する。このスキームに潜在的に含まれることは、到着パケットが適正に分類され、そして、待ち行列のうちの一つに割当てられることである。
ステップ２０３において、新たに到着したパケットを確実に収容するための十分なメモリスペースがバッファ内に残存していないと決定される場合（例えば、現在の占有率ｂiがｂj未満である待ち行列３０ｊがバッファを必要とする場合）、ステップ２２５において追出しスキームが実行され、到着パケットのために場所を空ける。特に、呼出されたＴＣＰプロトコルの実行に応じて、追出しが行われる待ち行列を選択するための２つの方法が使用できる。
特に、図４（ｂ）に示されるように、第１の実施態様における追出しメカニズムは、ＬＱＦスキームであり、別の待ち行列から予約された最大量のメモリを借りる待ち行列、すなわち、（ｑi−ｂi）が全ての接続を通して最大であるような接続ｉを選択する。例えば、ステップ２５０に示されるように、バッファ内の各待ち行列の現在のバッファ割当てに関する決定が行われる。
次いで、ステップ２６０で、各待ち行列の現在の待ち行列長さｑiを取得し、ステップ２７０で、各待ち行列の（ｑi−ｂi）差に関する計算を行う。最後に、ステップ２７５において、最大の（ｑi−ｂi）差を有する待ち行列を選択する。従って、その予約割当てｂiからの最大偏差は最長待ち行列であり、このため、図３（ａ）のステップ２２６で示されるように、到着パケットと先入れ相関関係を有する待ち行列からパケットがドロップされる。
当業者ならば前記の最長待ち行列を最初に追出すスキーム（ＬＱＦスキーム）を実行するためのその他のアルゴリズムを案出することもできるので、本発明は図４（ｂ）に示された方法論に限定されない。例えば、最長遅延ファースト（“ＬＤＦ”）ドロッピングメカニズムは、割当て処理速度ｒiが全て等しい場合、ＬＱＦスキームと同等に実行できる。なぜなら、待ち行列が同じ速度で処理される場合、遅延は各接続について同一だからである。同様に、処理速度が均一でない場合、待ち行列長さが同一であっても、遅延は異なる。従って、ＬＱＦスキームはＬＤＦの特例である。
第２の最長待ち行列よりもかなり長い待ち行列を有する多数の接続を有するシステムで実行する場合、最長待ち行列ファースト（ＬＱＦ）は過度のバースト損失をもたらすことがある。すなわち、２個以上の非常に接近したパケットは、その割当てを越える待ち行列から連続的にドロップされる。例えば、ＴＣＰ−Ｒｅｎｏ型処理系はバースト損失の存在下で不良動作を行うことが知られているので、ＴＣＰ−Ｒｅｎｏアーキテクチャを実行する接続の性能は悪影響を受ける。従って、前記ＬＱＦにおけるバースト損失量を低下するために、スキームは、それぞれの割当てを越えるバッファからランダムに摘出するランダムジェネレータを使用するように変更されている。
特に、第２の実施態様では、各バックロッグ接続（backlogged connection:予備接続）ｉは、ｂi＝Ｂ／ｎ（ここで、ｎはバックロッグ接続の個数である）で示される名目バッファ割当てを有する。図５（ｃ）に示されるように、ステップ２５５で、各待ち行列のメモリ割当てｂiを取得する。次いで、ステップ２６５で、バックロッグ接続を例えば、２個のサブセットにグループ分けする。一方は、ｂiよりも大きな占有率ｂiを有するグループであり、他方は、ｑi≦ｂiの関係を有するグループである。
割当てより上（すなわち、ｑi＞ｂi）の待ち行列群から、ステップ２８５で示されるように、１つの待ち行列がランダムに選択され、そして、ステップ２２６で示されるように、１つのパケットが先頭からドロップされる。
異なる接続に関するバッファ占有率を平坦化し、そして、システムに過負荷をかける接続から最適に保護するための試みにおいて、L. Georgiadis, I. Cidon, R. Guerin, and A. Khamisy, "Optimal Buffer Sharing," IEEE J. Select. Areas Commun., vol. 13, pp. 1229-1240, Sept. 1995に記載されるような開ループトラヒックについて実行されるスキームと同様な方法で、特定の追出し(pushout)スキームは最長待ち行列の先頭からパケットをドロップする。
図６に示されるように、ハードウエアの観点から、カウンタ９０ａ，・・・，９０ｉは、それぞれの付随待ち行列の占有率ｂiを保持するようにプログラムされたコントロールプロセッサ９２と共に、各待ち行列３０ａ，・・・，３０ｉに関連するように図示されている。従って、図４（ｂ）及び図５（ｃ）のステップ２６０及び２６５において、現在の待ち行列長さは、例えば、ポーリングにより、又は、図６のテーブル９９のようなレジスタテーブル（ここで、レジスタは最長待ち行列長さを示す）から位置指定することにより取得される。
別のカウンタ９５は、総バッファ占有率Ｂのトラックを保持するために図示されている。従って、パケットが到着すると、プロセッサ９２は、カウンタ９５で使用可能な総メモリを決定するために、ステップ２０３（図３（ａ）参照）におけるチェックを行う。
最長待ち行列を決定するために、プロセッサ９２はソート済み構造を実行することもできる。例えば、各キューに入れる、キューから外す又はドロップ操作の時点で、待ち行列の対応カウンタがそれに応じて増分又は減分された後、最長待ち行列構造を常に知っておくために、その待ち行列占有率値ｑiを現在の最長待ち行列占有率値と比較するように、ソート済み構造を実行する。
これらフロー毎のスキームの変法は、指数関数的に増大するサイズを有する一連のビンを使用することにより効率的に実行することができる。待ち行列が変更される場合（例えば、キューに入れる、キューから外す又はドロップする場合）は常に、システムは最高占有ビンのトラックを保持しながら、適当なビン（例えば、現在のビンと同一のビン、一つ上のビン又は一つ下のビン）に移動させる。
バッファが満杯の場合、最高占有ビンからの待ち行列が選択され、その最初のパケットがドロップされる。バッファがバイト単位で測定される場合、この操作は、可変パケットサイズのため、新たに到着したパケットを収容するために十分なスペースが解放されるまで、繰り返さなければならない。真のＬＱＤを行うために、最高占有ビンにおける待ち行列をソート済みリストとして維持するか、又はいつも最長待ち行列をサーチしなければならない。
ＦＩＦＯ−ＲＥＤ及びＦＱ−ＲＥＤスキームと比較される本発明のバッファ管理スキームの改善された性能のシミュレーションについて説明する。図７は、このシミュレーションシステム１１９を示す概要図である。図７において、ソース１０１ａ，・・・，１０１ｆはルータ１２０への高速アクセスパスを有する。ルータ１２０は唯一のボトルネックであり、本発明の接続／フロー毎のバッファ管理スキームを実行するものである。
比較は、ＴＣＰ−Ｔａｈｏｅ及びＴＣＰ−Ｒｅｎｏソース、バースト及び欲張りソース（greedy source)、リバースパス輻輳を有する片方向及び両方向トラヒックソース、及び広範囲に異なるラウンドトリップ時間の混合を用いて行われる。アクセスパス遅延は、様々なラウンドトリップ時間のモデルを作るために広範囲にわたって設定され、宛先はパケット毎にＡＣＫと仮定した。
片方向トラヒックの場合、ＡＣＫは非輻輳パスを介して送信される。両方向トラヒックの場合、リターンパスはルータを経由し、そのため、キューイング（待合わせ）遅延が生じることがある。特に、ルータがＦＩＦＯスケジューリングを使用する場合、ＡＣＫ及びデータパケットは待ち行列内で混合される。公平キューイングの場合、ＡＣＫは別のフローとして処理される。非対称トラヒックの場合、リターンリンクの帯域幅は、宛先からルータまで低下される。そのため、相当なリバースパス輻輳とＡＣＫ損失が生じる。
シミュレーションシステム１１９におけるＴＣＰ−Ｔａｈｏｅ及びＴＣＰ−Ｒｅｎｏの処理系は、４．３−Ｔａｈｏｅ ＢＳＤ及び４．３−Ｒｅｎｏ ＢＳＤのＴＣＰフローと輻輳制御挙動とをそれぞれモデル化する。ＲＥＤモデルは有向パケットであり、最小閾値としてバッファサイズの２５％を使用し、最大閾値としてバッファサイズの７５％を使用する。待ち行列重みは０．００２である。
図８（ａ）及び（ｂ）は、従来技術によるＦＩＦＯ−ＲＥＤ及びＬＱＦ法と比較されるような、利用率及び公平性のそれぞれの観点から、擬似ＴＣＰネットワークで公平待ち行列ＬＱＤ及びＲＮＤドロップ法を実行した場合の、改善された性能を示す特性図である。
特に、図８（ａ）及び（ｂ）は、図７の擬似ネットワークにおける１０Ｍｂｐｓ／１００ｋｂｐｓ容量（ＴＣＰ−Ｔａｈｏｅ及びＴＣＰ−Ｒｅｎｏの２０ｍｓ−１６０ｍｓラウンドトリップ時間）を有する非対称ボトルネックリンクによる２０個のＴＣＰ接続のためのバッファサイズ（で表したリンク速度）の関数として、スループット（図８（ａ））及び公平性係数（図８（ｂ））により評価される改善されたＴＣＰ性能を示す。
図示されているように、ライン１３７ａ及び１３８ａでそれぞれ示されるＦＱ（公平キューイング）−ＲＥＤ及びＦＩＦＯ−ＲＥＤの両戦略は、ライン１３９及び１４０で示されるＦＱ−ＬＱＦ及びＦＱ−ＲＮＤドロップ法よりも非常に低いスループットを有する。なぜなら、再送パケットに対応するＡＣＫが、擬似非対称値が３（これは帯域幅非対称ではない）の場合の時間が６６％も喪失されるからである。これは、ＴＣＰサイクルの少なくとも６６％でタイムアウト（時間切れ）を生じ、スループットを著しく低下させる。
フォワードパスにおける多数の損失及びフォワードパスにおける再送パケットの損失のために、その他のタイムアウトも起こる。一方、リバースパスにおける先頭からのドロップはこれらのタイムアウトを殆ど完全に除去する。タイムアウトは不経済なので、両方のＲＥＤスキームとも、ＦＩＦＯ−ＬＱＤを含むその他のスキームよりも著しく低いスループットを有する。
更に、図８（ｂ）に示されるように、ＦＱ−ＲＮＤ及びＦＱ−ＬＱＤワークの両方とも非常に良好である。なぜなら、これらは、フロー毎の待ち行列の効果と、先頭からのドロップのタイムアウト除去効果とを併有するからである。ＦＱ−ＬＱＤは、再送パケットのドロップに対する組込みバイアスを有するという別の効果も有する。これは、ソースが最初の重複ＡＣＫの受信による損失を検出したときに、パケットの送信を中止するからである。
第３の重複ＡＣＫが受信された後にだけ、再送パケットが送信される。介入間隔中、ソースがＴＣＰにより強制的に不活動化される場合、フローに対応する待ち行列は、少なくともその最小保証速度で排出される。従って、再送パケットが到着する場合、最長待ち行列であることは殆どない。従って、再送パケットのドロッピングに対する固有バイアスである。このバイアスは非対称ネットワークに限定されないが、低速リバースチャネル膨張のために、非対称要因、第１の重複ＡＣＫ受信と第３の重複ＡＣＫ受信との間の間隔により、バイアスは非対称ネットワークにおいて高められる。
再送パケットの損失は不経済なタイムアウトを起こすので、このバイアスは、図８（ｂ）においてライン１４１で示されるように、ＦＱ−ＬＱＤの性能を改善する。ライン１４２で示されるＦＱ−ＲＮＤも同様にこのバイアスを有するが、著しく低い。その理由は、ＦＱ−ＬＱＤに対するものと若干類似している。
第１の重複ＡＣＫ受信と第３の重複ＡＣＫ受信との間の間隔中に、フローの待ち行列は、（ソースは不活動化されているので）少なくともその保証速度と等しい速度で流出し、待ち行列占有率はこのフローの予約パラメーター以下にまで落ちるであろう。この場合、再送パケットが到着すると、集合バッファが満杯であったとしても、再送パケットは失われない。これらの効果より、ＦＱ−ＬＱＤ及びＦＱ−ＲＮＤは最高の性能を有する。
[発明の効果]
以上説明したように、本発明によれば、(1)長ラウンドトリップ時間を伴う接続に対するＴＣＰの固有の不公平性を軽減する、(2)異なるＴＣＰバージョンを用いる接続がボトルネックリンクを共用する場合、分離性を与える、(3)一層侵略的なトラヒックソース、不品行なユーザ又はリバースパス輻輳の場合のその他のＴＣＰ接続からの保護性を与える、(4)両方向トラヒックの存在下におけるＡＣＫ圧縮作用を軽減する、(5)ＡＣＫ損失（トラヒックのバーストを起こす）を経験するユーザに顕著な悪影響を及ぼすその他の接続から保護する、及び(6)全体的なリンク利用率を低下させることなく、“欲張り”接続を伴うボトルネックを共用する双方向接続に対する低待ち時間を与える、などのようなＴＣＰの種々の目標を達成することができる。
３０ 待ち行列（キュー）
５５ ルータ
６５ ルータ
７５ スケジューラ
９２ コントロールプロセッサ
９５ カウンタ
９９ レジスタテーブル
１０１ ソース
１１９ シミュレーションシステム
１２０ ルータ

Claims (10)

  1. ＴＣＰ接続の性能を改善する方法であって、
    所定サイズのバッファを複数の待ち行列に区分けするステップであって、各待ち行列がＴＣＰ接続に関連し、各待ち行列は、情報パケットを受信して一時的に格納するための占有割当てｂｉが割り当てられるとともに、該待ち行列からパケットを除去して対応する該ＴＣＰ接続を介して該パケットを送信するためのスケジューラによってサービスされる、ステップ、
    パケットが到着すると、
    該バッファが満杯であるかを判定するステップ、
    該バッファが満杯でない場合、該パケットが関連するＴＣＰ接続を特定し、特定された該ＴＣＰ接続に関連する待ち行列に該パケットを入力する、ステップ、及び
    該バッファが満杯である場合、該パケットの入力を収容するために、待ち行列を選択して該選択された待ち行列からパケットを解放する、待ち行列選択ステップ
    からなる方法。
  2. 請求項１記載のＴＣＰ接続の性能を改善する方法であって、さらに、
    パケット到着時又は離脱時の各待ち行列の現在の待ち行列長ｑｉをトラッキングするステップを備える方法。
  3. 請求項１記載のＴＣＰ接続の性能を改善する方法において、前記バッファが満杯であるかを判定するステップが、
    該バッファの現在の残りの利用可能なスペースを指定するカウンタをチェックするステップ
    からなる方法。
  4. 請求項１記載のＴＣＰ接続の性能を改善する方法であって、さらに、
    該特定されたＴＣＰ接続に関連する待ち行列が完全に満たされているときは、完全に満たされていない１以上の待ち行列からスペースを一時的に借りるステップ
    を備える方法。
  5. 請求項１記載のＴＣＰ接続の性能を改善する方法において、該選択された待ち行列から解放されるパケットが該選択された待ち行列中にある最も古いパケットである方法。
  6. 請求項１記載のＴＣＰ接続の性能を改善する方法において、該待ち行列選択ステップが、
    各待ち行列について現在の割当てｂｉを設定するステップ、
    各待ち行列の現在の待ち行列長ｑｉを取得するステップ、
    各待ち行列について、該現在の待ち行列長ｑｉと該現在の割当てｂｉの差を計算するステップ、及び
    計算された該差の最大値を有する待ち行列を選択するステップ
    を含む方法。
  7. 請求項１記載のＴＣＰ接続の性能を改善する方法において、該待ち行列選択ステップが、
    各待ち行列について現在の割当てｂｉを設定するステップ、
    待ち行列の現在の待ち行列長ｑｉが当該待ち行列の現在の割当てｂｉを超えている待ち行列について１以上の待ち行列のセットを計算するステップ、及び
    該セットからランダムに待ち行列を選択するステップ
    を含む方法。
  8. 請求項１記載のＴＣＰ接続の性能を改善する方法において、該スケジューラが異なる所定のレートに従って各待ち行列からパケットを除去し、該待ち行列選択ステップが、
    各待ち行列について、該待ち行列の現在の待ち行列長ｑｉ及び該待ち行列の所定のサービスレートから、該待ち行列に格納されたパケットによって経験されるキューイング遅延を計算するステップ、及び
    最長のキューイング遅延を経験する待ち行列を選択するステップ
    を含む方法。
  9. 請求項１記載のＴＣＰ接続の性能を改善する方法において、該待ち行列選択ステップが、
    １以上のビンを設定するステップであって、各ビンが所定の長さの１以上の待ち行列に関連している、ステップ、及び
    最も長い１以上の待ち行列に関連するビンから待ち行列をランダムに選ぶステップ
    を含む方法。
  10. ＴＣＰ／ＩＰネットワークにおいて情報パケットを複数のソースから単一の通信リンクへ伝送するルータであって、
    複数の待ち行列に区分けされた所定サイズのバッファであって、各待ち行列がＴＣＰ接続に関連し、各待ち行列には、情報パケットを受信して一時的に格納するための占有割当てｂｉが割り当てられる、バッファ、
    各待ち行列からパケットを受信し、対応する該ＴＣＰ接続を介して該パケットを送信するためのスケジューラ、及び
    該バッファが満杯かを判定し、該パケットが関連づけられたＴＣＰ接続を特定し、該バッファが満杯でない場合には該特定されたＴＣＰ接続に関連する待ち行列に該パケットを入力し、該バッファが満杯である場合には該パケットの入力を収容するために待ち行列を選択して該選択された待ち行列からパケットを解放するためのコントローラ
    からなるルータ。
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