JP2500097B2

JP2500097B2 - パケット通信ネットワ―ク

Info

Publication number: JP2500097B2
Application number: JP15643993A
Authority: JP
Inventors: ハミッド・アマディ; ロッチ・ガーリン; レベント・ガン
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1992-08-19
Filing date: 1993-06-28
Publication date: 1996-05-29
Anticipated expiration: 2011-05-29
Also published as: CA2099031C; ATE209412T1; EP0584029A3; EP0584029A2; DE69331178D1; US5289462A; JPH06112940A; EP0584029B1; CA2099031A1; ES2166759T3; DE69331178T2

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はパケット通信ネットワー
クに関し、特にパケット通信ネットワークの高速、高効
率なトラフィック管理に関する。

【０００２】

【従来の技術】現在の高速パケット通信ネットワークの
帯域幅管理は、"接続レベル管理"、 "パケット・レベル
管理" と呼ばれる２つのタイム・スケールで行なわれ
る。接続レベル管理は、接続が確立された時点で適用さ
れ、接続が確立された時点の接続ルート内の転送リンク
の負荷特性にもとづく。接続レベル管理には、帯域幅の
割当て、経路の選択と入力の管理、及びコールの設定を
含む。帯域幅割当ては接続確立時に、ソース信号と所望
のサービス品質のトラフィック特性をもとに、新しい接
続によって生じる"同等容量"の負荷投入を指示すること
によって行なわれる。ネットワークの発信ノードは、新
しい接続を維持するために利用できなければならない同
等容量を用いることで、新しい接続を維持し、新しい接
続に求められるサービス・レベルを提供できる宛先ノー
ドへの経路を計算する。この経路の選択には、ネットワ
ーク全体のトラフィックの現在状態を示すデータが用い
られる。このデータは各エントリ・ポイントに、また実
際にネットワークの各ノードにあるトポロジ・データベ
ースに格納できる。これらの要件を満たす経路が見つか
らない場合、接続は拒否される。経路が選択されると選
択されたルートをたどり、セットアップ・メッセージが
届く各リンクのリソース割当てを更新するセットアップ
・メッセージが実際のエンド・ツー・エンドの確立に用
いられる。競争状態、確立の同時リクエスト、リンク・
リソース割当てなどにより、コールを確立しようとする
試みが失敗することがある。これは、コール・セットア
ップ・メッセージが、ルートに沿ったノードに到達した
時点で、必要なリソースがないことによる。一般的に、
エンド・ツー・エンドのプロセスすなわち初期帯域幅割
当て、ルートの選択、及びコールの確立のそれぞれに
は、コールを担うのに適したネットワーク・リソースが
必要であり、こうしたプロセスのどの点でも、失敗があ
ればコールが拒否されることになり、ネットワークの過
負荷の原因になりやすいパケットの投入が防止される。

【０００３】パケット・レベルでは接続が確立され、コ
ール・セットアップ・プロシジャが完了すれば、安定状
態のトラフィック挙動がモニタされ、コール・セットア
ップ時の仮定に従ったトラフィック挙動と、ネットワー
クによるサービスのクラスの継続的サポートとが保証さ
れる。パケット・レベル管理は、ネットワークのアクセ
ス・ポイントに応用され、通常は速度制御メカニズムと
トラフィック予測モジュールから成る。また、中間ノー
ドのそれぞれは、転送中のトラフィックに必要なサービ
スのクラスを適用するスケジューリングとパケット・バ
ッファリングの方式を実現する。一方、アクセス・ポイ
ントのパケット・レベル管理は、入力されるトラフィッ
クをモニタして、コール・セットアップ時に仮定された
トラフィックの統計的性質が接続継続期間に維持される
ようにする。これによって過負荷と混雑が防止される。
多くの場合、トラフィック・ソースに関係する統計的パ
ラメータを、「先見的に」正確に予測することは不可能
である。更に、ソースのトラフィック特性は時間と共に
大きく変化し得る。従ってトラフィックの流れを予測
し、接続ライン上のトラフィックの特性の変化に動的に
反応する機能が重要になる。

【０００４】トラフィック管理を軌道にのせ、混雑のな
いネットワークを実現するうえで欠かせないのは、接続
レベル管理とパケット・レベル管理の適正な相互関係を
常に確保することである。すなわち接続レベル管理のパ
ラメータは、所望のパケット・レベル管理が適切に行な
われるように設定しなければならない。同様にパケット
・レベル管理の機能は、コール・セットアップ割当てに
対応するように実行されなければならない。この問題に
対する従来技術のアプローチについては、J．S．Turner
による"New Directions in Communications （or Which
Way tothe Information Age）"、IEEE Communications
Magazine、Vol．24、No．10、pages 8-15、October 19
86、G．M．Woodruff、R．G．H．Rogers、及びP．S．Ric
hardsによる"A Congestion Control Framework for Hig
h-Speed IntegratedPacketized Transport"、Proceedin
gs of the IEEE Globcom ^88、pages 203-207、Novembe
r 1988、I．CidonとI．S．Gopalによる"PARIS：An Appr
oach toIntegrated High-Speed Private Networks"、In
ternational Journal ofDigital and Analog Cabled Sy
stems、Vol．1、No．2、pages 77-85、April-June 198
8、A．E．Echberg、 Jr．、D．T． Luan、及びD．M．Lu
cantoni による"Meeting the Challenge：Congestion a
nd Flow Control Strategies forBroadband Informatio
n Transport"、 Proceedings of the IEEE Globcom ^8
9、pages 1769-1773、March 1989、I．Cidon、I．S．Go
pal、及びR．Guerin による"Bandwidth Management and
Congestion Control in plaNET"、 IEEECommunication
s Magazine、Vol．29、No．10、pages 54-63、October
1991、並びにR．GuerinとL．Gunによる"A Unified App
roach to Bandwidth Allocationand Access Control in
Fast Packet-Switched Networks"、Proceedings ofthe
IEEE Infocom ^92、Florence、Italy、pages 1-12、Ma
y 1992 を参照されたい。

【０００５】特性の違いが大きいデータ・ストリームの
パケット通信ネットワークの接続に対応するうえで大切
なことは、計算と更新が容易に行なえ、多種多様なトラ
フィックの主要特性をすべて捕捉することができるメト
リック（metric）で、接続それぞれに帯域幅を割当てる
ことである。また、このメトリックは転送リンク上の個
々の接続のすべてに起因する転送リンクの累積トラフィ
ック負荷を特徴づけるために用いられなければならな
い。ネットワーク内のトラフィックを効率的に管理する
ためには、ネットワークのトラフィックを特徴づけるた
めに容易に計算されるメトリックが必須要因になる。も
う１つの必須要因は、このメトリックをパケット・レベ
ルの機構、例えば"リーキー・バケット"（leaky bucke
t）型のパケット管理にマップすることである。

【０００６】具体的には、リーキー・バケット式のパケ
ット・レベル・アクセス管理では、一般に２つの目的を
達成する必要がある。第１に、管理設計はトラフィック
が設定値の範囲内にある限りは透過的でなければなら
ず、これによりネットワークへの直接アクセスが可能に
なる。一方、第２点はリーキー・バケットの設計によ
り、ユーザ・ソースによってトラフィックがその設定値
を超える時にそのソースが占める最大帯域幅を、少なく
とも新しい帯域幅が交渉されるまでは、管理しなければ
ならない。リーキー・バケット式管理メカニズムは以下
のように機能する。

【０００７】トークンが一定速度で生成され、一定サイ
ズのトークン・プールに送られる。パケットはトークン
・プール内の使用可能なトークン数がパケットに対応す
る場合にのみ、ネットワークに入力することができる。
例えば、各トークンが１ビットの情報を転送するのが許
可されるとすれば、パケットをネットワークに入力でき
るのは、使用可能なトークン数がパケット内のビット数
よりも大きい場合だけである。各パケットがネットワー
クに投入された後、プール内の使用可能なトークン数は
パケット内のビット数ずつ減分される。トークンの累積
速度は、理想的には、このトラフィックの長期平均速度
に等しく、プール・サイズは、トラフィックのバーステ
ィネス（burstiness）の関数である。トークン速度もプ
ール・サイズも、平均速度とバースティネスが期待通り
の、挙動が正しいユーザ・トラフィックが得られるよ
う、リーキー・バケットの透過性を実現するために選ば
れる。パケットをネットワークに入力できるピーク速度
はしかし、パケットをネットワークに投入できる最大速
度を制限するスペーサを、パケット・トラフィックに一
定間隔で使用することによって制御される。このような
スペーサの使用例は、上記のInfocom ^92 の記事に見ら
れる。一般に最大速度はトラフィックのピーク速度に等
しいが、ユーザ・トラフィックの円滑化（アクセス遅延
が大きくなるという欠点がある）と、そのトラフィック
に予約された帯域幅の量とのバランスをとるように調整
することができる。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】一般に透過性という制
約により、入力トラフィックのバースティネスに r対応
するためにトークン速度を平均トラフィック速度よりも
大きくする必要がある。トークン速度の値は、その場
合、ユーザ・トラフィックをネットワークに入力できる
最悪の場合の平均速度を決定する。特に、ユーザの平均
入力速度がトークン速度を超える時、リーキー・バケッ
トは飽和し、トークン・プールは常に空になる。従って
パケットは、トークンが生成される速度と同じ速度でし
かネットワークに入力できない。リーキー・バケットの
出力は、その場合、トークン速度に等しい平均速度の一
定のビット・ストリームのように見える。このようにネ
ットワークに入る増加した平均負荷が混雑の原因になら
ないようにするには、トークン速度が、リンク内のその
接続に予約された帯域幅を超えないようにする必要があ
る。このトークン速度が決定すれば、トークン・プール
のサイズは、リーキー・バケットのユーザに対して適切
な透過性が得られるように選択することができる。ここ
での難題は、透過性と最大帯域幅管理の両方を達成する
ために、また同時に、ネットワーク・トラフィックのパ
ケット・レベル管理を動的に、リアルタイムに行なえる
ように、これらリーキー・バケットのパラメータを充分
高速に計算するために、それらパラメータを各接続につ
いて決定することである。

【０００９】

【課題を解決するための手段】本発明の実施例に従っ
て、パケット通信ネットワークにおいて、接続ルートが
確立されている時にリアルタイムに行なえる最少の計算
によって、新しい接続が追加または否定される。特に接
続リクエストにより、接続ラインの各リンクについてリ
ンク・メトリック・ベクトルが指定される。提示された
ルート内の各リンクの容量は、統計的多重化法により調
べられ、新しい接続を統計的に処理できるかどうかが判
定される。すなわちリンクの接続がすべて、このような
接続について予測された統計平均パラメータで動作して
いた場合、リンクは接続をすべて処理できることにな
る。このような統計的多重化は、もちろん、複合信号の
統計上の全体的挙動を保証するため、リンク上にそのよ
うな接続が充分な数あることを前提にしている。つま
り、各リンクのメトリック・ベクトルが与えられている
とき、"多くの"同様の接続がリンクを共有するという統
計的多重化の仮定の有効性がチェックされる。統計的多
重化の仮定の有効性によるが、新しい接続を伴うリンク
の新しいメトリックは、（仮定が有効な場合は）接続リ
ンク・ベクトルの簡単な加算（切断リクエストの場合は
減算）であり、（仮定が有効でない場合は）新しいトラ
フィックが一定ビット速度の接続であると仮定したリン
ク・メトリック・ベクトルの加算（または減算）であ
る。これらリンク・メトリック値は、もちろん、これら
の値を実現するアクセス管理メカニズムの実施に依存す
る。

【００１０】上記のリンク・メトリックを計算するアル
ゴリズムは、計算上の効率化が可能であり、リンク・メ
トリック・ベクトルのリアルタイム更新が行なえると同
時に、リンク帯域幅と接続特性の実際の関係を明らかに
する。このアルゴリズムはまた、リンク・メトリック更
新の漸増性を維持するので、個々の接続についての情報
をネットワークのトポロジ・データベースに維持する必
要がない。

【００１１】実際、新しい接続のメトリックをもつ接続
リクエスト・メッセージは、その接続について提示され
たルートを伝播する。ルートに沿った各交換点では、リ
クエスト・メッセージ内のメトリックが、ルートの次の
部分についてのリンク・メトリックを更新するのに用い
られる。ルート上のすべてのリンクが更新され、リクエ
スト内の新しい接続が、接続内のすべてのリンクについ
て受理された時は、このルートに沿って情報メッセージ
を転送することができる。

【００１２】この接続リクエスト・メッセージが接続経
路に沿って処理されている間に、リーキー・バケットの
パラメータを計算して、新しいパケット・ソースのネッ
トワーク・アクセスを発信ノード側で制御することがで
きる。特に、各リンクのトークン速度の初期予測は、統
計的多重化の仮定がそのリンクで有効性を認められない
場合は（すなわち、この種の接続の数が充分に大きく、
このリンクでこれをサポートできない場合）、新しい接
続の同等帯域幅に等しいか、または、仮定の有効性が認
められる場合は、このリンクの同等容量の最小値に等し
いとされる。使用可能なこの帯域幅は、そのリンクに"
予約可能な帯域幅"と呼ばれ、物理的な帯域幅のうちい
くらか大きい部分に等しく、統計的多重化アルゴリズム
に誤差余裕が残る。新しい接続のネットワーク・アクセ
スを制御するのに用いられる実際のトークン速度は、す
べてのリンクについて、これら初期予測の最小値、すな
わち接続経路上のすべてのリンクの新しい接続に対する
最小所要帯域幅予測である。

【００１３】トークン速度が決定されれば、トークンが
足りなくなる可能性が所望の可能性よりも小さくなるよ
うにトークン・プールのサイズが計算される。このよう
にし典型的されたリーキー・バケットのパラメータは、
ネットワークへのトラフィック・アクセスを制限するス
ペーサの動作によって入力トラフィックのパラメータが
円滑にされた場合には調整でき、入力されるトラフィッ
クの統計的挙動の大きな変化をトラフィック予測要素が
検出する場合には、動的に更新することができる。

【００１４】上記から明らかなように、本発明に従っ
て、帯域幅予約アルゴリズムとリーキー・バケットのア
クセス管理メカニズムが、トラフィックを指定する同じ
パラメータから計算されるので、トラフィックの流れを
一貫して制御することができる。またこのような一貫し
たトラフィック制御により、通信ネットワークに混雑が
生じることはなく、トラフィックは自由に流れる。

【００１５】

【実施例】

【数１０】は以降「ティルドＸ」と記載する。

【数１１】は以降「ハットＸ］と記載する。

【００１６】図１は、８個のネットワーク・ノード（１
乃至８）から成るパケット転送ネットワーク１０のブロ
ック図である。ネットワーク・ノード１１は各々、通信
リンクＡ乃至Ｌによって他のネットワーク・ノード１１
にリンクされる。このような通信リンクはそれぞれ、永
続接続か、または選択的に確立される（ダイヤルアッ
プ）接続である。ネットワーク・ノード１１はいずれ
も、或いはすべて、エンド・ノードに接続することがで
きる。図でネットワーク・ノード２はエンド・ノード
１、２、３に、ネットワーク・ノード７はエンド・ノー
ド４、５、６、ネットワーク・ノード８はエンド・ノー
ド７、８、９にそれぞれ接続されている。ネットワーク
・ノード１１はそれぞれ、ノード内の判定点をはじめ、
接続されたすべてのノード、ネットワーク・ノード、及
びエンド・ノードにデータ通信サービスを提供するデー
タ処理システムから成る。各ネットワーク・ノード１１
は、ノード内に判定点を１個以上含み、入力されるデー
タ・パケットは、そのノード内または他のノード内で終
端する出力側の通信リンク上を選択的にルーティングさ
れる。このルーティングの判定は、データ・パケットの
ヘッダ内の情報に応答して行なわれる。ネットワーク・
ノードはまた、終端ノード間のルートや経路の計算など
の補助サービスを提供し、そのノードでネットワークに
入るパケットのアクセス管理を実現し、ルート計算をサ
ポートするのに用いられるネットワークのトポロジ・デ
ータベースのディレクトリのサービスと維持を行なう。

【００１７】エンド・ノード１２はそれぞれ、別のエン
ド・ノードに転送されるデジタル・データのソースか、
もしくは別のエンド・ノードから受信されたデジタル・
データを使う利用側デバイス、またはその両方を含む。
図１のパケット通信ネットワーク１０のユーザは、パケ
ット・ネットワーク１０にアクセスするために、ローカ
ル・ネットワーク・ノード１１に接続されたエンド・ノ
ード（デバイス）１２を利用する。ローカル・ネットワ
ーク・ノード１１は、ユーザのデータを図１のパケット
・ネットワーク上を転送するのに適したフォーマットの
パケットに変換し、ネットワーク１０でパケットをルー
ティングするために用いられるヘッダを生成する。

【００１８】図１のネットワークでパケットを転送する
ためには、そのパケットを転送するためのソース・ノー
ドから宛先ノードまでの、ネットワーク上の現実の経路
またはルートを計算する必要がある。このルート上のど
のリンクでも過負荷を避けるため、適切な帯域幅を新し
い接続に使用できるようにするアルゴリズムに従ってル
ートが計算される。このようなアルゴリズムの一例につ
いては米国特許出願第８７４９１７号（1992年4月28日
出願）を参照されたい。ルートが計算されると、接続リ
クエスト・メッセージがネットワークに投入されて、計
算されたルートを送られ、ルートに沿った各リンクの帯
域幅占有度が更新されて、新しい接続が反映される。こ
の接続リクエスト・メッセージを図２に示した。

【００１９】図２は、図１のネットワーク内のソース・
ノードから、予め計算されたルートをたどってネットワ
ーク内の宛先ノードへ送られる接続リクエスト・メッセ
ージの図である。図２の接続メッセージは、予め計算さ
れたルートに接続メッセージを転送するのに必要な情報
を含むルーティング・フィールド２０をもつ。図２の接
続リクエスト・メッセージはまた、新しいパケット・ソ
ースの統計上重要な特性を特徴づけ、この新しいソース
を、ルートの各リンク上に存在していた信号と統計的に
多重化するための接続リクエスト・ベクトル２２をも
つ。詳しくは後述するが、この接続リクエスト・ベクト
ルは、ソースの累積ビット速度の平均、そのビット速度
のその平均からの偏差、及び新しい接続に必要な同等帯
域幅を含む。この接続リクエスト・ベクトル内の値は、
ルートの各リンクをテストして、新しい接続が実際にリ
ンクによってサポートされるかどうかを判定し、リンク
占有メトリックを各リンクについて個別に更新して、新
しい接続の追加を反映するのに用いられる。ルートが計
算された後にリンク占有度が変わっている場合、ルート
に沿ったどのノードでも接続を拒否し、ソース・ノード
に拒否を通知することができる。制御フィールド２３
は、接続の確立に用いられる追加情報を含むが、このフ
ィールドは本発明に関連しないので詳細は略する。接続
が断たれる時、図２と同じフォーマットをもつ接続削除
メッセージが、削除される接続のルートに沿って転送さ
れる。その場合、削除された接続のメトリックを「減
算」することによって、リンク占有度が更新されて、こ
の接続の削除が反映される。

【００２０】図３は、図１のネットワーク・ノード１１
などにある典型的なパケット・ネットワーク判定点のブ
ロック図である。図３の判定点は高速パケット交換ネッ
トワーク３３から成る。判定点に届いたパケットはこの
ネットワーク３３で入力される。そのパケットは、転送
アダプタ３４、３５、．．．、３６を介して転送リンク
に届くか、またはアプリケーション・アダプタ３０、３
１、．．．、３２を介してエンド・ノード内のユーザ・
アプリケーションから送られる。転送アダプタ３４乃至
３６は、ネットワーク３３に似た、また別のパケット交
換ネットワークに接続されたノード内転送リンクに接続
することができる。これによりノードの交換容量が拡大
する。このように図３の判定点は、判定点に到達したパ
ケットを（エンド・ノードの）ローカル・ユニットまた
は判定点を出て（ネットワーク・ノードとエンド・ノー
ドの）転送リンクに接続するように働く。アダプタ３０
乃至３２及び３４乃至３６は、ネットワーク３３での交
換の前後にパケットをキューイングする回路を追加する
ことができる。ルート・コントローラ３７は、図３の判
定点内のユーザ・アプリケーション・アダプタ３０乃至
３２の１つから生じたパケットについて、ネットワーク
内の最適ルートを計算するのに用いられる。ネットワー
ク・アクセス・コントローラ３９は（図３の判定点から
生じた接続ごとに１個）、どの接続についても一時速度
が、元の接続を確立する際に仮定された値を超える場合
に、パケットのネットワークへの投入を制御するのに用
いられる。ルート・コントローラ３７とアクセス・コン
トローラ２９は両方とも、ルートの計算またはアクセス
の制御に、新しい接続のリンク・メトリック・ベクトル
を利用する。またコントローラ３７は、ネットワークの
各リンクのトラフィックを表わすリンク・メトリック・
ベクトル（トポロジ・データベース３８に格納）を利用
して、ネットワークの接続ルートを計算する。ネットワ
ーク・トポロジ・データベース３８は、図１のネットワ
ークのすべてのノードと転送リンクについての（コント
ローラ３８が正常に動作するのに必要な）情報を格納す
る。

【００２１】図３のコントローラ３７、３９は個別デジ
タル回路から、好適には適切にプログラムされたデジタ
ル・コンピュータ回路から構成することができる。この
ようなプログラムされたコンピュータは、図３の判定点
内のユーザ・アプリケーションから生じたパケットのヘ
ッダを生成するのに使用できる。同様にコンピュータ
は、新しい接続のための現実のルートを計算し、混雑を
防ぐためにネットワークへのアクセスを制御するのに必
要な機能を計算するのにも使用できる。データベース３
８内の情報は、新しいリンクそれぞれが活動化された
時、新しいノードがネットワークに追加された時、リン
クやノードがネットワークから外された時、新しい接続
の追加によってリンクの負荷が変化した時などに更新さ
れる。このような情報は、リソースが接続されたネット
ワーク・ノードから生じ、ルートとアクセスを管理する
ための計算に必要なトポロジ情報を最新のものにしてお
くために、他のすべてのノードと交換される。このデー
タは、ネットワークのエンド・ユーザ間で交換される情
報パケットとよく似たパケットとしてネットワーク内を
転送することができる。

【００２２】図３のパケット判定点に入る転送リンク
は、図１のエンド・ノード１２など、ローカル・エンド
・ノードからのリンクで、または図１の隣接したネット
ワーク・ノード１１からのリンクで構成することができ
る。いずれにしても、図３の判定点は同じように動作し
て、各データ・パケットを受信し、パケット・ヘッダ内
の情報に従って別のローカル判定点またはリモート判定
点に送る。図１のパケット・ネットワークは、このよう
に図１の任意の２つのエンド・ノード間の通信を可能に
するように動作し、その際、単一パケットの期間を除け
ば、転送機構やノード機構をその通信経路専用に用いる
必要はない。こうして、パケット・ネットワークの通信
機構の利用が最適化され、各通信経路に専用の転送リン
クを用いた場合よりもかなり多くのトラフィックが転送
される。

【００２３】図４は、図３のデータベース内に格納され
た情報の一部を表にしたものである。図４から分かるよ
うに、ネットワークの各リンクのメトリック・ベクトル
はデータベースに格納される。リンク・メトリック・ベ
クトルは本発明に従って、以下に述べるように計算され
る。これらリンク・メトリック・ベクトルは、後述する
ように、ネットワーク内の仮想接続それぞれの追加また
は削除に応じて更新され、ネットワーク内の物理的な変
更を反映するように調整される。リンク・メトリック・
ベクトルをコール・リクエストとアクセス管理に用いた
例については、それぞれ図５、図６と共に説明する。

【００２４】図１に示したブロードバンドの統合パケッ
ト交換ネットワークでは、特性（ピーク速度、使用率、
バースト・サイズなど）が大きく異なり得る接続が、ネ
ットワーク・リンクの共有を許可される。ただし、こう
した違いがあるにもかかわらず、各ネットワーク・リン
ク上で、現在の負荷レベルまたは既存の接続に割当てら
れた全帯域幅を識別する必要がある。これは、リンク上
の負荷レベルが簡単に得られるリンク・メトリック・ベ
クトルの定義を通して達成される。負荷メトリック・ベ
クトルは個々の接続の特性に対応し、特性が異なる多く
の接続を累積した結果を得る。リンクｋｌのメトリック
・ベクトルＬ_klは、そのリンク上でルーティングされた
すべての接続の特性から得られ、次式によって与えられ
る。

【数１２】

【００２５】ここでＮは、リンクｋｌ上で現在多重化さ
れているネットワーク接続の数、ｍは接続されたソース
の累積ビット速度の平均、σ² は累積ビット速度の偏
差、ハットＣ^(N)は、独立したＮ個の同等帯域幅容量の
和であり、次式で与えられる。

【数１３】

【００２６】ここでＸ_klは、バッファ・スペースの量、
ｙ_j、kl＝１ｎ（１／ε_kl）ｂ_j（１−ρ_j）Ｒ_j、ε_kl は
リンクｋｌの所望のバッファ・オーバフローの確率、ρ
_j＝ｍ_j／Ｒ_jは接続ｊがアクティブである（すなわちバ
ースト状態にある）確率である。Ｒ_j は新しい接続ｊの
ピーク入力速度である。一般にＸ_klは、リンクの物理的
記憶容量、またはこのリンクの目的遅延を表わす。例え
ばキューイングの目的遅延は、Ｘ_kl／Ｃ_klよりも小さく
し、確率を（１−ε_kl）とすることができる。ここでＣ
_klはリンクの転送容量である。

【００２７】この同等容量ハットｃ_j、klは、分離した接
続について接続特性の結果を得る。リンクｋｌ上のＮ個
の接続の累計に割当てられたリンク帯域幅ハットｃ_j、kl
についての次の近似式は、統計的多重化の結果と個々の
接続特性の影響の両方を明らかにする。

【数１４】

【００２８】ここでバッファ・オーバフロー確率がεの
とき、α^ は次式に等しい定数である。

【数１５】

【００２９】接続が追加または削除されると、リンク・
メトリック・ベクトルＬ_klを更新して負荷の変化を反映
しなければならない。このような更新は、追加／削除さ
れた接続の特性だけではなく、この接続とリンク全体の
容量との関係にも依存する。この関係は部分的には、接
続のために予約する必要がある帯域幅の量を決定するか
ら、極めて重要である。例えば１０メガビットの接続に
必要な帯域幅の量は、１ギガビットのリンクと４５メガ
ビットのリンクでは異なり得る。この違いのもとは、数
１４の第１項に統計的多重化近似を用いることにある。
この統計的多重化の仮定は、追加／削除されたものと同
様の接続を数多くサポートできるリンクについてのみ真
である。従って、リンク・メトリック・ベクトルを正し
く更新するためにはこの仮定の有効性をチェックしなけ
ればならない。ただし、リアルタイムの計算を可能にす
るためには、このチェックに伴う計算は出来るだけ限定
する必要がある。本発明は、このチェックを行なうため
に簡単なアルゴリズムを利用し、接続がリンクに追加ま
たはリンクから削除された時に、このチェックをもとに
リンク・メトリック・ベクトルを更新するものである。

【００３０】リンク・メトリック・ベクトルの更新は、
本発明に従って次のように進む。新しい接続リクエスト
のそれぞれに、接続の所要帯域幅を特徴づける帯域幅リ
クエスト・ベクトルｒ_N+1 が伴う。リクエスト・ベクト
ルは次の形をとる。

【数１６】

【００３１】ここで、ｍ_N+1とσ² _N+1は、接続ビット速
度の平均と偏差、ハットｃ_N+1は、数１３によって与え
られる分離した接続の同等帯域幅である。バッファ・サ
イズなどの特性が選択されたルートに沿ったリンクによ
って異なる場合、この同等帯域幅はそれ自体がベクトル
である（ルートの各リンクに１個）。簡単のため、リク
エスト・ベクトルはすべてのリンクについて同じである
とする。複数のリクエスト・ベクトルに対応するために
必要な変更については、当業者には明らかであろう。

【００３２】接続リクエスト・メッセージが、計算され
た接続経路を伝播すると、そのメッセージは、ノードに
接続されたリンクの帯域幅の管理を受持つルート・コン
トローラ３７（図３）によって各ノードにコピーされ
る。この接続では切断は単に、元々その接続に予約され
た帯域幅の量の逆予約にすぎない。ルート・コントロー
ラ３７は、帯域幅予約ベクトルを用いて、計算された接
続経路内に用いられるリンクについて、トポロジ・デー
タベース３８内のリンク・メトリック・ベクトルを更新
し、接続が追加されている場合は、新しいリンク負荷を
導いて、接続を受理または否定するかどうかを決定しな
ければならない。リンク・メトリック・ベクトルを適切
に更新するためには、各リンクで２つの操作を行なう必
要がある。第１に、リクエスト・ベクトルｒ_j をもつ接
続の数（リンクｋｌで統計的に多重化可能）が計算さ
れ、統計的多重化の仮定を満足するのに必要な数と比較
される。具体的には、数１４で用いられる統計的多重化
の仮定では、リンクが追加または削除されたものと同様
の接続を"数多く"サポートできなければならない。何ら
かの接続が与えられている場合、帯域幅が広いリンクは
それだけ多くの接続に対応するので、この仮定は接続特
性とリンク全体の帯域幅の両方に依存し、結果的に統計
的多重化の仮定の精度が向上する。この仮定の有効性が
チェックされれば、リンク・メトリックの更新に実際に
用いられるリクエスト・ベクトルを選択し、新しいリン
ク・メトリック・ベクトルの計算に用いることができ
る。

【００３３】リンクｋｌのリクエスト・ベクトルｒ_j を
受理した後、そのリクエスト・ベクトルをもち、リンク
ｋｌに対応する接続の最大値は、次式で与えられる。

【数１７】

【００３４】ここでＲ_klは、リンクｋｌ上の予約可能な
最大容量である。新しいリンク・メトリック・ベクトル
は、Ｎ_kl ^(j)が所与の最小値Ｎ^*よりも大きいか小さいか
をもとにして計算される。Ｎ^* の値は、統計的多重化の
仮定の有効性を認めるのに必要な累積ビット速度分布を
近似するために"大きく"する必要がある。ただし、数１
４の右辺の第１項の平均で表わされる、定常近似帯域幅
容量の近似は、バッファを無視しているので、帯域幅容
量はすべて大きくなり、適度な誤差余裕は許容できる。
リンク・メトリック・ベクトル値の統計分布をガウス分
布とすれば、多くの状況下で適度な精度を保証するには
１０接続のＮ^* の値が適切である。中間ノードにバッフ
ァリングがほとんど或いは全くない場合は、Ｎ^* を大き
くする必要がある。いずれの場合でも、新しいリンク・
メトリック・ベクトルＬ^ _klは、ヒューリスティックに
決定されたＮ^* の値を用いることで、次式のように計算
される。

【数１８】

【００３５】ここで加算は要素方向であり、ティルドｒ
_j は、統計的多重化の仮定が真ではないリンクについて
変更されたリクエスト・ベクトルで、次式によって与え
られる。

【数１９】

【００３６】ここで分かるように、数１９は単に統計的
多重化の仮定が真ではないネットワーク接続が、一定ビ
ット速度の接続（σ_j ²＝０）として扱われ、速度が、数
１３で与えられるその同等容量に等しいことを示してい
る。

【００３７】新たに割当てられた同等帯域幅は、数１４
により、更新されたリンク・メトリック・ベクトルＬ^
_klから簡単に計算される。あるネットワーク接続に割当
てられた帯域幅が解除された時もプロシジャは同様であ
るが、数１８では加算ではなく減算がとられる。こうし
た計算は基本的には、負担が大きいＮ_kl ^(j) の計算を避
けることによって、所要計算量が最少になるように行な
える。このプロシジャは、数１７により以下に示すよう
に行なわれる。

【００３８】１．リンクｋｌのリクエスト・ベクトルｒ
_j を受理した時、統計的多重化のために"多数"の接続を
仮定する有効性（すなわちＮ_j、kl＜Ｎ^*）をチェックす
る。これはＮ_j、klを計算せずに以下のようにして行なえ
る。・ｔ₁＝Ｒ_kl−Ｎ^*ｍ_j を計算する。この計算は、統計的
多重化の仮定をサポートするのに必要な、新しい接続と
同じ平均ビット速度（ｍ_j）の接続を最少数（Ｎ^*）維持
した後に残るリンクｋｌの予約可能な最大容量（Ｒ_kl）
を求めるものである。・ｔ₁≦０の場合、すなわちリンクがその接続をＮ^*個担
うことが「できない」場合は、ベクトル・ティルドｒ_j
を数１９から得る。リンクは、統計的多重化の仮定を保
証するために最少数の接続を確立できず、一定ビット速
度の帯域幅の推定（ティルドｒ_j ）が、リクエスト・ベ
クトル（ｒ_j）の統計的多重化について同等帯域幅の推
定の代わりに用いられる。・他の場合はｔ₂＝α^{^2}Ｎ^*σ_j ² を計算する。すなわ
ち、リンクがＮ^*接続の平均ビット速度をサポートする
としても、充分な帯域幅が残り、その接続の標準偏差も
サポートされる。・ｔ₂≧（ｔ₁）²の場合、数１９からティルドｒ_jを得
る。すなわちリンクがＮ^*個の接続の標準偏差をも担え
ない場合、一定ビット速度の帯域幅ティルドｒ_j を使用
する。・他の場合はｒ_j を使用する。リンクが最少接続の平均
ビット速度と、最少接続の標準偏差の両方を担えない場
合、リクエスト・メッセージ内のリクエスト・ベクトル
を使用する。２．リクエストが接続の削除に対するものである場合、
ｒ_j＝−ｒ_j（またはティルドｒ_j ＝−ティルドｒ_j）と
する。３．数１８から、簡単なベクトル加算により新しいリン
ク・メトリック・ベクトルＬ^{^} _kl を計算する。

【００３９】このアルゴリズムは、リンク・メトリック
・ベクトルを更新する効率的なプロシジャを与え、高々
加算４回、乗算３回、比較２回しか要しない。この効率
によりリアルタイム更新が可能になると共に、リンク帯
域幅と接続特性の関係が明らかになり、リンク・メトリ
ックの更新の漸増的性質が維持されるので、個々の接続
についての情報を維持する必要がない。

【００４０】図５に新しい接続の経路内の、図２の接続
リクエスト・メッセージが到達する各ノードで用いられ
る上記のプロシジャを実現したアルゴリズムの流れ図を
示す。プロセスはボックス５０から開始し、ボックス５
１に入って、接続リクエスト・メッセージがルートに沿
ったノードでコピーされる。ボックス５２で接続リクエ
スト・メッセージからリクエスト・ベクトルｒ_j が抽出
され、ボックス５３でｔ₁の値を計算するのに用いられ
る。判定ボックス５４では、ｔ₁の値がゼロと比較さ
れ、ゼロに等しいかより大きい場合、ボックス５５でｔ
₂ の値が計算される。判定ボックス５６ではｔ₂の値が
ｔ₁の値の２乗と比較される。ｔ₂がｔ₂の２乗よりも小
さい場合、ボックス５７で増分ベクトルが、接続リクエ
スト・メッセージと共に受信されたリクエスト・ベクト
ルｒ_jと等しくセットされる。ｔ₂がｔ₁の２乗に等しい
かより大きい場合は、ボックス６０で増分ベクトルが数
１９を用いてティルドｒ_j に等しくセットされる。ｔ₁
の値がゼロより小さい場合（ボックス５４で判定）、ボ
ックス６０で増分ベクトルがティルドｒ_j の値にセット
される。いずれの場合も、ボックス５８で、要素方向の
簡単なベクトル加算により、このリンクのメトリック・
ベクトルを更新するために増分ベクトルが用いられる。
プロセスはボックス５９で停止する。

【００４１】図５の流れ図で示したプロセスは、ソース
・ノードから宛先ノードへパケットを転送するために選
択されたルートに沿うノードのそれぞれで行なわれる。
このリンク・メトリック・ベクトルの更新プロセスを実
行するための容量は、従って、図１のネットワークの全
ノードに存在し、接続リクエスト・メッセージがそのノ
ードで受信されるたびに起動される。また、数１７は図
５のプロシジャで直接には解かれないから、ベクトル更
新時のきわめて大きい時間遅延が回避される。

【００４２】先に定義したリンク・メトリックは、本発
明に従って、ネットワークへのアクセスを制御するため
に、リーキー・バケットの設計パラメータを計算するの
にも用いられる。リーキー・バケットのメカニズムは次
のように説明することができる。トークンが一定速度γ
で生成され、トークン・サイズがＭのトークン・プール
に送られる。パケットは、パケット長を収容するのに充
分な数のトークンがプールにある場合にのみネットワー
クへの入力が許可される。例えば各トークンが１バイナ
リ・ビットに相当する場合、パケットは、プール内のト
ークン数がパケットのビット長を超える場合にのみ転送
される。パケットが投入されれば、トークン・プールは
パケット内のトークン数だけ縮小される。係数γは理想
的には、ネットワーク内のパケット接続に割当てられた
長期的帯域幅を表わし、Ｍはユーザ・トラフィックのバ
ースティネスに対応する。いずれのパラメータも、トラ
フィックが、取決められた値内にある限りは、ユーザに
対するリーキー・バケットのアクセス管理の透過性を実
現し、トラフィックが交渉された値を超える時にトラフ
ィックによって占められる最大帯域幅を制御するように
選ばれる。

【００４３】上記のようにトークン生成率γは、理想的
には、ネットワーク・リンクのこの接続に予約された帯
域幅に対応する。しかし数１４から分かるように、予約
された帯域幅全体に対する接続の関わりは、その接続そ
れ自体と共に、リンクで多重化された他の接続にも依存
する。更にまた、パラメータＮ^* によって数１８に導入
された制約により、リーキー・バケット・パラメータの
計算が更に複雑になる。接続の数とリンクで予約された
帯域幅に対するその関わりを時間をおって管理すること
が可能だとしても、この情報をリンクを共有するすべて
の接続のエントリ・ポイントに戻し、新しい接続がリン
クに追加またはリンクから削除されるたびにリーキー・
バケット・パラメータを更新するのは現実的ではない。

【００４４】リーキー・バケットのパラメータを決定す
る実際的な方法は、本発明の実施例に従って、透過性と
帯域幅の制限の両方に対応するように実現される。特
に、提示されたルートの各リンクでは、数１７で与えら
れる、リンクで多重化できる接続の最大数が、与えられ
たＮ^* の最小値よりも小さく、統計的多重化の仮定を満
足しない場合、そのリンクの推定トークン速度は単純
に、そのリンクの多重化された接続に割当てられた帯域
幅に等しい。すなわち数１３から計算されるように、推
定トークン速度は、そのリンクの同等帯域幅に等しい。
一方、充分な数の同様の接続をルートのそのリンク上で
多重化できることから統計的多重化の仮定が満足される
場合、そのリンクの推定トークン速度は次式に等しくさ
れる。

【数２０】

【００４５】ａ_j、klが、数１３から計算されたハットｃ
_j、klよりも小さいとすると、数２０のＲ_klは、リンクｋ
ｌの予約可能な最大容量であり、Ｎ_j、klは数１７から求
められる。すなわち接続はすべて、そのリンクで等しい
帯域幅を占める。これは、それらがすべて同一の特性を
もち、そのリンクの推定トークン速度が、これら割当て
られた帯域幅の１つに等しいからである。その接続Ｎ
_j、klの数は次式で与えられる。

【数２１】

【００４６】ここでα^ は、数１５で定義され、σ_jは
平均ビット速度がｍ_jの信号ソースの累積ビット速度の
標準偏差である。

【００４７】先の説明をもとに、接続について提示され
た経路内の各リンクの推定トークン速度は次式で与えら
れる。

【数２２】

【００４８】接続についてネットワークの入力ノードで
用いられる実際のトークン生成速度は、接続経路内の全
リンクの推定トークン速度の最小値である。すなわちア
クセス管理トークン速度は次式で与えられる。

【数２３】

【００４９】γ_j を選択することで、たとえ同質でない
環境であっても、ネットワークのすべてのリンクが過負
荷から保護されることが保証される。この保証の証明に
ついては、先に引用したInfocom ^92 の記事を参照され
たい。すなわち、与えられたリンク上のすべての接続
が、平均速度γ_j でトラフィックを送り始めても、リン
クの全負荷は、数１４によって与えられるように、その
リンクに割当てられた全帯域幅ハットＣ_kl未満にとどま
る。

【００５０】トークン速度γ_j が求められると、Ｍの値
は、特性（Ｒ、ｂ、ρ）が与えられたトラフィックにつ
いて、トークンが不足する確率、従ってパケットが遅れ
るか、またはその優先度が低くなる確率が、所望の確率
ξを下回るように選択することができる。ここでＲはピ
ーク入力速度、ｂは入力のバースト期間の平均時間、ρ
は入力がバースト状態にある確率である。この結果を得
るため、バッファ・スペースとトークン・プール・サイ
ズの２重性という考え方により、すなわち空のトークン
・プールの確率をＭよりも大きいキューの確率と等しく
することによって、トークン・プールのサイズＭが次式
から計算される。

【数２４】

【００５１】上記のリーキー・バケットのパラメータを
選択するプロシジャを実現した流れ図を図６に示す。リ
ーキー・バケットは、ソース・トラフィックの統計だけ
でなく、接続経路に沿ったリンクの特性にも依存するソ
ース・トラフィックのネットワーク・アクセスを管理す
るためにソース・ノードで用いられる。これらリーキー
・バケットのパラメータは、従って、図４に示したトポ
ロジ・データベース３８（図３）内のソース・ノードで
既に利用できるトラフィック・データにもとづく。一般
に、接続経路内のこれらのリンクの予約可能なリンク容
量は、ルート上の各リンクに必要なトークン速度γを決
定するのに用いられる。ソース・ノードは、その場合、
γのこれらの値のうち最小値を用いて、リンクが混雑の
影響を受けないようにする。プール・サイズＭはそのと
き、パケットを遅らせる確率を、予め選択された低い確
率よりも小さく保つように決定される。このプロシジャ
は、図５の更新プロセスで用いられるものとよく似た計
算を行なう。

【００５２】図６でプロセスはボックス６１から始ま
り、ボックス６２で、計算されたルート内の次のリンク
に予約可能なリンク容量Ｒ_klが、図３のトポロジ・デー
タベース３８から計算される。ボックス７５では、新し
い接続の同等帯域幅容量ハットｃ_j、klが、先の計算から
使用できない場合は計算され、既に使用できる場合は検
索される。ボックス６３では、統計的多重化の仮定をサ
ポートするのに必要な新しい接続の平均ビット速度ｍ_j
と、ヒューリスティックに求められた最少接続数Ｎ^*と
を用いて第１変数ｔ₁を計算するのにリンク容量Ｒ_klが
用いられる。判定ボックス６４では、ｔ₁ の値がゼロよ
り大きいかそれに等しいかどうかが判定される。他の場
合、ボックス６８で数１３から、このリンクのトークン
速度γ_j、klの推定値がハットｃ_j、klに等しくセットされ
る。判定ボックス６４で求められるとおり、ｔ₁ の値が
ゼロより大きいかそれに等しい場合、ボックス６５で第
２変数ｔ₂ が計算される。判定ボックス６６では、ｔ₂
の値がｔ₁の値の２乗と比較される。ｔ₂の値がｔ₁の値
の２乗に等しいかより大きい場合、プロセスは再びボッ
クス６８に進み、トークン速度γ_j、klの推定値が、数１
３に従ってハットｃ_j、klに等しくセットされる。ｔ₂の
値がｔ₁の値の２乗よりも小さい場合（判定ボックス６
６で判定）、ボックス７６で、数２０によって得られる
ａ_j、klの値が計算される。次にボックス６７で、トーク
ン速度γ_j、klの推定値が、数１３で得られ、既にボック
ス７５で計算された、そのリンクの接続の同等帯域幅ハ
ットｃ_j、klと、ボックス７６で計算されたａ_j、klの値の
最小値に等しくセットされる。ボックス６９では、この
リンクのトークン速度の推定値（ボックス６７またはボ
ックス６８で判定）が、後で用いられるように格納され
る。次に判定ボックス７０で、このリンクがソース・ノ
ードから宛先ノードまでの計算されたルートの最後のリ
ンクかどうかが判定される。このノードがルートの最後
のノードであれば、プロセスは再びボックス６２に入
り、ルートの次のリンクのリンク容量値Ｒ_jkがデータベ
ース３８から得られる。この次のリンクの推定トークン
値は、次にルートの前のリンクについて述べたものと同
じようにボックス６３乃至６８で計算される。

【００５３】トークン速度の推定値が、ルート内のすべ
てのリンクについて計算され、ボックス６９に格納され
た時、これが、ルートの最後のリンクかどうかが判定ボ
ックス７０で判定され、処理はボックス７１に進む。ボ
ックス７１では、実際に使用されるトークン速度が、ボ
ックス６９に格納された最小の推定トークン速度に等し
くセットされる。次にボックス７２で、この実際のトー
クン速度を使用して、数２４からプール・サイズＭが計
算される。プロセスは終了ボックス７３で停止する。

【００５４】図６の流れ図で行なわれる計算は、新しい
接続ルートが計算された後と、接続リクエスト・メッセ
ージが投入された後に、ソース・ノード内で行なわれ
る。パケットは、接続リクエスト・メッセージがルート
全体を通過するまでは、この新しい接続に投入できず、
そのルートのどのリンクによっても拒否されていないの
で、最初のパケットをネットワークに投入する必要があ
る時までは、図６の流れ図に必要な計算を終える時間は
充分にある。その後、計算されたリーキー・バケットの
パラメータが、このソースからネットワークへのパケッ
トのアクセスを管理するのに用いられ、パケット速度
が、予め計算された平均ビット速度を一時的に超える時
に混雑が防止される。前記のように、リーキー・バケッ
トは、このトラフィックを円滑にし、優先度が下げられ
たパケットを転送することで混雑を回避する。

【００５５】パケットがネットワークに投入される実際
の最大速度をβとし、β＜Ｒの場合、リーキー・バケッ
トは、入力トラフィックを更に円滑にし、これによって
ソース・トラフィック特性を変更する。その場合にも、
リーキー・バケットのパラメータγとＭの判定に数２
２、数２３が用いられるが、入力パラメータ（Ｒ、ｂ、
ρ）は（Ｒ^、ｂ^、ρ^ ）に変更される。ここでは、例
えば次式が成り立つ。

【数２５】

【００５６】数２５の新しいパラメータは、数２３、数
２４を用いて、ソースの変更された特性を反映するリー
キー・バケットのパラメータγとＭの値を計算するのに
使用できる。

【００５７】数２５の再定義に対応するために図６をど
のように変更すればよいかは明らかであり、ここでは特
に触れない。リーキー・バケットのパラメータは、入力
信号の統計的性質が大きく変化し、計算されたルートを
ネットワークのリンクと再び交渉する必要がある時には
いつでも再計算することができる。いうまでもなく、接
続がネットワークから除外される時は、リーキー・バケ
ットのパラメータは必要でなくなり、接続終了リクエス
トをルートに送って、その接続の帯域幅予約を削除する
ことができる。

【００５８】ここに定義した新しい接続メトリック・ベ
クトルは、新しい接続の経路に沿ったすべてのリンクに
ついてリンク・メトリック・ベクトルを更新するのに用
いることができ、同時に新しい接続のネットワークへの
アクセスを制御するためにリーキー・バケットのパラメ
ータを計算するのにも使用できる。更に、これらの接続
レベルの管理とパケット・レベルの管理は、各接続につ
いて同じメトリックを基準にしているので、それらは互
換性があり、ネットワークに接続された信号ソースの一
時的な挙動とは無関係に、ネットワークのトラフィック
を制御し、混雑を回避するように連係して動作する。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明に従って決定されたリンク・メトリック
とリーキー・バケットのパラメータを利用し得るパケッ
ト通信ネットワークのブロック図である。

【図２】図１のパケット通信ネットワークで転送され得
るデータ・パケットのルートに沿って帯域幅の予約を設
定する接続リクエスト・メッセージの図である。

【図３】パケットがネットワークに入るか、またはルー
トに沿ってそのパケットの宛先へ送られる、図１のネッ
トワークの代表的な判定点のブロック図である。

【図４】図３に示すような各判断点の、その点での帯域
幅予約とパケット・アクセス管理をサポートするために
用いられるトポロジ・データベースの一部を表形式で示
した図である。

【図５】新しい接続が確立された時にリンク・メトリッ
ク・ベクトルを更新するプロセスの流れ図である。

【図６】推定値を超える入力トラフィックによるネット
ワークの混雑を防ぐために、図３に示すようなエントリ
判定点において図１のネットワークへのアクセスを制御
するのに必要なリーキー・バケット・パラメータを生成
するプロセスの流れ図である。

【符号の説明】

１０パケット転送ネットワーク２０ルーティング・フィールド２２接続リクエスト・ベクトル２３制御フィールド３３高速パケット交換ネットワーク３７ルート・コントローラ３８ネットワーク・トポロジ・データベース３９ネットワーク・アクセス・コントローラ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者ロッチ・ガーリンアメリカ合衆国10598、ニューヨーク州ヨークタウン・ハイツ、シーニック・ビューナンバー４エイチ、ロチャンビュー・ドライブ（番地なし) (72)発明者レベント・ガンアメリカ合衆国27707、ノースカロライナ州ダーラム、スワースモア・ロード 4324 (56)参考文献特開平１−177743（ＪＰ，Ａ)

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】転送リンクによって相互接続された複数の
交換ノードを含み、ソース・ノードと宛先ノードの間の
マルチリンク経路上をデータ・パケットが転送されるパ
ケット通信ネットワークであって、上記ノードの各々に、上記ノード内で終端する各転送リ
ンク上のすべての接続に予約されたトラフィック負荷の
表現（上記すべての接続のビット速度の平均、上記平均
ビット速度に対する上記ビット速度の偏差、及び上記接
続が各々分離して提供された場合に上記接続を担うのに
必要な同等帯域幅の和を含むベクトルから成る）を格納
する手段と、新しい接続のために選択されたルートに沿って、上記新
しい接続の平均、偏差、及び同等帯域幅を表わすベクト
ルを含む接続リクエストを伝播させることによって、上
記ネットワークで上記新しい接続を確立する手段と、上記ルートに沿った上記ノードの各々において、ベクト
ル加算によってトラフィック負荷の上記表現を更新する
ために上記接続リクエストに応答する手段と、を含むパケット通信ネットワーク。
【請求項２】上記転送リンクのいずれかのトラフィック
負荷の更新された表現が、上記転送リンクの容量を超え
る時に上記接続リクエストを拒否するために、上記接続
リクエストに応答する手段を含む、請求項１記載のパケ
ット通信ネットワーク。
【請求項３】トラフィック負荷の上記表現を更新する上
記手段が、次式で与えられる第１変数の値ｔ₁ を決定する手段と、【数１】ここでＲ_klは、リンクｋｌ上の予約可能な最大トラフィ
ック容量、Ｎ^* は定数、ｍ_j は上記新しい接続のビット
速度の平均である。上記第１変数の値をゼロと比較し
て、上記値がゼロより大きい場合には、次式で与えられ
る第２変数の値ｔ₂ を決定する手段と、【数２】ここでσ_jは、平均ビット速度ｍ_jの標準偏差であり、α
^ は次式で与えられる。【数３】上記第２変数の値を上記第１変数の２乗と比較する手段
と、ビット速度の偏差がゼロである更新ベクトル・ティルド
ｒ_j を決定する手段と、上記第１変数がゼロより大きく、上記第２変数が上記第
１変数の２乗より小さい時に、上記表現を上記リクエス
ト・ベクトルで更新する手段と、他の場合には上記表現を上記更新ベクトル・ティルドｒ
_j で更新する手段と、を含む請求項１記載のパケット通信ネットワーク。
【請求項４】リーキー・バケット・メカニズムのトーク
ン速度とプール・サイズを決定して上記パケットの上記
ネットワークへのアクセスを制御するために上記表現を
利用する手段を含む、請求項１記載のパケット通信ネッ
トワーク。
【請求項５】上記ルートの各リンクで上記新しい接続を
担うのに必要な帯域幅を推定する手段と、上記リーキー・バケット・メカニズムのトークン速度と
して、上記ルートの上記リンクの上記新しい接続を担う
最小推定帯域幅を選択する手段と、上記リーキー・バケット・メカニズムによってパケット
を遅らせる確率を、予め選択された値よりも小さくする
ために、上記リーキー・バケット・メカニズムのプール
・サイズを決定する手段と、を含む請求項４記載のパケット通信ネットワーク。
【請求項６】転送リンクによって相互接続された複数の
交換ノードを含み、ソース・ノードと宛先ノードの間の
マルチリンク経路上をデータ・パケットが転送されるパ
ケット通信ネットワークにおいて、新しい接続を確立す
る方法であって、上記ノードの各々に、上記ノードで終端する各転送リン
ク上のすべての接続に予約されたトラフィック負荷の表
現（上記接続すべてのビット速度の平均、上記平均ビッ
ト速度に対する上記ビット速度の偏差、及び上記接続の
各々が分離して提供された場合に上記接続を担うのに必
要な同等帯域幅の和を含むベクトルから成る）を格納す
るステップと、新しい接続のために選択されたルートに沿って、上記新
しい接続の平均、偏差、及び同等帯域幅を表わすベクト
ルを含む接続リクエストを伝播させることによって、上
記ネットワーク内に上記新しい接続を確立するステップ
と、上記ルートに沿った上記ノードの各々におけるベクトル
加算によって、上記トラフィック負荷の表現を上記接続
リクエストに応答して更新するステップと、を含む接続確立方法。
【請求項７】上記転送リンクのいずれかのトラフィック
負荷の、更新された表現が上記転送リンクの容量を超え
る時に、上記接続リクエストを上記接続リクエストに応
答して否定するステップを含む、請求項６記載の方法。
【請求項８】上記トラフィック負荷の表現を更新する上
記ステップが、次式によって与えられる第１変数の値ｔ₁を決定するス
テップと、【数４】ここでＲ_klは、リンクｋｌの予約可能な最大トラフィッ
ク容量、Ｎ^* は定数、ｍ_j は、上記新しい接続のビット
速度の平均である。上記第１変数の値をゼロと比較し、
上記値がゼロより大きい場合、次式で与えられる第２変
数の値ｔ₂を決定するステップと、【数５】ここでσ_jは、平均ビット速度ｍ_jの標準偏差で、α^ は
次式で与えられる。【数６】上記第２変数の値を上記第１変数の２乗と比較するステ
ップと、ビット速度の偏差がゼロである更新ベクトル・ティルド
ｒ_j を決定するステップと、上記第１変数がゼロより大きく、上記第２変数が上記第
１変数の２乗より小さい時に上記更新ベクトルで上記表
現を更新するステップと、を含む請求項６記載の方法。
【請求項９】リーキー・バケット・メカニズムのトーク
ン速度とプール・サイズを決定するために上記表現を利
用するステップを含む、請求項６記載の方法
【請求項１０】転送リンクによって相互接続された複数
の交換ノードを含み、ソース・ノードと宛先ノードの間
のマルチリンク経路上をデータ・パケットが転送される
パケット通信ネットワークのノードであって、上記ノードで終端する各転送リンク上のすべての接続に
予約されたトラフィック負荷の表現（上記接続すべての
ビット速度の平均、上記平均ビット速度に対する上記ビ
ット速度の偏差、及び上記接続が各々分離して提供され
た場合に上記接続を担うのに必要な同等帯域幅の和を含
むベクトルから成る）を上記ノードに格納する手段と、新しい接続の平均、偏差、及び同等帯域幅を表わすベク
トルを含む、上記ノードからの接続リクエストを、上記
新しい接続のために選択されたルートに沿って伝播させ
ることによって、上記ネットワークに上記新しい接続を
確立する手段と、上記ノードにおけるベクトル加算によって上記トラフィ
ック負荷の表現を更新するために、上記ネットワークの
他のノードからの接続リクエストに応答する、上記ノー
ド内の手段と、を含むパケット通信ネットワークのノード。
【請求項１１】上記ルート内の転送リンク上の更新され
たトラフィック負荷表現が上記転送リンクの容量を超え
る時に上記接続リクエストを否定するために上記接続リ
クエストに応答する手段を含む、請求項１０記載のパケ
ット通信ネットワークのネットワーク・ノード。
【請求項１２】上記トラフィック負荷表現を更新する上
記手段が、次式で与えられる第１変数の値ｔ₁ を決定する手段と、【数７】ここでＲ_klは、リンクｋｌの予約可能な最大トラフィッ
ク容量、Ｎ^* は定数、ｍ_j は上記新しい接続のビット速
度である。上記第１変数の値をゼロと比較し、上記値が
ゼロより大きい場合は、次式で与えられる第２変数の値
ｔ₂ を決定する手段と、【数８】ここでσ_jは、平均ビット速度ｍ_jの標準偏差で、α^ は
次式で与えられる。【数９】上記第２変数の値を上記第１変数の２乗と比較する手段
と、ビット速度の偏差がゼロである更新ベクトル・ティルド
ｒ_j を決定する手段と、上記第１変数がゼロより大きく、上記第２変数が上記第
１変数の２乗より小さい時に上記表現を上記リクエスト
・ベクトルで更新する手段と、他の場合に、上記更新ベクトル・ティルドｒ_j で上記表
現を更新する手段と、を含む請求項１記載のパケット通信ネットワーク。
【請求項１３】上記ノードにおける上記パケットの上記
ネットワークへのアクセスを制御するように、リーキー
・バケット・メカニズムのトークン速度とプール・サイ
ズを決定するために上記表現を利用する手段を含む、請
求項１記載のパケット通信ネットワーク・ノード。