JP2566730B2 - 情報を転送するための方法及びシステム - Google Patents
情報を転送するための方法及びシステムInfo
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- JP2566730B2 JP2566730B2 JP5252838A JP25283893A JP2566730B2 JP 2566730 B2 JP2566730 B2 JP 2566730B2 JP 5252838 A JP5252838 A JP 5252838A JP 25283893 A JP25283893 A JP 25283893A JP 2566730 B2 JP2566730 B2 JP 2566730B2
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-
- H—ELECTRICITY
- 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
- H04L47/36—Flow control; Congestion control by determining packet size, e.g. maximum transfer unit [MTU]
-
- H—ELECTRICITY
- 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
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- H—ELECTRICITY
- 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
- H04L47/17—Interaction among intermediate nodes, e.g. hop by hop
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、待ち行列システムに関
するものであり、更に詳しくは、中間待ち行列を使って
１つのロケーションから他のロケーションにアイテム又
は情報を転送することに関するものである。
するものであり、更に詳しくは、中間待ち行列を使って
１つのロケーションから他のロケーションにアイテム又
は情報を転送することに関するものである。
【０００２】
【従来の技術】コンピュータ製造業者は、より高速の且
つより効率的なコンピュータ通信ネットワークを開発す
るので、バス速度及び通信媒体速度の不整合のケースが
ますます増えている。１つの例は、ＩＢＭマイクロチャ
ネルとＩＢＭファイバ・チャネル（ＦＣＳ）マイクロチ
ャネル・アダプタである。ＩＢＭマイクロチャネルは約
５０メガバイト／秒をサポートでき、一方ＩＢＭ ＦＣ
Ｓアダプタは２５メガバイト／秒又は１００メガバイト
／秒のいずれかをサポートできる。この不整合は、マイ
クロチャネルとＩＢＭトークン・リング・アダプタでも
生じる。これらの不整合のために、データ転送は、所定
の通信媒体速度に関して非常に非効率的となることが多
い。それらは非常に効率的にもなり得るが、送信開始に
おいて長い遅延を生じる。この遅延は、待ち時間（ｌａ
ｔｅｎｃｙ）と呼ばれることが多い。これらの２つの問
題、即ち、待ち時間と効率は、通信の分野では古典的な
ものである。
つより効率的なコンピュータ通信ネットワークを開発す
るので、バス速度及び通信媒体速度の不整合のケースが
ますます増えている。１つの例は、ＩＢＭマイクロチャ
ネルとＩＢＭファイバ・チャネル（ＦＣＳ）マイクロチ
ャネル・アダプタである。ＩＢＭマイクロチャネルは約
５０メガバイト／秒をサポートでき、一方ＩＢＭ ＦＣ
Ｓアダプタは２５メガバイト／秒又は１００メガバイト
／秒のいずれかをサポートできる。この不整合は、マイ
クロチャネルとＩＢＭトークン・リング・アダプタでも
生じる。これらの不整合のために、データ転送は、所定
の通信媒体速度に関して非常に非効率的となることが多
い。それらは非常に効率的にもなり得るが、送信開始に
おいて長い遅延を生じる。この遅延は、待ち時間（ｌａ
ｔｅｎｃｙ）と呼ばれることが多い。これらの２つの問
題、即ち、待ち時間と効率は、通信の分野では古典的な
ものである。
【０００３】待ち時間又はスループットのどちらかの最
適化を必要とする多くのアプリケーションがある。ま
た、両方の最適化を必要とするものもある。顧客は、小
さい待ち時間及び通信媒体の効率的な使用にますます関
心を寄せている。この分野の現状は、待ち時間の最小化
及び効率の最大化を試みるとき、システム間に、適応性
があり且つ単純なスループット機構を提供するに至って
はいない。
適化を必要とする多くのアプリケーションがある。ま
た、両方の最適化を必要とするものもある。顧客は、小
さい待ち時間及び通信媒体の効率的な使用にますます関
心を寄せている。この分野の現状は、待ち時間の最小化
及び効率の最大化を試みるとき、システム間に、適応性
があり且つ単純なスループット機構を提供するに至って
はいない。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の目的
は、改良された待ち行列システムを提供することにあ
る。
は、改良された待ち行列システムを提供することにあ
る。
【０００５】本発明のもう１つの目的は、適応性のある
フロー制御システムを提供することにある。
フロー制御システムを提供することにある。
【０００６】本発明の更にもう１つの目的は、改良され
た通信システムを提供することにある。
た通信システムを提供することにある。
【０００７】本発明の更にもう１つの目的は、効率的で
あり且つ適応性のある通信システムを提供することにあ
る。
あり且つ適応性のある通信システムを提供することにあ
る。
【０００８】本発明の更にもう１つの目的は、情報を転
送するために使用される異なる経路速度を整合させる効
率的なシステムを提供することにある。
送するために使用される異なる経路速度を整合させる効
率的なシステムを提供することにある。
【０００９】
【課題を解決するための手段】本発明は、汎用の待ち行
列システムにおいて待ち時間を最小にすると共に効率を
最大にする適応性あるフロー制御システム及び方法に関
するものである。本発明は多くの環境に適応し、ポイン
トＡから中間ポイントＢを介してポイントＣに情報又は
他のタイプのエンティティを転送する必要のあるシステ
ムに対するスループットを最適化するであろう。ここに
開示される発明を利用するための例示的環境は、通信チ
ャネルを介したデータの転送、輸送システムを介した人
間、装置、物品の移動、郵便配送計画、電話交換等を含
むものである。
列システムにおいて待ち時間を最小にすると共に効率を
最大にする適応性あるフロー制御システム及び方法に関
するものである。本発明は多くの環境に適応し、ポイン
トＡから中間ポイントＢを介してポイントＣに情報又は
他のタイプのエンティティを転送する必要のあるシステ
ムに対するスループットを最適化するであろう。ここに
開示される発明を利用するための例示的環境は、通信チ
ャネルを介したデータの転送、輸送システムを介した人
間、装置、物品の移動、郵便配送計画、電話交換等を含
むものである。
【００１０】複数ノードのシステムにおける中間ノード
は、受信した情報を待ち行列させそして転送される情報
のブロック・サイズに関係なくその受信した情報を次の
ノードに転送することによって、それを介して流れる情
報を制御する。次に続く情報ブロックは、入ってくるブ
ロックの受信の完了よりもむしろ前の転送されたブロッ
クの完了の際に転送される。
は、受信した情報を待ち行列させそして転送される情報
のブロック・サイズに関係なくその受信した情報を次の
ノードに転送することによって、それを介して流れる情
報を制御する。次に続く情報ブロックは、入ってくるブ
ロックの受信の完了よりもむしろ前の転送されたブロッ
クの完了の際に転送される。
【００１１】この手順は、種々な環境から生じる不整合
フローの問題を処理することができ、保証された転送を
必要とする解決法にとって最適なフローを与えるもので
ある。もっとよく働くアルゴリズムも存在するが、それ
らは、転送されつつある素子がシステムＡからシステム
Ｃに到達することを保証することはできない。
フローの問題を処理することができ、保証された転送を
必要とする解決法にとって最適なフローを与えるもので
ある。もっとよく働くアルゴリズムも存在するが、それ
らは、転送されつつある素子がシステムＡからシステム
Ｃに到達することを保証することはできない。
【００１２】この手順は変更可能であり、状況を変える
ように適応可能である。それは、通信システムに対して
実時間で変更可能である。ブロック・サイズが変わる場
合、その修正はアルゴリズム的手順のスムーズな流れを
変えるものではない。ブロック・サイズは、待ち時間及
びスループットに関して実時間制御を持つことを望む顧
客によって変更可能である。ＩＢＭのＦＣＳアダプタの
場合、或サービスを促進しそして他のサービスを促進し
ないことが望ましいかもしれない。それは、そのシステ
ムを流れるデータに関して非常にすばらしい微調整制御
を与える。設定時間が非常に小さいとき、良好な結果を
得るためには、標準的な通信メータ及び小さいブロック
・サイズが使用可能である。しかし、設定時間がかなり
大きい場合、小さいブロック・サイズにより生じるオー
バヘッドは非常に高くなるであろう。ここに開示される
発明は、両方のケース、特に、後者のケースには良好で
ある。
ように適応可能である。それは、通信システムに対して
実時間で変更可能である。ブロック・サイズが変わる場
合、その修正はアルゴリズム的手順のスムーズな流れを
変えるものではない。ブロック・サイズは、待ち時間及
びスループットに関して実時間制御を持つことを望む顧
客によって変更可能である。ＩＢＭのＦＣＳアダプタの
場合、或サービスを促進しそして他のサービスを促進し
ないことが望ましいかもしれない。それは、そのシステ
ムを流れるデータに関して非常にすばらしい微調整制御
を与える。設定時間が非常に小さいとき、良好な結果を
得るためには、標準的な通信メータ及び小さいブロック
・サイズが使用可能である。しかし、設定時間がかなり
大きい場合、小さいブロック・サイズにより生じるオー
バヘッドは非常に高くなるであろう。ここに開示される
発明は、両方のケース、特に、後者のケースには良好で
ある。
【００１３】
【実施例】先ず、図１を参照すると、好ましいシステム
及び方法を述べる前に、定義しなければならないいくつ
かのパラメータがある。即ち、 ‐システムＡ（１０）及びＢ（２０）はリンクＡＢ（１
２）上をリンク速度Ｍでもって通信する −Ａ及びＢの間を移動するブロックは、サイズ≦ｘ、の
ものである −システムＢ（２０）及びＣ（３０）はリンクＢＣ（１
４）上をリンク速度Ｎでもって通信する −Ｂ及びＣの間を移動するブロックは任意のサイズのも
のである。ブロックはポイント間を搬送又は転送される
任意の量のアイテム、人間、情報である −Ｂ及びＣの間の転送に対してＴｓという設定時間が存
在する −ＭとＮは必ずしも等しくない −Ｙは転送されるデータのサイズである −Ｔトータルは転送に必要な合計時間である。
及び方法を述べる前に、定義しなければならないいくつ
かのパラメータがある。即ち、 ‐システムＡ（１０）及びＢ（２０）はリンクＡＢ（１
２）上をリンク速度Ｍでもって通信する −Ａ及びＢの間を移動するブロックは、サイズ≦ｘ、の
ものである −システムＢ（２０）及びＣ（３０）はリンクＢＣ（１
４）上をリンク速度Ｎでもって通信する −Ｂ及びＣの間を移動するブロックは任意のサイズのも
のである。ブロックはポイント間を搬送又は転送される
任意の量のアイテム、人間、情報である −Ｂ及びＣの間の転送に対してＴｓという設定時間が存
在する −ＭとＮは必ずしも等しくない −Ｙは転送されるデータのサイズである −Ｔトータルは転送に必要な合計時間である。
【００１４】単純アルゴリズム：図２を参照すると、Ａ
（１０）からＣ（３０）にデータを転送するための最も
単純なアルゴリズムが示される。即ち、 ‐ＡからＢにｘを転送する（２２） ‐ｘがＢに到達したとき（２４）、ｘをＣに転送し（２
６）、Ａに肯定応答を送信する（２８） ‐済みの場合（３２）、終了する（３４）。さもなく
ば、開始に進む（２２） Ｔトータル＝（Ｙ／Ｍ）＋（Ｙ／Ｎ）＋（Ｙ×Ｔｓ／
ｘ）である。
（１０）からＣ（３０）にデータを転送するための最も
単純なアルゴリズムが示される。即ち、 ‐ＡからＢにｘを転送する（２２） ‐ｘがＢに到達したとき（２４）、ｘをＣに転送し（２
６）、Ａに肯定応答を送信する（２８） ‐済みの場合（３２）、終了する（３４）。さもなく
ば、開始に進む（２２） Ｔトータル＝（Ｙ／Ｍ）＋（Ｙ／Ｎ）＋（Ｙ×Ｔｓ／
ｘ）である。
【００１５】標準アルゴリズム：図３を参照すると、次
のレベルの複雑なアルゴリズム、即ち、標準アルゴリズ
ムが示される。即ち、 ‐ＡからＢにｘを転送する（３６） ‐二重転送 ‐ｘがＢに到達したとき（３８）、Ａに肯定応答を送信
する（４０）。リンクＢＣが空いているとき（４２）、
ｘをＣに転送する（４４） ‐Ｂからの肯定応答を受信するとき（４６）、他のｘを
ＡからＢに転送する（３６） ‐済みの場合（４８）、終了する（５０）。さもなく
ば、二重転送に進む（３６） Ｔトータル＝（ｘ／Ｍ）＋（Ｙ／Ｎ）＋（Ｙ×Ｔｓ／
ｘ）である。
のレベルの複雑なアルゴリズム、即ち、標準アルゴリズ
ムが示される。即ち、 ‐ＡからＢにｘを転送する（３６） ‐二重転送 ‐ｘがＢに到達したとき（３８）、Ａに肯定応答を送信
する（４０）。リンクＢＣが空いているとき（４２）、
ｘをＣに転送する（４４） ‐Ｂからの肯定応答を受信するとき（４６）、他のｘを
ＡからＢに転送する（３６） ‐済みの場合（４８）、終了する（５０）。さもなく
ば、二重転送に進む（３６） Ｔトータル＝（ｘ／Ｍ）＋（Ｙ／Ｎ）＋（Ｙ×Ｔｓ／
ｘ）である。
【００１６】適応アルゴリズム：適応アルゴリズムは、
Ｍ対Ｎの比及び値ｐを使用する。但し、ｐ＝シール ｛ｌｏｇ（Ｙ／ｘ）／ｌｏｇ（Ｍ／Ｎ）｝−１であり、
シール｛ ｝はシーリング関数、即ち、最高値を表す。
また、シグマｉ（ｎ）は、ｎのｊ乗のうちのｊ＝０から
ｊ＝ｉまでの和である。
Ｍ対Ｎの比及び値ｐを使用する。但し、ｐ＝シール ｛ｌｏｇ（Ｙ／ｘ）／ｌｏｇ（Ｍ／Ｎ）｝−１であり、
シール｛ ｝はシーリング関数、即ち、最高値を表す。
また、シグマｉ（ｎ）は、ｎのｊ乗のうちのｊ＝０から
ｊ＝ｉまでの和である。
【００１７】ｐ＋２はその適応アルゴリズムに対する合
計転送数である。図４を参照すると、適応アルゴリズム
は次のようになる。即ち、 ‐ＡからＢにｘを転送する（５２） ‐第１の二重転送 ‐ｘがＢに到達したとき（５６）、ｘをＣに転送する
（５８） ‐ｘがＢに到達したとき（５４）、肯定応答をＡに送り
（６０）、ＡからＢへの他の転送を開始させる（５２） ‐第２乃至（ｐ＋２）番目の二重転送 ‐Ｃからの肯定応答を受信したとき（６０）、何がＢで
受信されていようとも（それは５６で決定されたｘ'に
より指定される。但し、ｘ'は、リンク速度Ｍ及びＮが
異なるため、ｘよりも大きいか又は小さい）、それをＣ
に転送する（５８）。
計転送数である。図４を参照すると、適応アルゴリズム
は次のようになる。即ち、 ‐ＡからＢにｘを転送する（５２） ‐第１の二重転送 ‐ｘがＢに到達したとき（５６）、ｘをＣに転送する
（５８） ‐ｘがＢに到達したとき（５４）、肯定応答をＡに送り
（６０）、ＡからＢへの他の転送を開始させる（５２） ‐第２乃至（ｐ＋２）番目の二重転送 ‐Ｃからの肯定応答を受信したとき（６０）、何がＢで
受信されていようとも（それは５６で決定されたｘ'に
より指定される。但し、ｘ'は、リンク速度Ｍ及びＮが
異なるため、ｘよりも大きいか又は小さい）、それをＣ
に転送する（５８）。
【００１８】‐ｘがＢで受信されるとき、肯定応答をＡ
に送り（６０）、ＡからＢへの他の転送（５２）を開始
させる（６２） ‐済みの場合、終了する。さもなくば、第ｉ（ｉ番目
の）転送に進む ‐ブロック ｘ'を受信の際、ノードＣはＢに肯定応答を
送る（６６）。ブロック ｘ'を受信したかどうかの決定
は、パケット・ヘッダ・ファイルにおけるようなデータ
・パケット内で送られる或長さのデータを搬送するため
の通信分野で知られた任意の通常技術を使って行われる 適応アルゴリズムを使うＴトータルのための式は、 Ｔトータル＝（ｘ／Ｍ）＋（Ｙ／Ｎ）＋シール｛ｌｏｇ
（Ｙ／ｘ）／ｌｏｇ（Ｍ／Ｎ）＋１｝×Ｔｓ となる。
に送り（６０）、ＡからＢへの他の転送（５２）を開始
させる（６２） ‐済みの場合、終了する。さもなくば、第ｉ（ｉ番目
の）転送に進む ‐ブロック ｘ'を受信の際、ノードＣはＢに肯定応答を
送る（６６）。ブロック ｘ'を受信したかどうかの決定
は、パケット・ヘッダ・ファイルにおけるようなデータ
・パケット内で送られる或長さのデータを搬送するため
の通信分野で知られた任意の通常技術を使って行われる 適応アルゴリズムを使うＴトータルのための式は、 Ｔトータル＝（ｘ／Ｍ）＋（Ｙ／Ｎ）＋シール｛ｌｏｇ
（Ｙ／ｘ）／ｌｏｇ（Ｍ／Ｎ）＋１｝×Ｔｓ となる。
【００１９】ブロックｘがノードＣに転送され終わると
きまでには、（Ｍ／Ｎ）× ｘのサイズのデータがノー
ドＡからノードＢに到着する。このサイズのデータ・ブ
ロックｘ’がノードＢからノードＣに転送され終わると
きまでには、（Ｍ／Ｎ）×（Ｍ／Ｎ）× ｘのサイズの
データがノードＡからノードＢに到着する。従って、上
記式は次のようにして誘導される。
きまでには、（Ｍ／Ｎ）× ｘのサイズのデータがノー
ドＡからノードＢに到着する。このサイズのデータ・ブ
ロックｘ’がノードＢからノードＣに転送され終わると
きまでには、（Ｍ／Ｎ）×（Ｍ／Ｎ）× ｘのサイズの
データがノードＡからノードＢに到着する。従って、上
記式は次のようにして誘導される。
【００２０】 Ｔトータル＝（ｘ／Ｍ）＋Ｔｓ＋（ｘ／Ｎ） 第１転送 ＋（Ｍ／Ｎ）×（ｘ／Ｎ）＋Ｔｓ 第２転送 ＋．．．．． ＋（Ｍ／Ｎ）i ×（ｘ／Ｎ）＋Ｔｓ 第ｉ＋１転送 ＋．．．．． ＋（Ｍ／Ｎ）p ×（ｘ／Ｎ）＋Ｔｓ 第ｐ＋１転送 ＋｛Ｙ−ｘ×シグマｐ（Ｍ／Ｎ）｝／Ｎ＋Ｔｓ 第ｐ＋２転送 Ｔトータルを解くと、 Ｍ／Ｎ≠１のとき、 Ｔトータル＝（ｘ／Ｍ）＋（ｐ＋２）×Ｔｓ＋（Ｙ／
Ｎ）及び ｐ＝シール｛ｌｏｇ（Ｙ／ｘ）／ｌｏｇ（Ｍ／Ｎ）｝−
１ Ｍ／Ｎ＝１のとき、 適応フロー・アルゴリズムは標準アルゴリズムとなる。
Ｎ）及び ｐ＝シール｛ｌｏｇ（Ｙ／ｘ）／ｌｏｇ（Ｍ／Ｎ）｝−
１ Ｍ／Ｎ＝１のとき、 適応フロー・アルゴリズムは標準アルゴリズムとなる。
【００２１】表１乃至４は、上記のアルゴリズムを使っ
て、種々の通信チャネル・シナリオに対する転送時間を
示す。表１は、１Ｋブロックを使って転送された１メガ
バイト・ファイルに対するＴトータルを示す。但し、Ａ
とＢとの間のチャネル速度は５０メガバイト／秒であ
り、ＢとＣとの間のチャネル速度は２５メガバイト／秒
である。この表は、２つの設定時間Ｔｓの例（１０マイ
クロ秒及び１００マイクロ秒）も示す。その適応アルゴ
リズムを使うと、転送時間全体が少なくなるのみなら
ず、オーバヘッドも最小になる。オーバヘッド％は、 ｛１−（Ｔトータル／最小（Ｍ，Ｎ）／Ｙ）｝×１００ である。但し、Ｙは、ファイル・サイズである。オーバ
ヘッド比は、オーバヘッド％／適応オーバヘッド％であ
る。以下に、表１乃至４を示すと、 ｛表１｝アルゴリズムの比較 （１ｋブロック、１Ｍファイル、Ｍ＝５０ＭＢ／秒、Ｎ＝２５ＭＢ／秒）アルコ゛リス゛ム Ｔｓ(マイクロ秒) 合計時間(秒) オーバヘッド％ オーバヘッド比 単純 １０ ０.０７ ７５％ ２３０.８ 標準 １０ ０.０５００２ ２５％ ７７.１ 適応 １０ ０.０４０１３ ０.３３％ １ 単純 １００ ０.１６ ３００％ １０７.１ 標準 １００ ０.１４０１ ２５０％ ８９.４ 適応 １００ ０.０４１１２ ２.８％ １ ｛表２｝アルゴリズムの比較 （４ｋブロック、１Ｍファイル、Ｍ＝５０ＭＢ／秒、Ｎ＝２５ＭＢ／秒）アルコ゛リス゛ム Ｔｓ(マイクロ秒) 合計時間(秒) オーバヘッド％ オーバヘッド比 単純 １０ ０.０６２５ ６０％ １３２.４ 標準 １０ ０.０４２５８ ６.５％ １５.２ 適応 １０ ０.０４０１７ ０.４２５％ １ 単純 １００ ０.０８５ １１２.５％ ４５.９ 標準 １００ ０.０６５４ ６３.５％ ２５.９ 適応 １００ ０.０４０９８ ２.４５％ １ ｛表３｝アルゴリズムの比較 （１ｋブロック、１００Ｍファイル、Ｍ＝５０ＭＢ／秒、Ｎ＝２５ＭＢ／秒 ）アルコ゛リス゛ム Ｔｓ(マイクロ秒) 合計時間(秒) オーバヘッド％ オーバヘッド比 単純 １０ ７.０ ７５％ １５０００ 標準 １０ ５.００００２ ２５％ ５０００ 適応 １０ ４.０００２ ０.００５％ １ 単純 １００ １６ ４００％ ６５９３ 標準 １００ １４.０００１ ２５０％ ５４９５ 適応 １００ ４.００１８２ ０.０４５％ １ ｛表４｝アルゴリズムの比較 （４ｋブロック、１００Ｍファイル、Ｍ＝５０ＭＢ／秒、Ｎ＝２５ＭＢ／秒 ）アルコ゛リス゛ム Ｔｓ(マイクロ秒) 合計時間(秒) オーバヘッド％ オーバヘッド比 単純 １０ ６.２５ ６０％ ８６５４ 標準 １０ ４.２５００８ ６.２５％ ９６２ 適応 １０ ４.０００２６ ０.００６５％ １ 単純 １００ ８.５ １１２.５％ ２３９４ 標準 １００ ６.５００４ ６２.５％ １３３０ 適応 １００ ４.００１８８ ０.０４７％ １ 表２乃至表４は、種々のファイル及びブロック・サイズ
に対して上記のアルゴリズムを利用したときの種々な結
果を示す。
て、種々の通信チャネル・シナリオに対する転送時間を
示す。表１は、１Ｋブロックを使って転送された１メガ
バイト・ファイルに対するＴトータルを示す。但し、Ａ
とＢとの間のチャネル速度は５０メガバイト／秒であ
り、ＢとＣとの間のチャネル速度は２５メガバイト／秒
である。この表は、２つの設定時間Ｔｓの例（１０マイ
クロ秒及び１００マイクロ秒）も示す。その適応アルゴ
リズムを使うと、転送時間全体が少なくなるのみなら
ず、オーバヘッドも最小になる。オーバヘッド％は、 ｛１−（Ｔトータル／最小（Ｍ，Ｎ）／Ｙ）｝×１００ である。但し、Ｙは、ファイル・サイズである。オーバ
ヘッド比は、オーバヘッド％／適応オーバヘッド％であ
る。以下に、表１乃至４を示すと、 ｛表１｝アルゴリズムの比較 （１ｋブロック、１Ｍファイル、Ｍ＝５０ＭＢ／秒、Ｎ＝２５ＭＢ／秒）アルコ゛リス゛ム Ｔｓ(マイクロ秒) 合計時間(秒) オーバヘッド％ オーバヘッド比 単純 １０ ０.０７ ７５％ ２３０.８ 標準 １０ ０.０５００２ ２５％ ７７.１ 適応 １０ ０.０４０１３ ０.３３％ １ 単純 １００ ０.１６ ３００％ １０７.１ 標準 １００ ０.１４０１ ２５０％ ８９.４ 適応 １００ ０.０４１１２ ２.８％ １ ｛表２｝アルゴリズムの比較 （４ｋブロック、１Ｍファイル、Ｍ＝５０ＭＢ／秒、Ｎ＝２５ＭＢ／秒）アルコ゛リス゛ム Ｔｓ(マイクロ秒) 合計時間(秒) オーバヘッド％ オーバヘッド比 単純 １０ ０.０６２５ ６０％ １３２.４ 標準 １０ ０.０４２５８ ６.５％ １５.２ 適応 １０ ０.０４０１７ ０.４２５％ １ 単純 １００ ０.０８５ １１２.５％ ４５.９ 標準 １００ ０.０６５４ ６３.５％ ２５.９ 適応 １００ ０.０４０９８ ２.４５％ １ ｛表３｝アルゴリズムの比較 （１ｋブロック、１００Ｍファイル、Ｍ＝５０ＭＢ／秒、Ｎ＝２５ＭＢ／秒 ）アルコ゛リス゛ム Ｔｓ(マイクロ秒) 合計時間(秒) オーバヘッド％ オーバヘッド比 単純 １０ ７.０ ７５％ １５０００ 標準 １０ ５.００００２ ２５％ ５０００ 適応 １０ ４.０００２ ０.００５％ １ 単純 １００ １６ ４００％ ６５９３ 標準 １００ １４.０００１ ２５０％ ５４９５ 適応 １００ ４.００１８２ ０.０４５％ １ ｛表４｝アルゴリズムの比較 （４ｋブロック、１００Ｍファイル、Ｍ＝５０ＭＢ／秒、Ｎ＝２５ＭＢ／秒 ）アルコ゛リス゛ム Ｔｓ(マイクロ秒) 合計時間(秒) オーバヘッド％ オーバヘッド比 単純 １０ ６.２５ ６０％ ８６５４ 標準 １０ ４.２５００８ ６.２５％ ９６２ 適応 １０ ４.０００２６ ０.００６５％ １ 単純 １００ ８.５ １１２.５％ ２３９４ 標準 １００ ６.５００４ ６２.５％ １３３０ 適応 １００ ４.００１８８ ０.０４７％ １ 表２乃至表４は、種々のファイル及びブロック・サイズ
に対して上記のアルゴリズムを利用したときの種々な結
果を示す。
【００２２】適応アルゴリズムは、以下のように、標準
的なプログラミング技術を使って実施可能である。必要
なことは、ＢからＣへの転送が生じつつあるとき、Ａか
らＢに送られたデータの量（システム／ノードＢにおけ
る合計を保つ）を計数するだけである。一旦、ＢからＣ
への転送が完了すると、Ｂにおけるデータに対して計上
された合計（受信されそして計数された部分）がＣに送
られる。従って、ノードＢだけがリンクＡＢ及びリンク
ＢＣの異なるデータ速度と関連する。更に、ブロック・
サイズは適応アルゴリズムを壊すことなくＡにおいて動
的に変更可能である。それは、情報の転送において使用
される実際のブロック・サイズは、Ｃに情報を送るかど
うかを決定するとき、Ｂによって使用されないためであ
る。これは、使用される実際のサイズに関係なく単一ノ
ードにおける転送意志決定を統合することによってシス
テム設計を大いに簡単にする。ブロックは、特定の情報
フローの待ち時間とスループットに関する多くの制御を
可能にするために又はシステムを通して特定のアイテム
を迅速に処理するのを可能にする。ブロック・サイズ
は、送信ノードにおいて、ユーザにより手操作で又は送
信ノードのコントローラ又はコンピュータにより変更さ
れる。他のシステム・ノードがブロック・サイズに関係
なく情報を待ち行列させそして転送するとき、このサイ
ズは送信ノードにより動的に変更可能である。
的なプログラミング技術を使って実施可能である。必要
なことは、ＢからＣへの転送が生じつつあるとき、Ａか
らＢに送られたデータの量（システム／ノードＢにおけ
る合計を保つ）を計数するだけである。一旦、ＢからＣ
への転送が完了すると、Ｂにおけるデータに対して計上
された合計（受信されそして計数された部分）がＣに送
られる。従って、ノードＢだけがリンクＡＢ及びリンク
ＢＣの異なるデータ速度と関連する。更に、ブロック・
サイズは適応アルゴリズムを壊すことなくＡにおいて動
的に変更可能である。それは、情報の転送において使用
される実際のブロック・サイズは、Ｃに情報を送るかど
うかを決定するとき、Ｂによって使用されないためであ
る。これは、使用される実際のサイズに関係なく単一ノ
ードにおける転送意志決定を統合することによってシス
テム設計を大いに簡単にする。ブロックは、特定の情報
フローの待ち時間とスループットに関する多くの制御を
可能にするために又はシステムを通して特定のアイテム
を迅速に処理するのを可能にする。ブロック・サイズ
は、送信ノードにおいて、ユーザにより手操作で又は送
信ノードのコントローラ又はコンピュータにより変更さ
れる。他のシステム・ノードがブロック・サイズに関係
なく情報を待ち行列させそして転送するとき、このサイ
ズは送信ノードにより動的に変更可能である。
【００２３】図５に示されるように、本発明のシステム
及び方法は、各中間ノード（開始ノード７８又は最終ノ
ード８２以外のノード）で走る適応アルゴリズムによっ
て、２地点間交換通信におけるように多数の中間ノード
８０を持ったシステムに拡張可能である。従って、各中
間ノードは、それの送信ノード及び受信ノードに対する
データ・フローの不整合を処理する。
及び方法は、各中間ノード（開始ノード７８又は最終ノ
ード８２以外のノード）で走る適応アルゴリズムによっ
て、２地点間交換通信におけるように多数の中間ノード
８０を持ったシステムに拡張可能である。従って、各中
間ノードは、それの送信ノード及び受信ノードに対する
データ・フローの不整合を処理する。
【００２４】図６は、共通データ・バス９２を介して相
互接続されたＣＰＵ９０、読取り専用メモリ（ＲＯＭ）
９６、ランダム・アクセスメモリ（ＲＡＭ）９４、Ｉ／
Ｏアダプタ９８、ユーザ・インターフェース・アダプタ
１０２、通信アダプタ１１４及びディスプレイ・アダプ
タ１１６より成る好ましい実施例のデータ処理システム
８４を示す。上記構成素子の各々は、当業者に知られた
通常の技術を使ってその共通バスをアクセスする。そし
てそれは、ＣＰＵがバス・マスタである場合、システム
内の各構成素子に対して特定のアドレス範囲を専用にす
るというような方法を含む。当業者に知られた他の通常
の技術は、ＤＡＳＤ１００又はネットワーク１１０のよ
うな外部装置からそのデータ処理システムのランダム・
アクセス・メモリ（ＲＡＭ）９４に高速度でデータを送
るために使用される直接メモリ・アクセス（ＤＭＡ）を
含むものである。
互接続されたＣＰＵ９０、読取り専用メモリ（ＲＯＭ）
９６、ランダム・アクセスメモリ（ＲＡＭ）９４、Ｉ／
Ｏアダプタ９８、ユーザ・インターフェース・アダプタ
１０２、通信アダプタ１１４及びディスプレイ・アダプ
タ１１６より成る好ましい実施例のデータ処理システム
８４を示す。上記構成素子の各々は、当業者に知られた
通常の技術を使ってその共通バスをアクセスする。そし
てそれは、ＣＰＵがバス・マスタである場合、システム
内の各構成素子に対して特定のアドレス範囲を専用にす
るというような方法を含む。当業者に知られた他の通常
の技術は、ＤＡＳＤ１００又はネットワーク１１０のよ
うな外部装置からそのデータ処理システムのランダム・
アクセス・メモリ（ＲＡＭ）９４に高速度でデータを送
るために使用される直接メモリ・アクセス（ＤＭＡ）を
含むものである。
【００２５】更に、図６に示されるように、これら外部
装置１００及び１１０は、それぞれのアダプタ９８及び
１１４を介して共通バス９２とインターフェースする。
ディスプレイ１１８のような他の外部装置も、同様に、
アダプタ１１６を使ってバス９２及びディスプレイ１１
８の間にデータ流を与える。ジョイスティック１１２、
マウス１０６、キーボード１０４、及びスピーカ１０８
のようなアイテムを取り付けたユーザ・インターフェー
ス装置がアダプタ１０２によって与えられる。これら装
置の各々はそれ自体よく知られており、従って、ここで
は詳しく説明しない。
装置１００及び１１０は、それぞれのアダプタ９８及び
１１４を介して共通バス９２とインターフェースする。
ディスプレイ１１８のような他の外部装置も、同様に、
アダプタ１１６を使ってバス９２及びディスプレイ１１
８の間にデータ流を与える。ジョイスティック１１２、
マウス１０６、キーボード１０４、及びスピーカ１０８
のようなアイテムを取り付けたユーザ・インターフェー
ス装置がアダプタ１０２によって与えられる。これら装
置の各々はそれ自体よく知られており、従って、ここで
は詳しく説明しない。
【００２６】図６は、次のように、図１の論理的機能に
対応する。システムＡ（１０）及びシステムＢ（１２）
の間のリンク１２は図６のバス９２に対応する。図１の
システムＡはデータの送信側であり、図６のＣＰＵ９
０、ＲＡＭ９４、又はＩ／Ｏアダプタ９８の何れかであ
る。好ましい実施例では、通常のＤＭＡ技術を使ってＲ
ＡＭ１１４からバス９２を介して通信アダプタ１１４に
与えられる。図１のリンク１４は、図６のネットワーク
１１０に対応する。図１のシステムＣ（３０）は、ネッ
トワーク１１０にも存在する同様のデータ処理システム
８４における同様の通信アダプタ１１４に対応する。本
発明のもう１つの実施例は、図１のシステムＡ、Ｂ、及
びＣの各々におけるデータ処理システム８４全体を同様
に使用し、伝統的な通信技術を使って相互接続される。
対応する。システムＡ（１０）及びシステムＢ（１２）
の間のリンク１２は図６のバス９２に対応する。図１の
システムＡはデータの送信側であり、図６のＣＰＵ９
０、ＲＡＭ９４、又はＩ／Ｏアダプタ９８の何れかであ
る。好ましい実施例では、通常のＤＭＡ技術を使ってＲ
ＡＭ１１４からバス９２を介して通信アダプタ１１４に
与えられる。図１のリンク１４は、図６のネットワーク
１１０に対応する。図１のシステムＣ（３０）は、ネッ
トワーク１１０にも存在する同様のデータ処理システム
８４における同様の通信アダプタ１１４に対応する。本
発明のもう１つの実施例は、図１のシステムＡ、Ｂ、及
びＣの各々におけるデータ処理システム８４全体を同様
に使用し、伝統的な通信技術を使って相互接続される。
【００２７】図７は、好ましい実施例におけるシステム
Ｂ（図１）の本質的な機能を可能にする通信アダプタ１
１４を更に詳細に示す。そのアダプタ１１４は、バッフ
ァ１２４、トランシーバ１２０、及びトランシーバ１２
６に接続されたマイクロコントローラ１２２より成る。
マイクロコントローラは、その分野では広く知られてお
り、ＣＰＵ１２１、読取り専用メモリ１２３及びランダ
ム・アクセス・メモリ１２５より成る。トランシーバ
は、その分野では広く知られているように、特定のバス
又はネットワーク・プロトコール内で転送されるべき実
際のデータを挿入／抽出することによって、及び状態信
号を処理することによって、そのバス又はネットワーク
・プロトコールにインターフェースするために使用され
る。トランシーバ１２０は、図６のバス９２から１２に
おいてデータを受信する。トランシーバ１２６は光学的
トランシーバであり、リンク１４は光ファイバである。
しかし、本発明から離れることがなければ、どのような
タイプの搬送機構を使用してもよい。データがトランシ
ーバ１２０に到達するとき、それは１２４でバッファさ
れ、ＣＰＵは１２８で知らされる。ＣＰＵ１２２は、リ
ンク１２を介して受信したバイトの数を計数として保持
する。ＣＰＵ１２２は、システムＣ（図１）からリンク
１４を介して到達した肯定応答を１３０で受信すると、
１２４におけるバッファされた情報を、トランシーバ１
２６を使ってリンク１４を介して送信を開始させること
ができる。
Ｂ（図１）の本質的な機能を可能にする通信アダプタ１
１４を更に詳細に示す。そのアダプタ１１４は、バッフ
ァ１２４、トランシーバ１２０、及びトランシーバ１２
６に接続されたマイクロコントローラ１２２より成る。
マイクロコントローラは、その分野では広く知られてお
り、ＣＰＵ１２１、読取り専用メモリ１２３及びランダ
ム・アクセス・メモリ１２５より成る。トランシーバ
は、その分野では広く知られているように、特定のバス
又はネットワーク・プロトコール内で転送されるべき実
際のデータを挿入／抽出することによって、及び状態信
号を処理することによって、そのバス又はネットワーク
・プロトコールにインターフェースするために使用され
る。トランシーバ１２０は、図６のバス９２から１２に
おいてデータを受信する。トランシーバ１２６は光学的
トランシーバであり、リンク１４は光ファイバである。
しかし、本発明から離れることがなければ、どのような
タイプの搬送機構を使用してもよい。データがトランシ
ーバ１２０に到達するとき、それは１２４でバッファさ
れ、ＣＰＵは１２８で知らされる。ＣＰＵ１２２は、リ
ンク１２を介して受信したバイトの数を計数として保持
する。ＣＰＵ１２２は、システムＣ（図１）からリンク
１４を介して到達した肯定応答を１３０で受信すると、
１２４におけるバッファされた情報を、トランシーバ１
２６を使ってリンク１４を介して送信を開始させること
ができる。
【００２８】適応フロー・アルゴリズムは、通信環境以
外の問題を解決するように一般化可能である。それは、
部品の在庫及び出荷の問題、軍隊の兵士移動の問題、郵
便配送計画の問題、その他多くの実社会の不整合フロー
の問題を処理することができる。それぞれの場合におい
て、ユーザは最初に受容しうる待ち時間を生じるよう所
与のパラメータを定義し、しかる後、フロー時間全体を
決定するようそのアルゴリズムを遂行する。簡単且つ標
準的なアルゴリズムは、それぞれ、Ｏ（ｎ）オーバヘッ
ド・アルゴリズムであり、一方、適応フロー・アルゴリ
ズムは、Ｏ（ｌｏｇ（ｎ））である。従って、ｎが大き
くなるにつれて、適応フロー・アルゴリズムのオーバヘ
ッド時間はｌｏｇ（ｎ）として増大し、その他はｎとし
て増大する。大きなｎに対しては、最初の２つのアルゴ
リズムは、適応フロー・アルゴリズムに比べて、かなり
の処理及びオーバヘッドを必要とする。
外の問題を解決するように一般化可能である。それは、
部品の在庫及び出荷の問題、軍隊の兵士移動の問題、郵
便配送計画の問題、その他多くの実社会の不整合フロー
の問題を処理することができる。それぞれの場合におい
て、ユーザは最初に受容しうる待ち時間を生じるよう所
与のパラメータを定義し、しかる後、フロー時間全体を
決定するようそのアルゴリズムを遂行する。簡単且つ標
準的なアルゴリズムは、それぞれ、Ｏ（ｎ）オーバヘッ
ド・アルゴリズムであり、一方、適応フロー・アルゴリ
ズムは、Ｏ（ｌｏｇ（ｎ））である。従って、ｎが大き
くなるにつれて、適応フロー・アルゴリズムのオーバヘ
ッド時間はｌｏｇ（ｎ）として増大し、その他はｎとし
て増大する。大きなｎに対しては、最初の２つのアルゴ
リズムは、適応フロー・アルゴリズムに比べて、かなり
の処理及びオーバヘッドを必要とする。
【００２９】
【発明の効果】待ち時間が短く且つ効率が高い待ち行列
制御システムが得られる。
制御システムが得られる。
【図１】送信ノード、中間ノード、及び受信ノードを含
む本発明によるシステムのブロック図である。
む本発明によるシステムのブロック図である。
【図２】ノード間で情報を転送するために使用される簡
単なアルゴリズムの流れ図である。
単なアルゴリズムの流れ図である。
【図３】ノード間で情報を転送するために使用される標
準的なアルゴリズムの流れ図である。
準的なアルゴリズムの流れ図である。
【図４】ノード間で情報を転送するために使用される適
応フロー・アルゴリズムの流れ図である。
応フロー・アルゴリズムの流れ図である。
【図５】通信交換システムにおいて使用されるようなマ
ルチノード環境のブロック図である。
ルチノード環境のブロック図である。
【図６】送信ノード及び中間ノードの機能性を与えるこ
とができる代表的なデータ処理システムを示す図であ
る。
とができる代表的なデータ処理システムを示す図であ
る。
【図７】通信アダプタのブロック図である。
１１４・・・通信アダプタ １２０・・・トランシーバ １２１・・・ＣＰＵ １２２・・・マイクロコントローラ １２３・・・読取り専用メモリ １２４・・・バッファ １２５・・・ランダム・アクセス・メモリ １２６・・・トランシーバ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ブライアン・ラリッジ・スミス アメリカ合衆国テキサス州、ラウンド・ ロック、ファルコン・ドライブ、2303番 地 (56)参考文献 特開 昭59−67752（ＪＰ，Ａ) 特開 昭51−100603（ＪＰ，Ａ)
Claims (6)
- 【請求項１】Ａノードから中間のＢノードを介してＣノ
ードに情報を転送するための方法であって、 前記Ａノードから前記Ｂノードに向けて、情報ブロック
を第１のデータ速度で送信するステップと、 前記Ｂノードにおいて前記情報ブロックを受信するステ
ップと、 前記Ｂノードにおいて前記Ａノードからの次の情報ブロ
ックを受信しながら、前記Ｂノードから前記Ｃノードに
向けて、前記情報ブロックを前記第１のデータ速度とは
異なる第２のデータ速度で送信するステップと、 前記Ｂノードにおいて前記Ｃノードからの一の肯定応答
信号を受信したことに応答して、前記Ｂノードにおいて
前記Ａノードからの前記次の情報ブロックを受信しなが
ら、前記Ｂノードから前記Ｃノードに向けて、前記次の
情報ブロックの一部分を前記第２のデータ速度で送信す
るステップとから成り、 前記次の情報ブロックの一部分は、前記Ｂノードが前記
Ｃノードからの前記肯定応答信号を受信したときまでに
前記Ｂノードが前記Ａノードから受信し終えた前記次の
情報ブロックの部分であることを特徴とする、前記 方
法。 - 【請求項２】前記Ａノードから前記Ｂノードに向けて前
記情報ブロックを送信する動作を継続している間に、前
記Ｂノードから前記Ｃノードに向けて送信される前記情
報ブロックの部分の長さが動的に変更されることを特徴
とする、請求項１に記載の方法。 - 【請求項３】前記第１のデータ速度が、前記第２のデー
タ速度よりも高速であることを特徴とする、請求項１に
記載の方法。 - 【請求項４】Ａノードから中間のＢノードを介してＣノ
ードに情報を転送するためのシステムであって、 前記Ａノードから前記Ｂノードに向けて、情報ブロック
を第１のデータ速度で送信する手段と、 前記Ｂノードにおいて前記情報ブロックを受信する手段
と、 前記Ｂノードにおいて前記Ａノードからの次の情報ブロ
ックを受信しながら、前記Ｂノードから前記Ｃノードに
向けて、前記情報ブロックを前記第１のデータ速度とは
異なる第２のデータ速度で送信する手段と、 前記Ｂノードにおいて前記Ｃノードからの一の肯定応答
信号を受信したことに応答して、前記Ｂノードにおいて
前記Ａノードからの前記次の情報ブロックを受信しなが
ら、前記Ｂノードから前記Ｃノードに向けて、前記次の
情報ブロックの一部分を前記第２のデータ速度で送信す
る手段とを具備し、前記次の情報ブロックの一部分は、前記Ｂノードが前記
Ｃノードからの前記肯定応答信号を受信したときまでに
前記Ｂノードが前記Ａノードから受信し終えた前記次の
情報ブロックの部分であることを特徴とする、前記 シス
テム。 - 【請求項５】前記Ａノードから前記Ｂノードに向けて情
報ブロックを送信する動作を継続している間に、前記Ｂ
ノードから前記Ｃノードに向けて送信される前記情報ブ
ロックの部分の長さを動的に変更する手段を具備したこ
とを特徴とする、請求項４に記載のシステム。 - 【請求項６】前記第１のデータ速度が、前記第２のデー
タ速度よりも高速であることを特徴とする、請求項４に
記載のシステム。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US97503792A | 1992-11-12 | 1992-11-12 | |
| US975037 | 1997-11-18 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07212363A JPH07212363A (ja) | 1995-08-11 |
| JP2566730B2 true JP2566730B2 (ja) | 1996-12-25 |
Family
ID=25522643
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5252838A Expired - Lifetime JP2566730B2 (ja) | 1992-11-12 | 1993-10-08 | 情報を転送するための方法及びシステム |
Country Status (3)
| Country | Link |
|---|---|
| EP (1) | EP0597691A1 (ja) |
| JP (1) | JP2566730B2 (ja) |
| CA (1) | CA2103766A1 (ja) |
Families Citing this family (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CA2220491C (en) | 1995-05-08 | 2001-07-24 | Compuserve Incorporated | Rules based electronic message management system |
| US6108704A (en) * | 1995-09-25 | 2000-08-22 | Netspeak Corporation | Point-to-point internet protocol |
| JP3786708B2 (ja) | 1996-06-18 | 2006-06-14 | クランベリー、プロパティーズ、リミテッド、ライアビリティー、カンパニー | 音声、ファクシミリ、電子メール統合メッセージ・システム |
| US6023700A (en) | 1997-06-17 | 2000-02-08 | Cranberry Properties, Llc | Electronic mail distribution system for integrated electronic communication |
| DE19742918A1 (de) * | 1997-09-29 | 1999-04-01 | Cit Alcatel | Verfahren zum Austausch von Datenpaketen innerhalb eines sicheren Mehrrechnersystems |
| EP1267529B1 (en) | 2001-06-14 | 2007-11-14 | Hitachi Ltd. | Data packets acknowledgment system |
Family Cites Families (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS51100603A (en) * | 1975-03-03 | 1976-09-06 | Hitachi Ltd | Paketsutokokanmoni okeru deetasojushinhoshiki |
| JPS5967752A (ja) * | 1982-10-12 | 1984-04-17 | Fujitsu Ltd | デ−タ転送方式 |
| EP0137804A4 (en) * | 1983-02-07 | 1987-10-12 | American Telephone & Telegraph | NETWORK INTERFACE. |
-
1993
- 1993-08-10 CA CA002103766A patent/CA2103766A1/en not_active Abandoned
- 1993-10-08 JP JP5252838A patent/JP2566730B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1993-11-10 EP EP93308975A patent/EP0597691A1/en not_active Ceased
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| EP0597691A1 (en) | 1994-05-18 |
| JPH07212363A (ja) | 1995-08-11 |
| CA2103766A1 (en) | 1994-05-13 |
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