JP2608003B2 - 複数種のフレームによる混雑制御法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 関連する出願 S.J.Golestaniによる「混合のないパケット網」と題
する1989年３月20日出願の米国特許出願第326027号は、
本願出願人に譲渡されたが、本願の出願内容に関連する
内容を包含している。そこで上記出願の内容は本願出願
中に組み込む。

発明の分野 本発明はパケット交換網における混雑を緩和するパケ
ット通信技術に関する。より詳細には本発明は、端末間
のパケット遅延の判断における融通性を向上させ、異種
のトラフィックサービス要求に従って通信帯域幅を割り
当てる際の融通性を向上させる混雑制御法の改良に関す
る。

発明の背景 混雑制御の課題、より一般的にはトラフィック制御を
如何に行うかの問題は、パケット交換網にとってきわめ
て重要である。パケット交換網における混雑は、さまざ
まな種類のトラフィック源に対する対処方法に内包され
る不確実性に一部は起因する。混雑はまた、さまざまな
トラフィックの流れがパケットネットワーク中で干渉し
合うその複雑性にも起因する。広帯域総合サービス環境
での混合制御およびトラフィック管理は、通信の高速性
ゆえに、およびトラフィックの種類の多様性ゆえに、ま
たそのようなネットワークにおいて求められるサービス
要求の多様性により、一層複雑さを増す。

狭帯域データ網における従来の混雑制御法の大半は本
質的に閉ループなものであった。これは、宛先ノードま
たは幾つかの中間ノードからのフィードバック情報（例
えばアクノレッジメント）が、新しいパケットをそのネ
ットワークへ受け入れてもよいかどうか、あるいは１つ
のノードから次のノードへパケットを伝送してもよいか
どうかを判断するため、利用されることを意味する。広
帯域では伝送レート、すなわちパケットの持続時間［pa
cket duration］、つまりパケットをサービスするのに
リンクが必要とする時間は極めて短い。したがってパケ
ット持続時間の面から測定すれば伝播遅延は、普通の狭
帯域網におけるよりも広帯域網における方がずっと高
い。そのため広帯域網では閉ループすなわち帰還制御方
式がより遅く動作し、そのネットワークで発生する事態
に対応することができないことがある。

広帯域総合サービス網が取り扱うサービスには、デー
タや音声の通信からファイル転送、高速回線エミュレー
ション、種々の型のビデオサービスまでさまざまなもの
がある。こうしたサービスにはさまざまなトラフィック
特性（例えば平均速度とバースト性）、あるいはさまざ
まなサービス要求（例えば端末間の遅延、遅延ジッタ、
パケット損失のおそれ、呼び出しブロッキングのおそ
れ、誤り率）がある。総合的なリソースマネージメント
の仕事と個別的な混雑制御の仕事とが、従来技術の狭帯
域網におけるよりもこの環境における方により多く内包
されているのである。広域帯総合サービス網における制
御のアルゴリズムは、さまざまなトラフィック特性を処
理しなければならないことのほか、予測可能なネットワ
ークビヘイビヤに対して臨機応変に機能する必要があ
り、また種々のサービス要求に応えることに柔軟でなけ
ればならない。広帯域網におけるトラフィック管理アル
ゴリズムはまた、その実行に必要な処理能力の面でシン
プルでなければならない。しかるにデータ処理速度の高
速化はデータ伝送速度の急速な成長に歩調を合わすこと
ができていない。したがってネットワークノードにおけ
るパケット処理能力はどんどん消耗してしまう。そこで
制御機能に必要な処理法は最小限に維持されていること
が要求される。

前述の特許出願は、非常に好ましい混雑制御法に関す
る。すなわち、損失のない通信を維持し、結ばれた端末
間の遅延を補償し、実行が非常に簡単であるという特徴
をもつ。これらの特徴はリアルタイム伝送およびその他
の広帯域パケット網における即時的情報形態にとって魅
力的な解決法である。

この特許出願に係る混雑制御法は、２つの要素から構
成される。ソースノードにおいて各持続［connection］
に課すパケット進入許可規制という要素（そのネットワ
ークへパケットを受け入れてもよいかどうかを判断制御
する基準）と、スイッチングノードでのストップアンド
ゴー待ち行列処理という要素である。

これら両要素の中心概念は時間フレームである。この
ため、この混雑制御法はフレーム戦略法として知られ
る。ネットワーク中の各リンクにおける時間間隔すなわ
ち持続時間Ｔのフレームを規定する。これらフレームは
リンクの伝送端からそのリンクの受信端へ伝播する［pr
opagating］と見ることもできる。具体的には各ノード
で複数の入リンク上の複数フレームが互いに同期にされ
るか、各ノードで複数の出リンク上の複数フレームが互
いに同期にされるようにフレームを規定する。

パケットの流れ（ストリーム）は、固定長さのパケッ
トにつき持続時間Ｔの各フレーム内のパケット数がｒ・
Ｔに制限されるとき、（r,T）平滑と定義する。ここで
ｒはパケット数／秒で測ったときのレートである。混雑
制御法の上記のパケット進入許可規制の要素はこの平滑
の定義に基づいて構成されている。具体的には、ネット
ワーク中の各持続ｋは１つのソースノードと１つの宛て
先ノードとをもっている。持続ｋのソースノードは持続
ｋに属するパケットが、エンドユーザーからそのネット
ワークに入ってくるときに経由するネットワークノード
である。レートr_kを割り当て、その宛て先への経路に持
続ｋを予約した後は、パケットのそのネットワークへの
進入許可は（r_k,T）平滑であることが要求される。これ
は持続時間Ｔの各フレーム中、持続ｋのソースノードは
そのネックワークにr_k・Ｔ以上のパケットは進入許可せ
ず、これ以外の余分なパケットは次のフレームが開始さ
れるまで進入許可しないことを意味する。すなわち割り
当てられるレートr_kは、ソースノードに到着しネットワ
ークに進入許可されるパケットの流れが常に（r_k,T）平
滑を維持するに十分な大きさであることが要請される。

上記のパケット進入許可規制は、割り当てられたレー
トr_kによる持続ｋのトラフィックストリームが、ネット
ワークに受け入れられる時（r_k,T）平滑であることを保
証する。もしこの平滑性が、各持続のパケットストリー
ムを中間の各スイッチンングノードに到着するときも維
持し続けていれば、混雑という問題は解消されるわけで
ある。

しかしながら従来技術の実際はそうなっていないので
ある。

ノードにおける通常の先入れ先出し（以下「FIFO」）待
ち行列方式を使うネットワークでは、持続のパケットが
中間ノードから別の中間ノードへと進むとき、団魂、群
れとなりがちで長いバーストを一層長くする傾向があ
り、こうしたバーストが上記の平滑性を乱している。

ストップアンドゴー待ち行列方式は、これまでのFIFO
待ち行列方式に代わるもので、上記の問題を解消する。
具体的に述べると、ストップアンドゴー待ち行列は一度
（r_k,T）平滑をソースノードにおける全持続ｋ上に強制
したら、その平滑性がその後のどのスイッチングノード
でも維持されることを保証する。ここでストップアンド
ゴー待ち行列体系について説明する前に、到着フレーム
と出発フレームについて説明する。具体的には、各ノー
ドにおいて到着フレームは入リンクの持続時間Ｔのフレ
ームであり、出発フレームは出リンクの持続時間Ｔのフ
レームである。ネットワーク中の各リンクで、これらフ
レームはリンクの一端から他端へとパケットと共に移動
していると見ることができる。したがってリンクｌ上に
伝播遅延およびリンクｌの受信端に処理遅延があるとき
は、これら遅延は複合持続時間rlとなり、リンクｌの受
信端におけるフレームは、発信端においてrl秒だけそれ
らフレームより遅れることになる。

したがって上記したようにこれらフレームは、各ノー
ドの全ての入リンクの複数の到着フレームが相互に同期
するように、あるいは各ノードの全ての出リンク上の出
発フレームが相互に同期するように規制されていればよ
い。しかし１ノードにおいて到着したフレームおよび出
発フレームは相互に非同期となっているのが一般であ
る。

さて、ストップアンドゴー待ち行列方式は次にような
原理に基づいている。１つの到着フレームｆ中に１ノー
ドの入リンクに到着する１パケットは、ｆが終了してか
ら出発する所望の出リンクの最初の出発フレームが始ま
るまで、そのノードから伝送される資格を与えられな
い。その結果この原理に従えば次のようなことになる。

１）一定の到着フレーム中に入リンク経由でノードに到
着したパケットは、遅延された後、その入リンクの上記
所定の到着フレーム終了後に出発する出リンクの最初の
出発フレーム内に適当な出リンクで伝送される（したが
ってストップアンドゴー待ち行列と呼ばれる）。

２）各持続ｋのパケットの流れはそのネットワークを通
じて元の（r_k,T）平滑を維持する。

３）リンクｌ当たり最大で B_l＝3C_lT （１） の容量があるバッファであれば、バッファのオーバーフ
ローの危険をを除去するのに充分である。ここでCl［▲
注▼Clのｌは下付きで表すべき所、便宜上このように
「Cl」と表す、 以下同じ］は、リンクｌの容量である。

このようなフレームによる混雑制御法（上記のパケッ
ト進入許可規制法、上記ストップアンドゴー待ち行列方
式などの）を使うネットワークにおいては、待ち行列に
よる遅延性と帯域幅割り当ての融通性との間を如何に調
整するかが肝心である。具体的には上記の混雑制御法で
は各制御のための全ノードにおける待ち行列遅延の合計
は次の式で与えられる。

Ｑ＝αHT （２） ここでαは１と２の間の定数、Ｈはその持続中にある
リンク数（例えば２つのリンクを使う１つの持続は１つ
の中間ノードをもつ）である。等式（１）（２）は、十
分に小さいフレームサイズＴを選択することによって、
そのネットワークにおけるバッファ要求は勿論、待ち行
列遅延も随意に減少させることができることを示してい
る。

さらに長さＬビットの固定長パケットにとって、帯域
幅割り当ての増分単位は Δｒ＝L/T［ビット／秒］ （３） 等式（３）は小さなフレームサイズＴ（およびその結
果の小さいバッファ要求と待ち行列遅延）が帯域幅割り
当てを大きい増分単位にすることによって初めて達成さ
れるが、これは帯域幅割り当てにおいける融通性を悪く
することにもなることを示している。

要するに、小さい行列待ち遅延と小さいバッファ容量
要求しか、帯域幅割り当ての融通性を悪くしながら、達
成できないというのが上記フレーム戦略法による混雑制
御法の欠点である。

そこで上記のフレームによる混雑制御法の改良技術を
提供することが本発明の目的で、特定の持続につき待ち
行列遅延を小さくし、かつその他の持続につき小さい増
分の帯域幅単位を随意に使用する帯域幅を割り当てるこ
とができるものを提供することにある。

また、ある持続が待ち行列遅延の小さいもので、その
他の持続は小さい増分単位で帯域幅を割り当てられるよ
うに、複数種のフレームサイズを使うフレームによる混
雑制御方法を提供することも目的である。

発明の概要 この発明フレームによる混雑制御法は、さまざまな持
続時間の複数種のフレームを利用する。具体的には、さ
まざまなサイズのフレーム、すなわち持続時間は、T₁、
T₂…T_pである。ここでT_pはM_pが整数であるときT_p＝M_pT
_p+1であるようなT_p+1の倍数である。ネットワーク中の
各リンクで持続時間T_pという複数の時間フレームが規定
される。これは具体的には、ｐの値ごとに、各リンクに
つき同じ時間起点から開始され、繰り返される。たとえ
ば、ｐ＝２で、T₁＝3T₂という具合である。各リンクに
おけるさまざまなサイズのフレームは、各リンクの送出
端から受信端に向かうものと見ることができる。この複
数種のフレームは、それぞれのリンク上で整数的に関連
し、同じ時間起点で規定された持続時間を有するため、
それぞれのリンクにおける複数種のフレームは互いに同
期した関係になっている。この複数種のフレームは入リ
ンク上の到着フレームの全てがそれぞれのノードにおい
て互いに同期し合う、あるいは出リンク上の出発フレー
ムの全てがそれぞれのノードにおいて互いに同期し合う
ように規定することができる。一般には一つのノードに
おいては到着フレームと出発フレームは互いに非同期と
なっている。

いくつかのｐ＝１、２…Ｐという型があるとき、ネッ
トアーク中の接続各々はｐ型接続としてセットアップさ
れる。このとき、この接続はフレームサイズT_pに関連付
けられる。

この発明のさまざまなサイズのフレームによる混雑接
続法は、各接続のソースノードにおける進入許可規制
と、各ノードにおけるフトップアンドゴー待ち行列の要
素を含んでいる。

進入許可規制は、割り当てられた指定のレートr_kを有
するｐ型のどの接続ｋのパケットの到着も（r_k，T_p）平
滑となることを要求する。ｐ型の接続のパケットはｐ型
パケットと呼ばれ、このパケットの型はパケットヘッダ
に表示される。

ネットワークのノードにおけるストップアンドゴー待
ち行列法は以下の規則を用いている。

Ａ）到着するｐ型フレームｆ内に入リンク上のノードに
到着したｐ型パケットは、ｆが時間終了した後に開始す
る当該する出リンク上の最初のｐ型出発フレームが始ま
るまでこのノードから送出可能とはならない。

Ｂ）送出資格を得たいかなるｐ型パケットもｐ−１型パ
ケットに対して非割込み形の優先権を有する。つまり優
先順位の低いｐ−１型パケットがセービスされている間
は、あるノードの出リンク経由でサービスされる資格を
得ることになった優先順位の高いｐ型パケットでも、そ
の出リンクに優先権を実際に得る前に、ｐ−１型パケッ
トのサービスが完了するまで待機させられる。

これらの規制があるため、次の結果がもたらされる。

（ｉ）着信ｐ型フレームｆ内に、ある入リンク経由で、
あるノードに着信したｐ型パケットは、いずれも着信ｐ
型フレームｆの終了後に始まる最初の発信ｐ型フレーム
内に出リンク上のサービスを受ける。

（ii）接続それぞれにおけるパケットの流れはネットワ
ーク中の経路全体にわたって、そのもとの平滑性を維持
する。すなわち、割り当てられたレートr_kのｐ型の接続
には、パケットの流れはその宛先まで経路全体を通じて
（r_k，T_p）平滑を維持する。

（iii）出リンクｌあたり B_l＝３ΣC_lPT_p （４） のバッファ容量は、バッファのオーバーフローのおそれ
を排除するのに十分である。ここでCl^Pはｐ型の接続に
割り当てられるリンクｌの容量である。このバッファ容
量は常に3ClT₁以下である。

こうしたさまざまなサイズのフレームによる混雑接続
法は、一つの接続の待ち行列遅延を非常に小さくし、他
の接続については帯域幅を小さな増分帯域幅単位で割り
当てることができるという大きな利点がある。より詳細
には、ｐ型接続の待ち行列遅延Q^Pは次の通りである。

H.T_p＜Q^p＜2H.T_p （５） Ｈは１接続中にあるリンクの数である。このように小さ
な待ち行列遅延にしか耐えられない接続には、小さなフ
レームサイズが用いられる。帯域幅割り当てに関して
は、ｐ型接続の増分帯域幅単位は次の通りである。

ΔrP＝L/T_P［ビット／秒］ （６） ここでＬはパケット長である。このように帯域幅を小
さい増分単位で割り当てなければならない接続について
は、大きなフレームサイズが用いられる。

つまり、この複数種のフレームサイズによる混雑制御
法では、フレームサイズと待ち行列遅延は、単一のフレ
ームサイズの場合のように包括的にではなく、それぞれ
の接続の型に応じて個々に結合され、それによってこの
混雑制御法の融通性を大きく向上させている。

図面の簡単な説明 図１はパケット交換網、ならびに同交換網中にある接
続の経路の概略図である。

図2Aはｒ＝2/Tのとき（r,T）平滑であるパケットの流
れの概略図、図2Bはｒ＝2/Tのとき平滑でないパケット
の流れを示す概略図である。

図3Aと図3Bは、フレームサイズが１つである時のフレ
ームによる混雑制御法のための交換網ノードの別の実施
例を示す。

図A4と図4Bは到着フレームと出発フレームが非同期の
場合と、同期している場合の、図3Aと図3Bに示すノード
の到着フレームと出発フレームを示す。

図５はストップアンドゴー待ち行列と従来のFIFO待ち
行列の待ち行列遅延の分布を比較する図である。

図6Aはこの発明の混雑制御法の一実施例に用いられる
複数のフレームサイズを示す。

図6Bはノードｎ＊のリンクｌの送出端とリンクｌの受
信端、およびノードｎ＊のリンクｌ′の送出端における
さまざまなサイズのフレームを示す。

図７はこの発明のさまざまなサイズのフレームによる
混雑制御法を実施することのできるネットワークノード
を示す。

図８は図７のノード中の待ち行列間のサービスシフト
の典型的なパターンを示す。

図９はストップアンドゴー待ち行列を他の待ち行列法
と組み合わせた別実施例のノードを示す。

発明の詳細な説明 この発明を詳細に説明する前に、パケット交換ネット
ワークの構造と単一および複数のサイズのフレームによ
る混雑制御法に用いられる平滑の定義について簡単に説
明することが有益であろう。

図１はパケット交換網10の概略図である。交換網10は
ノードｎ＝１、２、３、４、５、リンクｌ＝１、２、
３、４からなる。例として図１には二つの接続［connec
tion］を示している。接続ｋ＝１はソースノードｎ＝１
から中間ノードｎ＝２およびｎ＝３を経て宛先ノードｎ
＝４に伸びている。したがって接続ｋ＝１はリンクｌ＝
１、２、３を利用する。同様に、接続ｋ＝２はソースノ
ードｎ＝５から中間ノードｎ＝２を経て宛先ノードｎ＝
３に伸びるものである。したがって接続ｋ＝２はリンク
ｌ＝４、およびｌ＝２を利用する。ネットワーク中の接
続ｋにはそれぞれ１秒あたりのパケット数で表したレー
トr_kが割り当てられている。

接続ｋに属し、リンクｌのうちの一つに伝送されるパ
ケットの流れは、時間フレームＴ内のパケット数がr_k・
Ｔを越えないとき（r_k・Ｔ）平滑と定義される。パケッ
トが団魂化し、群れをなして、パケット数がr_k・Ｔを越
えるフレームがある場合、パケットストリームは平滑で
はない。

図2Aはリンクｌ上の持続時間Ｔの一連のフレームを示
す。リンクｌ経由で伝送される各パケットは１個の矢印
で示される。図2Aのパケットストリームは一つのフレー
ム内のパケット数が（2/T）.T＝２を越えないため、（2
/T、Ｔ）平滑である。それに対して、図2Bのパケットス
トリームはフレーム［Ｔ、2T］とフレーム［4T、5T］に
おいてパケットが群れをなし、パケット数（３）が（2/
T）.T＝２を越えているため、（2/T、Ｔ）平滑ではな
い。

前述したように、上記の米国特許出願はソースノード
においてそれぞれの接続に課すパケット進入許可規制
と、ストップアンドゴー待ち行列として知られるノード
で実行すべき待ち行列法とからなるパケット交換網の混
雑制御法について記載している。

この混雑制御法のパケット進入許可の部分は、前述の
平滑の定義に基づいている。（１秒あたりのパケット数
で表した）レートr_kがある接続ｋに割り当てられると、
パケットのその接続のための交換網への進入許可は
（r_k,T）平滑でなければならない。すなわち接続ｋのソ
ースノードが各フレーム内にr_k・Ｔでパケットを受け取
ると、接続ｋについて次のフレームが始まるまでそのパ
ケットの進入は許可されない。したがって接続ｋに割り
当てられるレートr_kは、ネットワークに入るパケットの
流れが常に（r_k・Ｔ）平滑を維持するに十分な大きさで
あることが好ましい。

図3Aはこのストップアンドゴー待ち行列法を実施する
ためのノードｎの概略を示す。図3Bはこのストップアン
ドゴー待ち行列法を実施する別のノードｎ′を示す。図
3Aおよび図3Bにおいて、パケットは入リンクｌ上のノー
ドｎあるいはｎ′に到着し、出リンクｌ′上をノードｎ
あるいはｎ′から出発する。通常、ノードｎあるいは
ｎ′は複数の入リンクｌ、複数の出リンクｌ′を有する
が、ここでは理解し易くノードｎおよびｎ′について一
つの入リンクと一つの出リンクだけを示す。

入リンクｌ上の到着フレームと出リンクｌ′上の出発
フレームとは互いに同期していても非同期でもよい。リ
ンクｌとリンクｌ′上で持続時間Ｔの到着フレームおよ
び出発フレームの各々が非同期な場合を図4Aに示す。リ
ンクｌとリンクｌ′上の持続時間Ｔの同期された到着フ
レームと出発フレームを図4Bに示す。

これらのノードで実行されるべきストップアンドゴー
待ち行列の規則は次のようなものである。到着フレーム
ｆ内に入リンクｌ上の１ノードに到着するパケットは、
そのノードで待ち行列に入れられ、到着フレームｆの終
了後に始まる最初の出発フレームｆ′内で出リンクｌ′
によって処理される。到着フレームｆおよび出発フレー
ムｆ′の例を非同期と同期の場合について図4Aと図4Bに
示す。

図3Aと図3Bは、到着フレームと出発フレームが同期し
ている場合のストップアンドゴー待ち行列法を実施する
ためのノード構造ｎおよびｎ′を示したものである。

図3Aにおいて、ノードｎは二つのFIFO待ち行列12、14
および二つのスイッチ16、18からなる。そして、第１の
フレーム内に、入リンクｌはスイッチ16によって到着パ
ケットが格納されるFIFO待ち行列12に接続される。この
同じ第１フレーム内に、スイッチ18は前のフレームのリ
ンクｌ経由で到着したパケットがサーバ19によって処理
され出リンクｌ′経由で送出されるようにFIFO待ち行列
14に接続される。次のフレームでは、スイッチ16、18の
位置は逆になり、到着パケットは待ち行列14に格納さ
れ、第１フレーム中に待ち行列12に格納されたパケット
はサーバ19によって処理されて出リンクｌ′経由で送出
される。図3Aの構成は、一定フレーム内にリンクｌ経由
でノードｎに到着したパケッが、次のフレームまで、サ
ーバ19によって処理され出リンクｌ′経由で送出されて
しまわないことを保証する。

図3Bのノードｎ′は一つのFIFO待ち行列20だけを用い
て同じことを行う。ノードｎ′では各フレームの開始時
にサービスコントローラ22がFIFO待ち行列20中にある現
在の負荷が送出有資格であることをマークする。サービ
スコントローラ22は次に、この送出有資格の負荷を処理
するのに必要な時間だけスイッチ24によってサーバ19を
待ち行列20に接続する。その後、現在のフレーム内に受
け取られ、したがってまだ送出資格のないパケットが現
在のフレームの終了前に送出されることのないように、
次のフレームの始めまでサーバ19による待ち行列20の処
理を中断するようスイッチ24を切り換える。出発フレー
ムと到着フレームが非同期の場合の図3Bのノードｎ′の
変形例については上述の米国特許出願326,027号に記載
されている。

ストップアンドゴー待ち行列ではパケットはFIFOで処
理される必要はないことに注意しなければならない。し
かし、図3Aおよび図3Bのノードｎ、ｎ′のようなストッ
プアンドゴー待ち行列ノードの実施態様においては、パ
ケットはFIFOで処理される。これはノードの設置が簡単
になり、パケットが適正な順序で供給されることを保証
するので有益である。

上述したように、このフレームによる混雑制御法は重
要な利点を多く持っている。まず、ソースノーズにおけ
るフレーム進入許可規制法とストップアンドゴー持ち行
列法が用いられれば、必要な（r_k,T）平滑が、このネッ
トワーク中で混雑が及んでいるすべてのリンク上の各接
続につき維持される。これはフレームによる混雑制御法
が混雑原因であるパケットの団魂化を防止することを意
味する。またバッファのオーバーフロー防止には同期の
とれた到着フレームと出発フレームについては2ClTのバ
ッファ容量、非同期の到着フレームと出発フレームにつ
いては3ClTのバッファ容量があれば十分であることも重
要である。

前述のパケット進入許可規制法と待ち行列法はバッフ
ァのオーバーフローを防止することに加えてパケット遅
延という面においても魅力的な特性をもつ。いかなる型
の接続についても全パケットが、小さなジッタはあるも
ののネットワーク中に同量の遅延しか起こさない。つま
り、ある一つの接続の１パケットの一端から他端への遅
延Ｄ′は次のように表すことができる。

Ｄ′＝Ｄ＋ｄ （７） ここで接続遅延と定義されるＤは、この接続のすべての
パケットについて一定で、遅延ジッタｄは、パケット間
でばらつきがある。この遅延ジッタはフレームのサイズ
に限定される。

−Ｔ＜ｄ＜Ｔ （８） 接続遅延Ｄは二つの部分に分けることができる。

Ｄ＝ｔ＋Ｑ （９） ここでｔは、１つの接続が一端から他端への伝送と処理
遅延の和であり、Ｑはこの接続の待ち行列の遅延の全体
を表す。さらに、Ｑは次のように制限される。

Ｑ＝αHT （10） ここでＨはこの接続が通るリンクの数であり、αは１と
２の間の定数である。

図５は従来のFIFO待ち行列のパケット遅延の分布とス
トップアンドゴー待ち行列のパケット遅延の分布とを比
較した図である。図５において、カーブ30はストップア
ンドゴー待ち行列の場合のパケット遅延の分布であり、
カーブ40は従来のFIFO待ち行列の場合のパケット遅延の
分布である。斜線部分42、はおおむね従来のFIFO待ち行
列が用いられるときに失われるパケットの部分に対応す
る。従来のFIFO待ち行列では平均遅延は小さければ、遅
延は広い範囲にわたって分布し、その結果ネットワーク
全体にバッファのオーバーフローとパケットの損失が発
生する。これに対してこのフレームによる混雑制御法の
遅延度はネットワークの挙動が予測可能かつ満足なもの
となるような狭いが許容可能な範囲内である。

上述したように、それぞれのリンクで必要なバッファ
容量と待ち行列の遅延Ｑはいずれも十分小さいサイズの
フレームＴを選択することによって随意に小さくするこ
とができる。しかし、小さいサイズのフレームＴの選択
は帯域幅割り当ての融通性を低下させるという犠牲を払
って初めて可能である。具体的には、帯域割り当ての単
位は次のように与えられる。

Δｒ＝L/T［ビット／秒］ （11） したがってＴが小さくなるとΔｒが大きくなる。数値で
例を挙げれば、Ｌ＝400ビットのパケット長、Ｈ＝５リ
ンク、を有する接続でα＝1.6であるとき、待ち行列遅
延Ｑは1.6HTであるが、Ｔ＝１ミリ秒なら、待ち行列遅
延は８ミリ秒であり、Δｒは400キロビット／秒であ
る。一方、Ｔを大きくして（たとえばＴ＝50ミリ秒）Δ
ｒを８キロビット／秒に減らした場合、待ち行列遅延は
400ミリ秒となる。

本発明によれば複数種のサイズのフレームを用いるこ
とによってこの問題を緩和することができる。こうして
ｐ＝１、2..Pごとに複数種のサイズのフレームT_Pが選択
される。T_PはT_P+1の倍数、すなわちM_Pが整数であると
き、T_P＝M_PT_P+1である。このように、ネットワークの各
リンク上に持続時間T_Pの時間フレームが規定される。こ
れは各リンクで同じ時間起点から出発する型ｐの種類ご
とに繰り返される。それぞれのリンク上で複数種のフレ
ームは整数で関係し合う同じ時間起点から規定された持
続時間を有するため、各リンク上の複数種のフレームは
互いに同期する。この複数種のフレームはそれぞれのノ
ードですべての入リンク上のすべての到着フレームが互
いに同期する、あるいはそれぞれのノードですべての出
リンク上のすべての出発フレームが互いに同期するよう
に規定することができる。一般に、あるノードにおける
到着フレームと出発フレームは互いに非同期であっても
同期していてもよい。図6AにはT₁＝３T₂のとき、１型フ
レームと２型フレームが１リンク上にある場合を示す。
図6Aにおいて、この１型フレームと２型フレームは互い
に同期していることに注意されたい。これはこの１型フ
レームと２型フレームが同じ時間起点から規定され、ま
たT₁がT₂の整数の倍数であることから発生することであ
る。

図6Bはノードｎ＊と入リンクｌおよび出るリンクｌ′
を示す。図6Bはリンクｌの送出端90におけるｐ＝１型お
よびｐ＝２型のフレーム200を示す。また、図6Bはノー
ドｎ＊のリンクｌの受信端92のｐ＝１型およびｐ＝２型
のフレーム210も示す。リンクｌ上の伝播遅延とリンク
ｌの受信端における処理遅延とは、組合わされた持続時
間rl［▲注▼rlのｌは下付きで表すべき所、便宜上この
ように「rl」と表す。以下同じ］をもつことに注意され
たい。したがって、リンクｌの受信端のフレームはリン
クｌの送出端のフレームに対してrl秒遅れる。

さらに図6Bは、リンクｌ′の送出端94のノードｎ＊か
ら出発するｐ＝１型およびｐ＝２型のフレーム220も示
す。ノードｎ＊における到着フレーム210と出発フレー
ム220は非同期であることに注意されたい。したがっ
て、θl²［▲注▼θl²のｌは下付きで表すベき所、便宜
上このように「θｌ」と表す、以下同じ］は、ノードｎ
＊の到着ｐ＝２型フレームと出発Ｐ＝２型フレームを同
期させるために２型パケットのためのリンクｌに加えな
ければならない遅延の量を表す。同様に、θl¹はノード
ｎ＊の到着ｐ＝１型フレームと出発Ｐ＝１型フレームを
同期させるために１型パケットのためのリンクｌに加え
なければならない遅延量である。

上述したように、この発明の複数種のサイズのフレー
ムによる混雑制御法は各接続のソースノードにおける進
入許可規制法と交換網のノードにおける待ち行列法から
なる。

進入許可規制法は次の通りである。交換網中のすべて
の接続をｐ型接続としてセットアップする。この進入許
可規制はｐ型の任意の接続ｋのソースノードにおいて割
当てられるレートr_kによる交換網へのパケット進入許可
は（r_k，T_P）平滑であることを必要とする。ｐ型接続に
所属するパケットはｐ型パケットであるが、このパケッ
トの型はパケットヘッダに示される。

パケットの団魂化とその結果生じる混雑を防止するた
めに、ノードにおけるストップアンドゴー待ち行列法は
次の規則に基づいて実行される。

Ａ）到着ｐ型フレームｆ内に入リンクｌ経由で一つのノ
ードに到着したｐ型パケットは、ｆの終了後に始まる適
当な出リンク上のフレームが開始するまで処理を受ける
資格を得ることができない。

Ｂ）すべての送り出し有資格のｐ型パケットは、ｐ−１
型パケットに対して非割込み形の優先権を持つ。たとえ
ば、２型パケットは１型パケットに対して非割込み形優
先権を持つ。

一般に、リンクの容量はリンクｌを介してすべてのｐ
型接続に割り当てられるCl^P（ビット／秒で表す）で示
す総体的な伝送レートが次の式を満足するように割り当
てられる。

この不等式の項L/T_POは、持続時間T_POのフレームあた
り１パケットの伝送に相当するビット／秒で表したレー
トである。したがって、この不等式から各リンクｌおよ
び任意のp_o≧２に対して持続時間T_POのフレームあたり
少なくとも１パケットのリンク容量はp_o型またはそれ以
上の接続に割り当てられずに残っていなければならない
ことがわかる。この制限はp_o＝１には当てはまらないも
ので、これはこの容量の割り当てられていない部分がす
べて常に１型の接続に割り当てることができることを意
味する。さらに、１フレームあたり１パケットが総リン
ク容量に占める割合は通常小さい。したがって、この不
等式は容量の浪費を必要とせず、また容量割り当てに重
大な制約を課すものでもない。

次に、到着フレームと出発フレームが同期している場
合、到着ｐ型フレームｆ中にあるリンクｌ経由でノード
ｎに到着したｐ型パケットはｆの終了後のｐ型フレーム
の前に処理を受ける。そして各接続ｋはネットワーク全
体にわたってそのもとの平滑性を維持する。すなわち、
伝送レートr_kを割り当てられたｐ型の接続について、パ
ケットストリームはその宛先までの経路全体にわたって
（r_k，T_P）平滑を維持する。

複数サイズのフレームのストップアンドゴー待ち行列
法を実行するためのノードｎ″を図７に示す。ノード
ｎ″リンクｌ等のすべての入リンク上の到着フレームと
リンクｌ′等のすべての出リンク上に出発フレームがす
べてのフレームサイズについて同期している場合のため
に設計されている。ノードｎ″は各フレームサイズ用の
FIFO待ち行列50と対応するｐ＝P,p＝Ｐ−１、…ｐ＝１
型のパケットからなる。二種類のパケットすなわちｐ＝
２とｐ＝１しかないときには、二つの待ち行列50しかな
い。リンクｌに到着したパケットはデマルチプレクサ52
によってｐ型パケットにしたがいライン53上に振り分け
られ、該当するFIFO待ち行列50に負荷される。

上述したストップアンドゴー待ち行列の規則Ａおよび
規則Ｂに適合させるために、サービスコントローラ54は
次のように動作する。すなわちそれぞれのｐ型フレーム
Ｐ＝１、２…Ｐの始めに、サービスコントローラ54はｐ
型待ち行列中にある現在の負荷を処理を受ける資格ある
ものとしてマークする。そしてｐ＝Ｐ型の各フレームの
始めに、サービスコントローラは、サーバ58がＰ型待ち
行列中の有資格のパケットの処理を開始し、この処理を
有資格のｐ型パケットが処理されるまで継続するように
スイッチ56をセットする。各Ｐ−１型フレーム（その始
まりは常に一つのＰフレームの始まりと一致する。たと
えば２型および１型のフレームを示す図6Aおよび図6B参
照）中において、待ち行列Ｐ型の有資格の負荷が処理さ
れた後、待ち行列Ｐ−１の送出有資格の負荷の送出が開
始される。それぞれのＰ−１型フレーム中、待ち行列Ｐ
−１の処理はその有資格の負荷が送出されるまでに非割
込み形の優先ベースで数回中断されることがある。これ
は、新しいＰ型フレームが始まるたびに待ち行列Ｐで新
しいパケットが有資格となるためである。最後に、待ち
行列Ｐ−１の送出有資格の負荷が処理されると、待ち行
列Ｐ−２の処理が始まる。この手順が待ち行列１まで繰
り返される。どの待ち行列にも有資格の負荷がなくなる
と、サーバ58は空き状態になる。

Ｐ＝２の場合の待ち行列間でのサービスシフトのパタ
ーンを図８に示す。図８において、横座標は２型フレー
ム１型フレームの占める時間を示す時間軸である。図８
の縦座標は処理される特定の待ち行列、すなわち１型待
ち行列、２型待ち行列あるいは空きを示す。したがっ
て、図８からわかるように、２型フレームは１型フレー
ムより短い。したがって、２型パケットは１型パケット
より優先順位が高い。それぞれの２型フレームの始め
に、２型待ち行列の送出有資格パケット負荷が処理され
る。その後にのみ、サーバは１型待ち行列の有資格の負
荷を処理する。１型待ち行列の有資格の負荷と２型待ち
行列の有資格の負荷が処理されるとサーバは空き状態に
なる。したがって、２型フレーム［2T₂、３T₂］におい
ては、まず２型待ち行列が処理され、次に１型待ち行列
が処理され、そしてサーバが空き状態になる。同様にそ
の始まりが１型フレーム［T₁、２T₁］と一致する２型フ
レーム［３T₂、４T₂］においては、まず２型待ち行列が
処理され、その後にのみ１型待ち行列が処理される。１
型待ち行列の処理は２型フレーム［４T₂、５T₂］の始め
に中断されないことに注意しなければならない。これ
は、このとき送出される資格のある優先順位の高い２型
パケットはないからである。

図6Bに関連して上述したように、あるノードですべて
の入リンクに到着するフレームが同期しているが、出リ
ンク上の出発フレームは到着フレームに対して非同期の
とき、ｐ型パケットのそれぞれの入リンクｌに追加の遅
延θl^Pを加えてｐ型の到着フレームと出発フレームを同
期させることができる。これは、リンクｌのサービスコ
ントローラ57の機能を次のように変更することによって
行うことができる。それぞれのｐ型フレームｐ＝１、２
…Ｐの始めに待ち行列ｐにある負荷にマークが付けられ
る。このマークの付いた負荷はθl^P秒後に送出される資
格があるものとされる。

あるノードの到着フレームと出発フレームが同期して
いるとき、バッファのオーバーフローを防止するために
必要なリンクｌあたりの総バッファ容量は次の通りであ
る。

B_l＝Σ2C_l ^PT_P （13） この必要なバッファ容量は常に2ClT₁以下である。到着
フレームと出発フレームが非同期であるとき、リンクｌ
あたりの必要なバッファサイズは次の大きさである。

B_l＝Σ（2T_P＋θ_l ^P）．C_l ^P （14） これは常に3T₁Clより小さい。

ｐ型パケットに関連する遅延Ｄ′^Pは次のように表す
ことができる。

Ｄ′^P＝D^P＋d^P＝ｔ＋Q^P＋d^P （15） ここでD^Pは総接続遅延、d^Pはジッタ遅延、ｔは総終端間
処理および伝播遅延、Q^Pはｐ型パケットの接続待ち行列
遅延である。

さらに、 −T_P＜d^P＜T_P （16） および HT_P＜Q^P＜2HT_P （17） さらに、多数フレームの場合には帯域幅は Δr^P＝L/T_P［ビット／秒］ （18） の増分ステップでｐ型の接続に割り当てることができる
ことに注意しなければならない。

つまり、ｐ型パケットのリンクあたりの必要バッファ
容量は待ち行列遅延と同様にT_Pに比例する。一方、増分
帯域幅割り当て単位Δr^PはT_Pに反比例する。しかし、待
ち行列遅延と増分帯域幅がそれぞれの種類の接続につい
て結合されるが、小さいフレームサイズの選択すること
によってあるタイプの接続に小さな待ち行列遅延を設
け、より大きいフレームサイズを選択することによって
他のタイプの接続にセグメントの小さい帯域幅を割り当
てることができる。

数値的な例として、リンク容量150メガビット／秒、
パケットサイズＬ＝400ビットのネットワークを考え
る。されに、採用されているフレームサイズはT₁＝16ミ
リ秒とT₂＝１ミリ秒の二つだけであると仮定する。１型
および２型の接続に対する帯域幅割り当ての増分単位は
Δr¹＝25キロビット／秒およびΔr²＝400キロビット／
秒である。Ｈ＝５のとき１型接続の最大待ち行列遅延は
Q¹＝160ミリ秒であり、２型接続の最大待ち行列遅延はQ
²＝10ミリ秒である。これから、末端間の遅延に対する
バルナラビリティの高い連続ビットストリームから出た
トラフィックを２型の連続としてネットワーク中にセッ
トアップすべきであり、一方、低速のデータ通信サービ
スを１型のトラフィックとして指定することができるこ
とがわかる。

このフレームによる混雑制御法によれば、混雑の排除
と遅延の制限という利点がパケットの到着を平滑にす
る、すなわちサイズＴの各フレーム中で接続ｋあたりr_k
・Ｔだけのパケット進入を許可する進入許可規制を行う
ことによって達成される。トラフィックソースの統計的
変動を平滑化するには、わずか１秒の何分の１という平
均化期間では不十分であるため、実際には進入許可規制
には接続のピークレートに基づいて容量が割り当てられ
ることが必要である。このフレームによる方法が広帯域
ネットワーク中のすべてのサービスに均一に適用される
場合、伝送容量の利用率が下がる可能性がある。この問
題はこのフレームによる混雑制御法を他のトラフィック
管理法と組み合わせることによって軽減することができ
る。

図９はノードｎの概略を示す。図９のノードｎは
待ち行列100が追加されていることを除いて図７のノー
ドｎ″と同じである。ここでｐ＝Ｏ型パケットとよぶパ
ケットとマルチプレクサ52によって待ち行列100に導か
れる。サービスコントローラ54は図７の場合と同様にス
イッチ56を制御する。ただし、スイッチ56の空きの位置
にはＯ型パケットの待ち行列100が入る。したがって、
待ち行列50のうちのどれも処理されていないいかなる期
間にもサーバ58は待ち行列100に接続されている。

このサーバ58の空き時間は二つの部分からなる。

ａ）ｐ≧１型のトラフィックに割り当てられていない伝
送帯域幅の任意の部分に対応するフレームの部分。

ｂ）対応するソースによる利用度の低いｐ≧１型のトラ
フィックに割り当てられた帯域の部分。

この新しいカテゴリーのトラフィックは任意の所望の
方針にしたがって制御する、あるいは任意の順序で送出
することができ、またそれ自体がそれぞれ異なる混雑制
御法によって制御される異なるクラスの接続およびデー
タグラムから構成されうる。このＯ型のパケットがｐ≧
１型の有資格のパケットより優先順位が低い限り、その
存在がこのフレームによる方法の適正な機能を混乱させ
ることはない。これはＯ型パケットはサーバが空き状態
のときに限って処理されるためである。（この場合、上
記の等式（12）はp₀−１、２、…Ｐのときにあてはま
る。） この総合環境では本発明のフレームによる方法は定規
的なビットの流れ、リアルタイムトラフィック、その他
の過激なパット損失とか遅延要求を伴うサービスにとっ
て最適である一方、損失な遅延に比較的少ない感受性の
バーストあるサービスをＯ型のカテゴリーに含ましめる
ことができる。

要するに、複雑種のサイズのフレームを利用してのパ
ケット交換網のフレームによる混雑制御法について述べ
てきた。この混雑制御法は、接続各々につきそのソース
ノードにおいて進入許可規制と、交換網のノードでのス
トップアンドゴー待ち行列とから構成される。複数種の
サイズのフレームは、待ち行列の遅延を特定の接続につ
き小さなものにできると共に、ほかの接続には小さな増
分の帯域幅を割り当てることができる。

Claims (6)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】パケット交換網中の各接続の型ｐがｐ＝1,
   2,…,Pと複数種あるとき、接続時間T_pのフレームを型ｐ
   ごとに各接続のため個別に選択し、接続ｋに割り当てる
   伝送レートをr_kとするとき、型ｐの接続ｋ各々につき、
   上記個別に選択した持続時間T_pの１フレーム内にパケッ
   ト交換網に進入を許されるパケット数をr_k・T_pに制限
   し、 該交換網中の各ノードｎで、持続時間T_pの具体的な到着
   フレームｆ内に上記各ノードｎに到着する型ｐの接続に
   属するパケット各々を、少なくとも該到着フレームが終
   了するまで遅延させる ことを特徴とするパケット交換網におけるパケット伝送
   方法。
2. 【請求項２】上記の遅延方法が持続時間T_pの上記具体的
   な到着フレームｆ内に具体的な一つの入リンク上のノー
   ドに到着した型ｐの接続に属するパケットを、上記到着
   フレームｆの終了後に開始する具体的な一つの出リンク
   上の持続時間T_pの最初の出発フレームｆ′内にサービス
   することを特徴とする請求項１のパケット伝送方法。
3. 【請求項３】持続時間T_pの複数の時間フレーム内に、上
   記複数のリンク経由で複数ノード間に型ｐの接続に属す
   るパケットを伝送することを特徴とする請求項１のパケ
   ット伝送法。
4. 【請求項４】型ｐの接続各々のために個々に選択された
   持続時間T_pの到着フレームｆ内に型ｐの接続ｋに属する
   パケットを１または２以上の入リンクを介して受け取る
   受取手段と、 パケットがノードに到着したその持続時間T_pの到着フレ
   ームの終了時または終了後に開始する所望の出リンク
   １′上の持続時間T_pの第１出発フレームｆ′内に伝送さ
   れる型ｐの持続ｋに属するパケット各々を所望の出リン
   ク上に伝送する伝送手段と、 を有するさまざまな型ｐ、ただしｐ＝1,2,…,P、の持続
   ｋに属するパケットを経路付けるパケット交換網中に使
   用のノード。 ただしT_pはT_p+1の整数の倍数であり、ｐ−１型の接続に
   属する低い優先度のパケットがサービスされている間、
   出リンクによってサービスを受けることができるように
   なる型ｐの接続に属するパケットは、上記ｐ−１型パケ
   ットが全部サービスされるまで出リンクからのサービス
   の優先性を取得しないで待つ。
5. 【請求項５】上記受取手段は、異なる型ｐのさまざまな
   持続に属するパケットを振り分けるデマルチプレクサ
   と、これらのパケットを格納する型ｐの持続各々に連結
   されたバッファとを備え、 上記伝送手段は、ｐ−１型の持続に属する低い優先度の
   パケットがサービスされている間、出リンクによってサ
   ービスを受けることができるようになる型ｐの持続に属
   するパケットは、上記ｐ−１型パケットが全部サービス
   されるまで出リンクからのサービスの優先性を取得しな
   いで待つように、上記バッファにサービスするサーバを
   備えている、 ことを特徴とする請求項４のノード。
6. 【請求項６】ノードが、いずれの型ｐの接続にも属さな
   いパケットのために付加的なバッファを有し、この付加
   的バッファは各型ｐの接続に連結されたバッファよりも
   低い優先度のサービスにされていることを特徴とする請
   求項５のノード。