JP2610098B2 - ネットワーク・アクセス制御システム - Google Patents

ネットワーク・アクセス制御システム

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JP2610098B2 JP21368293A JP21368293A JP2610098B2 JP 2610098 B2 JP2610098 B2 JP 2610098B2 JP 21368293 A JP21368293 A JP 21368293A JP 21368293 A JP21368293 A JP 21368293A JP 2610098 B2 JP2610098 B2 JP 2610098B2
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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、特にこのネットワークの輻輳を最小限にす
るためにネットワークへのユーザ・アクセスを制御する
技術に関する。
【０００２】
【従来の技術】高速パケット通信ネットワークでは、い
くつかのトラフィック・クラスが、ネットワークに共通
のリソースを共有する。テキスト、イメージ、音声、ビ
デオなどのマルチメディア・サービスは、速度範囲が広
いトラフィックを生成する。こうした異なるソースのト
ラフィック特性は更に時間によって劇的に変化する。し
かしトランスポート・ネットワークは、そうした違いの
有無にかかわらず、各接続に対する帯域幅とサービスの
品質を保証しなければならない。そのため、統計的挙動
が劇的に異なり得る接続について、使用可能な帯域幅を
管理して輻輳を避け、そのような保証されたサービス・
グレード（ＧＯＳ）を提供することが、この種のネット
ワークでは極めて重要である。例えばデータ・トラフィ
ックは普通、ネットワークの輻輳に対処するために遅く
することができるが、音声、ビデオ、イメージなどのリ
アル・タイム・トラフィックは、その固有速度が外的要
因によって決定される。普通こうしたソースを遅くする
能力は非常に制限される。リアル・タイム・トラフィッ
クはそのため、一定レベルの保証されたサービスを要
し、従ってそのような接続にリソースを割当てることは
必須事項である。トラフィックの管理は、リンク帯域
幅、バッファ・スペース、交換容量、処理リソースなど
のリソースの可用性を保証するだけではなく、これらの
リソースを競争するトラフィック・ストリーム間で "公
正に" 割当てるように行なわなければならない。ネット
ワーク・リソースは有限、且つ貴重であり、最適な方法
で利用されなければならない。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】ネットワークの輻輳を
制御する従来のメカニズムは、トラフィックの流れを制
御するエンド・ツー・エンドの制御メッセージに依存す
る。しかし高速ネットワークでは通常、ネットワークの
伝播遅延によってスイッチングとキューイングの遅延が
決定される。そのために普通、ネットワークからの輻輳
制御フィードバック・メッセージは古くなり、このメッ
セージに応答してソースによって取られるアクションが
遅すぎて、最初にそのメッセージが起動される原因にな
った輻輳を解消できない。従来のエンド・ツー・エンド
の輻輳制御メカニズムは、現在の高速グローバル・ネッ
トワークの輻輳に現実的に対処することができないので
ある。
【０００４】パケット到達プロセスの確率性により、接
続時の一時的な期間には、ソースのパラメータが、接続
確立時に決定された値から変化する。またネットワーク
では、多重化プロセスの統計偏差により、接続時の短い
期間に輻輳が生じることがある。従ってソース側でネッ
トワークへのアクセスを制御するだけでなく、バッファ
管理やスケジューリング機能によってネットワーク内の
トラフィックの流れを制御することも重要である。これ
らトラフィック制御メカニズムは、予め規定されたサー
ビスのクラスを実現する。ただし、高速ネットワークで
用いられる輻輳制御プロシジャはすべてリアル・タイム
に使用できなければならないので、そのようなプロシジ
ャは計算に関して簡素なものでなければならない。
【０００５】こうした目標を達成するためには、ネット
ワークが各ソースからネットワークへのトラフィックの
流れの速度を制御しなければならない。このような速度
をもとにしたアクセス制御メカニズムは、ネットワーク
上の情報転送速度を最大にするので、リンクごとの流れ
制御よりも望ましい。輻輳を防止するための速度ベース
のアクセス制御方法としてよく知られているものは、い
わゆるバッファード "リーキー・バケット（leaky buck
et）" 方式がもとになっている。このリーキー・バケッ
ト方式は、平均的なデータ転送を許容可能な速度に制限
するが、平均から逸れたバースティネス（burstiness）
はある程度まで許容する。リーキー・バケット方式の説
明は、M．Sidi、W-Z．Liu、I．Cidon、及びI．Gopalに
よる"Congestion Control Through Input Rate Regulat
ion"、Proceedings ofGlobecom '89、pages 49．2．1-4
9．2．5、Dallas、1989、G．Niesteggeによる"The 'Lea
ky Bucket' Policing Method in the ATM（Asynchronou
s TransferMode）Network"、International Journal of
Digital and AnalogCommunications Systems、Vol．
3、pages 187-197、1990、並びにK．Bala、I．Cidon、
及びK．Sohrabyによる"Congestion Control for High S
peed PacketSwitched Networks"、Proceedings of Info
com '90、pages 520-6、SanFrancisco、1990 に見られ
る。これらリーキー・バケットによる輻輳制御方式のい
くつかは、ネットワークに入るパケットにマークをつけ
て、これらパケットを処理する際にネットワーク内で用
いられるプロシジャを制御する。
【０００６】例えばBalaらによる論文では、ソースから
出たパケットには、赤と緑の２つの色のいずれかのマー
クがつけられる。緑のパケットは、トラフィックが接続
の予約帯域幅内にあることを示し、ネットワーク内のあ
るレベルの遅延率と損率にもとづく所定のサービス・グ
レードが保証される。従って緑のパケットは、コール確
立時に決定された速度で転送される。一方、赤のパケッ
トは、予約速度以上で送られるトラフィックを表わし、
これは、瞬時に投入されたトラフィックが予約帯域幅を
上回る過負荷期間に機能し始める緊急解除メカニズムと
見ることができる。言い換えると、割当てられた帯域幅
を超えるトラフィック量は赤のマークがつけられ、ソー
ス側で棄却されるのではなくネットワークに送られる。
ソースは統計的多重化の効率を改良するために、赤パケ
ットを通してネットワークの未使用帯域幅を利用するこ
とができる。
【０００７】ネットワーク・ノードはパケットの蓄積交
換を行なうように働く。緑と赤のパケットはしかし異な
る形で処理される。中間ノードは低棄却しきい値を使
い、輻輳時に最初に赤のパケットを棄却する。その結果
赤のパケットは、中間ノードでは損率が高くなり、その
うえ、緑のパケットの性能を大きく損なうことはない。
【０００８】リーキー・バケット・メカニズムの一例に
ついては、1992年 8月19日付けの米国特許出願第９３２
４４０号を参照されたい。リーキー・バケットによるア
クセス制御方式では、赤のパケットが緑のパケットの性
能を低下させないことが極めて重要である。更に、赤の
パケットがネットワークの使用可能な帯域幅を出来るだ
け多く使用することも望ましい。例えば赤のトラフィッ
クの量が制御されない場合、赤のパケットが互いに破壊
的に干渉する可能性があり、その結果、赤のパケット
は、他の場合にはネットワーク内で許容できるレベルよ
りも低いスループットになる。こうした問題は、トラフ
ィックが重く、需要が大きく、ネットワークの効率が最
優先される非常に大きな国内ネットワークや国際ネット
ワークでは極めて重大である。
【０００９】
【課題を解決するための手段】本発明の実施例に従い、
パケット・マーキング方式を用いるパケット・ネットワ
ークへのアクセスに関して、バッファード・リーキー・
バケットによるアクセス制御メカニズムが提供される。
接続の予約帯域幅内のパケットは、優先度の高い（緑）
マークがつけられ、接続の予約帯域幅内にないパケット
は、優先度の低い（赤）マークがつけられる。特に、リ
ーキー・バケットのアクセス制御メカニズムで赤のパケ
ットが使用できる帯域幅は、本発明の実施例に従って、
すべての接続について制御され、赤のパケットによるネ
ットワークの飽和が防止される。このような飽和状態で
は、赤のパケットが互いに干渉し合い、優先度の高い緑
のパケットにも干渉する。また、上位層のエラー回復プ
ロトコルとのインタラクションを改良するために、パケ
ット・マーキング・メカニズムに一定量のヒステリシス
が組込まれる。すなわち、赤と緑のパケットを常に交替
させるのではなく、優先度の低い数個の赤パケットが連
続的に転送されるようにメカニズムが構成される。
【００１０】本発明の第１実施例に従って、パケット間
にある間隔を設け、一定レベルの平滑化を実現するため
にスペーサも用いられる。同時に赤のトラフィックのリ
ミッタが、与えられた時間間隔で転送できる赤パケット
の数を制限する。一方、ヒステリシス・カウンタによ
り、赤パケットのマーキングが開始されると、その赤パ
ケット・マーキングが一定個数のデータ・ユニットにつ
いて継続し、連続した赤パケット列が形成される。緑パ
ケットはもちろん、緑トークンが固定速度で導入される
固定サイズの緑トークン・プールに充分な数の緑トーク
ンが存在する時に転送される。赤トラフィック・リミッ
タは、ネットワーク・ラインが赤パケットで飽和するの
を防ぎ、ヒステリシス・カウンタは、赤と緑のマーキン
グ期間の交替が頻発しすぎないようにする。
【００１１】このヒステリシス・メカニズムは、本発明
の第２実施例に従って、連続した可変数の赤データ・ユ
ニットに代えて第１実施例の一定個数を用いることによ
って動的にされる。更に、このような連続した赤データ
・ユニットの個数は、入力されるパケットの分布に依存
する。これにより、第１実施例で生じ得る特定の問題が
回避される。例えば連続した赤データ・ユニットの個数
が少なすぎる場合、赤パケットのバースト間に緑パケッ
トを転送するのに充分な緑トークンは累積されない。一
方、連続した赤データ・ユニットの個数が多すぎる場合
は、中間ノード側で赤パケットが損失する可能性が大き
くなる。
【００１２】ヒステリシスを固定量とした場合にはもう
１つ問題が生じ得る。数が充分に大きくて緑トークンの
累積が適切であり、従って赤パケットのバーストを適切
に分離できる場合は、緑トークン・プールが一杯になっ
た後に赤マーキング期間を継続させることができる。赤
マーキング・プロセスは、本発明の第２実施例に従っ
て、緑トークンの個数がしきい値（緑再開しきい値）に
達した時にオフにされ、緑トークン・プールがしきい値
に達した時に緑パケットを転送できるようになる。本発
明のこの２つの実施例は、いずれも赤パケットの列を組
立てるのと同時に、与えられた時間に赤パケットの総数
を制限することによって、赤パケットの利用を最適化す
るという利点をもつ。
【００１３】
【実施例】図１は、８個のネットワーク・ノード１１
（参照符号１乃至８）から成るパケット転送システム１
０のブロック図である。ネットワーク・ノード１１はそ
れぞれ他のネットワーク・ノード１１に通信リンクＡ乃
至Ｌによってリンクされる。この通信リンクは各々、永
続的接続か、または選択的に有効になる（ダイヤルアッ
プ）接続である。ネットワーク・ノード１１はどれもま
たはすべて、エンド・ノードに接続することができる。
図は、ネットワーク・ノード２はエンド・ノード１、
２、３、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にそれぞれ接続した状態を示している。ネッ
トワーク・ノード１１はそれぞれ、接続されたすべての
ノード、ネットワーク・ノード、及びノード内の判定点
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。ネットワーク・ノード１１は各々、ノード内の
判定点から成り、判定点において、入力されるデータ・
パケットが、そのノードまたは他のノードで終端する出
力側の通信リンクに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
情報に応じて行なわれる。ネットワーク・ノードはま
た、端末ノード間のルートやパスの計算などの補助サー
ビスも提供し、ネットワークのそのノードで入力される
パケットのアクセス制御及び、ルート計算やパケットの
バッファリングをサポートす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・サービスと維持を行な
う。
【００１４】エンド・ノード１２は各々、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、別の
エンド・ノードから受信されたデジタル・データを消費
するデバイス、またはその両方から成る。図１のパケッ
ト通信ネットワークのユーザは、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１
２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
で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にパケットをルーティングするた
めのヘッダを生成する。
【００１５】図１のネットワークでパケットを転送する
ためには、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内の実用的なパスまた
はルートを計算する必要がある。このルート上のリンク
に対する過負荷を避けるため、ルートは統計的多重化の
方式により、新しい接続に適切な帯域幅が使用できるよ
うにするアルゴリズムに従って計算される。すなわち、
各データ・ソースの統計的性質が与えられているとき、
そのソースからの複数の信号が転送リンクＡ乃至Ｌ上で
多重化され、その信号が統計的に指示された性質内にと
どまる場合は、各信号を送るに充分な帯域幅が予約され
る。このアルゴリズムの一例については1992年 4月28日
付けの米国特許出願第８７４９１７号を参照されたい。
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、計算されたルートをたどり、
ルートに沿った各リンクの帯域幅占有度を更新して新し
い接続を反映する。
【００１６】図２に、図１のネットワーク・ノード１１
に見られるような代表的なパケット・ネットワーク判定
点のブロック図を示す。図２の判定点は高速パケット交
換網３３から成る。判定点に到達するパケットは交換網
３３に入力される。このパケットは、転送アダプタ３
４、３５、．．．、３６を介して転送リンクに到達する
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発生する。転送アダプタ３４乃至
３６は、交換網３３に似た別のパケット交換網に接続さ
れたノード間転送リンクに接続することができる。その
場合はノードの交換容量が拡大する。図２の判定点は従
って、判定点に到達するパケットをローカル・ユーザ
（エンド・ノードの場合）または、判定点から出た転送
リンク（ネットワーク・ノードとエンド・ノードの場
合）に接続する役割をもつ。アダプタ３０乃至３２、及
び３４乃至３６には、交換網３３上での交換の前後にパ
ケットをキューイングする回路を加えることができる。
ルート・コントローラ３７は、図２の判定点内のユーザ
・アプリケーションのアダプタ３０乃至３２の１つで発
生し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（図２の判定点から生じた各接続に１
つ）は、輻輳を回避するように、ネットワークへのパケ
ット投入を制御するのに用いられる。すなわち接続の一
時的速度が、元の接続を確立する際に取られた統計値を
超える場合、コントローラ３９は、輻輳を防ぐためにネ
ットワークへの入力を遅くする。ルート・コントローラ
とアクセス・コントローラ３９はいずれも、ルートの計
算やアクセスの制御に新しい接続の統計的記述を利用す
る。これらの記述はトポロジ・データベース３８に格納
される。実際、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
ンクについての情報を格納する。この情報はコントロー
ラ３７が正常に動作するうえで必要である。
【００１７】図２のコントローラ３７、３９は、個別デ
ジタル回路から、または好適には、適正にプログラムさ
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。プログラムされたコンピュータは、図２の判定点
内のユーザ・アプリケーションから発生したパケット、
またはこれに直接接続され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
の実際のルート及び、輻輳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の計算にも使用す
ることができる。データベース３８内の情報は、新しい
リンクが活動化されるごとに、新しいノードがネットワ
ークに追加されるごとに、ネットワークからリンクやノ
ードが除外される時、または新しい接続の追加によって
リンクの負荷が変化する時に、更新される。この情報
は、リソースが接続されたネットワーク・ノードから生
じ、他のすべてのノードとの間で交換されて、ルートと
アクセス制御の計算に必要なトポロジ情報が最新のもの
にされる。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同様に、ネットワーク
内をパケット転送することができる。
【００１８】図２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などのローカル・エンド
・ノードからのリンク、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。いずれの場合も、図２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、従って、
単一パケットの存続期間を除いて、転送機構やノード機
構を通信パス専用にすることなく、図１の２つのエンド
・ノード間の通信を可能にするように働く。これによ
り、パケット・ネットワークの通信機能の利用が最適化
され、各通信パスに専用の転送リンクを設けた場合より
もかなり多くのトラフィックが転送される。
【００１９】図３に、本発明に従ったアクセス制御モジ
ュールの主な要素を示す。これは、特殊用途回路から構
成できるが、好適にはプログラムされたコンピュータに
組込まれる。図３のアクセス制御モジュールは、統計特
性群が与えられたデータのパケットを生成するユーザ・
パケット・ソース４０から成る。これらのパケットは、
長さマーカしきい値４２を持つ許容バッファ４１に入力
される。マーカしきい値４２は、使用可能な緑トークン
が不足する時に赤マーキングを開始するのに用いられ
る。許容バッファ４１の先頭（下部）のパケットは、緑
トークン・プール４６、ヒステリシス・カウンタ４７、
赤トークン・プール４８、及びスペーサ・トークン・プ
ール４９の制御により、ゲート回路４３を通してバッフ
ァ４１から出る。ソース４０が、最初にソース４０に割
当てられた統計パラメータ内にとどまる限りは、図３の
アクセス制御回路がパケットを緑タグでパケット・ネッ
トワークに投入し、ソース４０が最初に割当てられた統
計パラメータを超える時には赤タグでパケットを転送す
るように働く。そのため、緑バケット（プール）４６
に、緑トークン・ソース４５から一定速度で緑トークン
がロードされ、緑トークン・プールが一杯になるまでこ
れが続けられる。追加保護機能として、投入されたばか
りのパケットの長さに比例した複数のスペーサ・トーク
ンがスペーサ・トークン・プール４９にロードされる。
スペーサ・トークンは、スペーサ・トークン・シンク４
４によって一定速度（β）でスペーサ・トークン・プー
ル４９から除去される。スペーサ・トークン・プール４
９が空の時のみ、パケット・ネットワークへの次のパケ
ットの投入が許可されるので、パケット転送プロセスの
一定レベルの平滑化が加わる。赤マーキングが開始され
る時、上位層のエラー回復プロトコルとのインタラクシ
ョンを改良するために、ヒステリシス・カウンタ４７に
より、一定個数のデータ・ユニットが赤パケットと指示
されて、連続した赤パケット列が形成される。赤トーク
ン・ソース１４０は、Ｔ期間ごとにＭr 個の赤トークン
を赤トークン・プール４８にロードする。赤トークン・
プール４８内のトークン数が制限されるので、与えられ
た時間間隔で転送された赤データ・ユニットの数が、予
め選択された値Ｍr に制限され、これにより、ネットワ
ークの転送リンクが赤トラフィックで飽和しないように
される。
【００２０】用いられる各種パラメータ（図３）は次の
ように定義することができる。 Ｔ ： 赤トークン・プールがリフレッシュされた後の
時間間隔。 γg ： 緑トークン生成速度。 Ｍg ： 緑トークン・プールのサイズ。Ｍg は、ソース
４０からのトラフィックのバースティネスに依存し、通
常はユーザ・トラフィックに対するリーキー・バケット
の透過性を実現するように選ばれる。一般に大きいＭg
では、パケットがネットワークに到達して入力される量
が多くなる（スペーサによって許容される速度のみによ
り制限される。所与の入力トラフィックについて、Ｍg
が小さくなるにつれて、出力された緑トラフィックが平
滑になる。ただしＭg が小さい場合、許容遅延が大きく
なるか、または多数のパケットが赤マークをつけられる
ことになる。Ｍg は、常に最大サイズのパケットを転送
するのに充分な数のトークンを保持するのに充分な大き
さでなければならない。Ｍg は、これら競争の条件を最
大限満足するようにヒューリスティックに選ばれる。 β： スペーサ・パケット・プールを空にする速度。β
は、パケットをネットワークに入力できるピーク速度を
決定し、従ってパケット投入プロセスの平滑性に影響す
る。βがピーク入力速度に等しい場合、ソース４０から
のユーザ・パケットは、転送トークン（赤か緑）が使用
できなければ、許容バッファ４１にキューイングされる
だけである。ただし、ネットワークを保護するために、
βをパケット・パスの最小リンク速度よりも大きくなら
ないように選択することができる。ただしβは、所望の
レベルの平滑化と予約帯域幅を得るためにこのレベルよ
りも更に小さくすることができる。 Ｍr： 時間間隔Ｔで使用できる赤トークン総数。Ｍrは
従って、時間間隔Ｔの間にパケット・ネットワークに投
入された時に、赤と指示されたユーザ・トラフィックの
量の上限を成す。 Ｋ： 許容バッファ４１のしきい値４２で、使用可能な
緑トークンが不足した時に赤マーキングを開始するため
に用いられる。 Ｌ： 赤マーキングが開始されて赤と指示されたデータ
・ユニットの総数を決定するトークン数。
【００２１】ヒステリシスが固定されたアクセス制御プ
ロシジャの動作を、上記の定義と図３の要素を用いて図
４の流れ図に示す。図４で、ヒステリシスが一定のリー
キー・バケットのアクセス制御メカニズムは、ユーザ・
パケットが許容バッファ４１の先頭（下部）に到達した
時に開始ボックス５０から起動される。その時、判定ボ
ックス５１でスペーサ・プール４９が空かどうかが判定
される。空でない場合、プロシジャはスペーサ・プール
４９が空になるまで判定ボックス５１を繰返す。その
時、判定ボックス５２で、赤マーキング・フラグがオフ
かどうかが判定される。オフなら判定ボックス５３で、
許容バッファ４１の先頭にパケットを収容するのに、緑
トークン・プール４６に累積された緑トークンが充分か
どうかが判定される。充分な緑トークンが緑プール４６
に累積されている場合、ボックス５４でパケットが緑と
指示され、ボックス６６で、緑パケットのデータ・ユニ
ットを明らかにするのに必要なトークン数Ｎを緑プール
４６から引くことによって緑プール４６が更新される。
次にプロシジャはボックス５５に入り、そこで緑パケッ
トがネットワークに転送され、そのパケットについての
プロセスは終了ボックス５６で終了する。次のパケット
が許容バッファ４１の先頭に到達した時には開始ボック
ス５０が再び実行される。
【００２２】判定ボックス５３で、このパケットを収容
するに充分な数の緑トークンが緑プール４６で利用でき
ないことが分かった場合、判定ボックス５７で、バッフ
ァ４１の長さが、赤マーキングしきい値Ｋよりも小さい
かどうかが判定される。バッファ４１の長さがしきい値
Ｋより小さい場合、再び判定ボックス５３が実行され、
パケットを収容するのに充分な緑トークンが累積される
（判定ボックス５３）か、またはバッファ４１の長さが
しきい値Ｋを超える（判定ボックス５７）のが待たれ
る。バッファがしきい長Ｋになる前にパケットを収容す
るに充分な緑トークンが累積された場合、ボックス５４
で、パケットが緑と指示され、緑プール４６が更新され
（ボックス６６）、緑パケットが転送される（ボックス
５５）。充分な緑トークンが累積される前にバッファ長
がしきい値Ｋになった場合、ボックス５８で、赤トーク
ン・プール４８から固定ヒステリシス値Ｌが引かれる。
すなわち赤トークン・プールは、次の所望の赤パケット
列を転送するのに必要な赤トークンの数だけ縮小され
る。
【００２３】ボックス５８で赤トークン・プール４８を
減分した後、判定ボックス５９で、赤トークン数Ｍr が
ゼロ未満に減分されているかどうかが判定される。その
場合、判定ボックス５３が再実行され、充分な緑トーク
ンの累積または赤トークン・プール４８のリフレッシュ
が待たれる。すなわち次の赤パケット列を収容するのに
充分な累積赤トークンがない場合、システムはサイクル
を繰返し、パケットを緑と指示するのに充分な緑トーク
ンが累積されるか、または赤トークン・プールがリフレ
ッシュされるのを待つ。
【００２４】判定ボックス５９の結果から、赤の計数Ｍ
r がゼロ未満でない場合、ボックス６０で、赤マーキン
グ・フラグがオンになり、ボックス６１で、ヒステリシ
ス・カウンタ４７の計数が固定値Ｌにプリセットされ
る。値Ｌは、所望の赤パケット列を転送するに必要な赤
トークン数を表わす。次にボックス６２で、カウンタ４
７のヒステリシス数が値Ｎだけ減らされる。値Ｎは、許
容バッファ４１の先頭の現在のパケットを収容するのに
必要なトークン数を表わす。判定ボックス６３で、ヒス
テリシス・カウンタ４７の残りの計数の値がゼロと比較
される。ヒステリシス・カウンタ４７の値がゼロ未満の
場合、ボックス６４で、赤マーキング・フラグがオフに
される。カウンタ４７のトークンが、別の赤パケットを
収容するには不足するからである。次にボックス６５
で、現在のパケットが赤と指示される。ヒステリシス・
カウンタ４７の値がゼロ未満ではない場合、ボックス６
５が直接実行され、赤フラグはオフにならないが、現在
のパケットが赤と指示される。次にボックス６７で、ス
ペーサ・プール４９再初期化されてから、ボックス５５
で赤パケットが転送される。このプロセスは、現在のパ
ケットについて終了ボックス５６で終了する。次のパケ
ットが許容バッファ４１の先頭に到達した時に開始ボッ
クスが再び実行される。
【００２５】判定ボックス５２で、赤フラグがオフでな
いことが分かった場合、ボックス６２でヒステリシス数
がＮだけ減分され、処理はボックス６３、６４、６５、
６７、及び５５に進み、次のパケットが赤パケットとし
て転送される。従って赤フラグは、ヒステリシス・カウ
ンタ４７が尽き、所望の赤パケット列が転送されるのに
充分な時間はオンである。ヒステリシス・カウンタ４７
の計数は、結果的にボックス６２でゼロ未満に減分さ
れ、従って赤パケット列は、値Ｌで指示された長さより
も常にいくらか大きい。
【００２６】ここで分かるように、図４の流れ図に示し
たプロシジャは、ソース・パケットの到達速度が、緑ト
ークン・ソース４５の緑トークン生成速度に等しいかよ
り遅い限りは、緑パケットを転送するように働く。ソー
ス・パケットの到達速度が、緑トークン生成速度を超え
る時は、緑パケットを転送するのに充分な緑トークンが
なく、赤マーキング・フラグはオンになる。赤マーキン
グ・フラグはオンになると、カウンタ４７のヒステリシ
ス計数が尽きるまではオンのままであり、従ってエラー
回復プロトコルを収容するに充分な長さの連続した赤パ
ケット列が得られる。一方、緑と赤のパケットのマーキ
ングが実行されるのと同時に、スペーサ・プール４９に
より、パケット投入プロセスが適度に平滑化される。ま
た、赤パケット・プール４８は、一定の時間に投入され
た赤データ・ユニットの数を制限する。要するにこれら
のプロシジャは、パケット・ソースからの過剰なパケッ
トの投入によってネットワークが輻輳しないようにす
る。
【００２７】図３、図４に関して述べたプロシジャは、
以下のように要約することができる。許容バッファ４１
の先頭の各パケットは次のように処理される。
【００２８】１．各パケットはスペーサ・トークン・プ
ール４９が空になるまで待つ。 ２．充分な数の緑トークンが緑トークン・プール４６に
あり、赤マーキング・フラグがオフの場合、パケットは
緑と指示され、緑トークン・プール４６が更新される。 ３．パケットを処理するのに充分な緑トークンが緑トー
クン・プール４６になく、許容バッファ長がＫよりも小
さく、しかも赤マーキングがオンでない場合、パケット
は充分な緑トークンが累積されるまで待たなければなら
ない。 ４．パケットを処理するのに充分な緑トークンが緑トー
クン・プール４６になく、許容バッファ４１の長さが＞
Ｋ、Ｍr が≧Ｌの場合、赤マーキングはオンで、パケッ
トは赤と指示される。ヒステリシス・カウンタ４７はＬ
に初期化され、このパケットを収容するのに必要なトー
クン数だけ減分される。ヒステリシス・カウンタ４７の
値（ＬＣＯＵＮＴ）が＝＜０のとき、赤マーキングはオ
フになる。 ５．緑トークン・プール４６の緑トークン数が、このパ
ケットを処理するのには不充分で、許容バッファ４１の
長さが≧Ｋ、Ｍr が＜０の場合、パケットは、パケット
をある色または別の色で指示するのに充分な数のトーク
ンが利用できるまで待つ。
【００２９】図３、図４のパケット列で投入された赤デ
ータ・ユニットの数は、値Ｌに近く、値Ｌによって決定
される。この数は入力ソース・パケットのある速度に対
して大きすぎること、また入力ソース・パケットの他の
速度に対して小さすぎることがある。すなわち入力ソー
ス速度が低ければ低いほど、赤パケットを転送する時間
が多くなり、従って赤パケット列が長くなる。同様に、
入力ソース速度が高ければ高いほど、赤パケット列を転
送する時間は少なくなる。一方、赤パケット列が短けれ
ば短いほど、赤パケット列が転送されている間に緑トー
クンを累積する時間は少なくなり、赤パケットのバース
ト間に緑パケットを転送するのに充分な緑トークンは累
積されないことがある。更に、列内の赤パケット数が大
きすぎる場合、中間ノードで赤パケットが失われる可能
性が大きくなる。赤パケット列の長さについてのこれら
の競争条件は、赤パケット列の長さを、入力ソース・パ
ケットの到達速度に応じて変化させることによって解決
することができる。このような可変ヒステリシスを用い
た輻輳制御方式を図５、図６に示す。
【００３０】図５は、赤パケット・マーキング・プロセ
スに可変ヒステリシスを用いた、本発明に従った別のア
クセス制御モジュールの主な要素を示す。図３と同様に
図５も特殊回路で実現することができるが、好適にはプ
ログラムしたデジタル・コンピュータに組込まれる。図
５のアクセス制御モジュールは、統計特性群が与えられ
たデータ・ユニットの入力パケットを生成するユーザ・
パケット・ソース７０から成る。これらのパケットは許
容バッファ７１に入力される。許容バッファ７１は、図
３のバッファ４１のしきい値４２のような赤を開始する
しきい値Ｋをもたせることができるが、このしきい値
は、簡単のため図５の許容バッファ７１では省略してい
る。緑トークン・ソース７５は、緑再開しきい値７２
（Ｒoff） を持つ緑トークン・プール７６を与える。し
きい値７２は緑トークン数が、緑パケットのマーキング
を可能にするのに充分な数に達した時に赤マーキングを
オフにするのに用いられる。図３の構成と同様に、赤ト
ークン・ソース７４は、Ｍr 個の赤トークンを赤トーク
ン・プール７８にＴ期間ごとにロードする。これにより
時間間隔Ｔで転送できる赤データ・ユニット数が制限さ
れる。スペーサ・トークン・シンク７７によって空にさ
れるスペーサ・プール７９は、パケット・ネットワーク
に投入されたパケット間間隔を最小にするものである。
図５のアクセス制御モジュールで唯一新しいパラメータ
は、緑再開しきい値Ｒoff である。このパラメータは以
下のように定義できる。Ｒoff ： 緑再開しきい値Ｒ
off は、Ｍg の一部分であり、赤と緑のパケット・マー
キング間に動的ヒステリシスを与える。これは、緑トー
クン数が、予め選択されたしきい値（Ｒoff） を超え、
従って使用可能な緑トークンの数に依存して赤パケット
列の長さが制限される場合に、赤マーキングをオフにす
ることによって行なわれる。もちろんＲoff は、最大サ
イズのパケットを転送するのに必要なトークン数を超え
るよう充分大きくする必要がある。
【００３１】図５の動的ヒステリシスによるアクセス制
御機構を、ここで与えたＲoff の定義と、図３に関して
示した他のパラメータの定義を用いて図６の流れ図に示
す。図６で、図５の動的ヒステリシスによるアクセス制
御機構は、ユーザ・パケットが許容バッファ７１の先頭
（下部）に到達した時に開始される。開始ボックス８０
から始まり、判定ボックス８１で、スペーサ・プール７
９が空かどうか判定される。空でない場合、判定ボック
ス８１は、スペーサ・プール７９が空になるまで繰返し
実行され、よってネットワークに投入された連続したパ
ケット間の間隔が最小になる。
【００３２】スペーサ・プール７９が空の時（判定ボッ
クス８１で判定）、判定ボックス８２で、許容バッファ
７１の先頭のパケットが、予め緑と指示されているかど
うか判定される。この緑マーキング機能は、図５、図６
のシステムに組込まれ、パケット・ソース７０は、図５
のアクセス制御メカニズムにかかわらず、指定されたパ
ケットを"緑"と指示できる（よって遅延率または損率が
保証されて転送される）。もちろん、図３、図４のアク
セス制御機構にも同じ予備マーキング機能を加えること
ができる。パケットが予め緑と指示されている場合、判
定ボックス９６で、パケットを転送するのに充分な数の
緑トークンが累積されているかどうか判定される。そう
でない場合、ボックス８８でトークンの累積が待たれ、
再び判定ボックス８２で、プリセットされた緑マーキン
グがチェックされ、判定ボックス９６が再実行されて、
充分な緑トークンが累積されているかチェックされる。
プリセットされた緑パケットを転送するのに充分な緑ト
ークンが累積されている時は、ボックス９７でパケット
が緑と指示され、ボックス９８で緑トークン・プール７
６が、プリセットされた緑パケットを収容するのに必要
なトークン数を引くことによって更新される。スペーサ
・プールはボックス９３で再初期化され、パケットがボ
ックス９４でパケット・ネットワークに転送される。プ
ロセスはそのパケットについて終了ボックス９５で終了
する。
【００３３】パケット・バッファ７１の先頭のパケット
が緑にプリセットされていない場合（判定ボックス８２
で判定）、判定ボックス８３で赤マーキング・フラグが
オフかどうか判定される。赤マーキング・フラグがオフ
の場合（判定ボックス８３で判定）、判定ボックス８４
でこのパケットを収容するのに充分な緑トークンが累積
されているか判定される。そうなら、ボックス９７が再
実行され、このパケットが緑と指示され、ボックス９８
で緑トークン・プール７６が更新され、ボックス９３で
スペーサ・プール７９が再初期化されて、ボックス９４
で緑パケットが転送され、このパケットについてのプロ
セスは終了ボックス９５で終了する。
【００３４】赤マーキング・フラグがオンの場合（判定
ボックス８３で判定）、判定ボックス８４で、このパケ
ットを収容するのに充分な数の緑トークンが緑トークン
・プール７６に累積されているか判定される。充分な緑
トークンが使用できる場合（判定ボックス８４で判
定）、上記のようにボックス９７が実行され、パケット
が緑と指示され（ボックス９７）、緑トークン・プール
７６が減分され（ボックス９８）、スペーサ・プール７
９が初期化され（ボックス９３）、パケットが転送され
（ボックス９４）、このパケットのプロセスが終了する
（ボックス９５）。一方、このパケットを収容するに充
分な緑トークンが累積されていない場合（判定ボックス
８４で判定）、判定ボックス８７で、パケットを転送す
るのに充分な赤トークンが使用できるか判定される。以
下、判定ボックス８７で取られるプロシジャについて説
明する。
【００３５】赤マーキング・フラグがオフでない場合
（判定ボックス８３で判定）、判定ボックス８５で、緑
トークン・プール７６のトークン数（Ｎg） が、緑再開
しきい値７２（Ｒoff） に等しいかより大きいかどうか
判定される。緑トークン数が緑再開しきい値７２（Ｒ
off） に等しいかより大きい場合、ボックス８６で赤マ
ーキング・フラグがオフにされる。次に判定ボックス８
４で、このパケットを収容するのに充分な緑トークンが
累積されているか判定される。この時、緑トークンの数
はＲoff より大きい（判定ボックス８５で判定）ので、
判定ボックス８４の答えは常に"ＹＥＳ"になる。従って
ボックス９７で、このパケットが緑と指示され、緑プー
ルがボックス９８で更新され、ボックス９８でスペーサ
・プールが初期化され、ボックス９４でパケットが転送
されて、ボックス９５でプロセスが終了する。
【００３６】プール７２の緑トークン数が緑再開しきい
値７２を下回る場合（判定ボックス８４で判定）、また
はこのパケットを転送するのに充分な緑トークンが使用
できない場合（判定ボックス８４で判定）、判定ボック
ス８７で、赤トークン・プール７８にこのパケットを収
容するのに充分な赤トークンが累積されているか判定さ
れる。その場合、ボックス９０で赤マーキング・フラグ
がオンにされ、ボックス９１でこのパケットが赤と指示
され、ボックス９２で赤トークン・プール７８が、この
パケットを収容するのに必要なトークン数を引くことに
よって更新される。その後ボックス９３で、スペーサ・
トークン・プール７９が再初期化され、ボックス９４で
赤パケットが転送される。このパケットについてのプロ
シジャは終了ボックス９５で終了する。前のパケットを
処理する時に先に流れ図に沿って処理が進んでいるた
め、赤フラグは、ボックス９０が実行された時にはすで
にオンになっている可能性がある。その場合、赤フラグ
はオンのままであり、ボックス９１が前のように実行さ
れる。
【００３７】このパケットを収容するのに充分な赤トー
クンが赤トークン・プール７８に累積されている場合
（判定ボックス８７で判定）、ボックス８９で、赤マー
キング・フラグがオフになる。次にボックス８８で緑ま
たは赤のトークンの累積が待たれる。その後、判定ボッ
クス８２で、このパケットについて図６の赤／緑マーキ
ング・プロセスが再び上記のように開始される。
【００３８】ここで分かるように、図６の流れ図は、赤
マーキング・プロセスで可変量のヒステリシスを利用す
るためのプロシジャの詳細である。特に、緑再開しきい
値７２（Ｒoff） によって赤マーキング・プロセスが終
了するのは、バッファ（レジスタ）７１の先頭で次のパ
ケットが使用できるようになるまでに緑トークン・プー
ル７６が緑再開しきい値７２に達するように充分遅くパ
ケット・ソース・プロセスがパケットを生成する場合で
ある。これにより赤マーキングを開始でき、緑再開しき
い値に達するまでは継続することができる。
【００３９】図６の流れ図で実行されるプロシジャは以
下のように要約することができる。 １．入力バッファ７８の先頭のパケットが、最初にスペ
ーサ・トークン・プールが空かどうかをチェックする。
空でない場合、パケットはトークン・プールが空になる
までバッファ内で待機する。 ２．空のスペーサ・トークン・プールが見つかる（また
はその待機後）、パケットは、ネットワークへの転送を
可能にするのに充分な緑トークンが緑トークン・プール
にあるかどうかチェックする。 ３．スペーサ・プールが空の時に充分な緑トークンがな
い場合、許容バッファ７８の先頭のパケットが予め緑と
指示されているかどうかに応じた処理が行なわれる。 ・パケットが予め緑と指示されている場合、パケット
は、充分な緑トークンが生成されるまで、許容バッファ
７８の先頭で待機する。これにより、マークがつけられ
ていない他のパケットは許容バッファ７８内で後に待機
させることができる。 ・パケットが予め緑と指示されていない場合、赤トーク
ンを転送に使用できる。赤マーキングがそこでオンにさ
れ（すでにオンになっている場合を除く）、パケットが
赤として転送される（充分な赤トークンが残っている場
合）。赤マーキングがオンになった後、マークがつけら
れていない後続のパケットは、Ｒoff 個の緑トークンが
緑トークン・プール７６に累積されるまでか、または赤
トークンがほぼすべて赤パケットの送信にすでに用いら
れたので、次のパケットを送るのに充分な赤トークンが
残っていない場合に、すべて赤と指示されて送られる。
スペーサ・トークン除去速度βが入力ピーク速度に等し
い時、許容バッファ７８でのキューイングが起こる唯一
の原因は、予めマークがつけられた緑パケットがある
か、または赤トークンが尽きていることである。許容バ
ッファ７１がしきい値Ｋであった場合（図３のよう
に）、パケットはこのしきい値Ｋに達するまで待機する
こともできる。 ４．ネットワークに送られる赤パケット数を制限するた
めに、所与の時間間隔Ｔに送ることができるデータ・ユ
ニットの最大数に上限Ｍr が課せられる。使用可能な赤
トークンの数は、期間Ｔそれぞれの先頭でその最大値Ｍ
r にリフレッシュされる。
【００４０】図６の上記のプロシジャにより、長い入力
パケット・バーストの一時的期間に、赤パケットのブロ
ックが再び、緑パケットのブロックとインタリーブされ
る。しきい値Ｒoff は、パケット・ネットワークに投入
されている緑と赤のパケットの交替を避けるのに充分な
ヒステリシスが得られるよう充分大きくされる。パラメ
ータＭr 、Ｔ、及びβは、赤パケットのブロック間に充
分な分離時間があるように、また、短時間にネットワー
クに送られる赤パケットの量が、中間ネットワーク・ノ
ードで赤パケットが喪失する可能性をかなり大きくする
ことがないように選択される。
【００４１】
【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、パ
ケット通信ネットワークにおいて、ネットワークの輻輳
を最小限にするためのネットワーク・アクセスの手法が
提供される。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明に従ったバッファード・リーキー・バケ
ット・メカニズムを応用し得るパケット通信システムの
ブロック図である。
【図２】図１のネットワーク内にあり、パケットがネッ
トワークに入るか、またはそのパケットの宛先へのルー
トに沿って送られ、本発明に従ったリーキー・バケット
・メカニズムが位置する代表的な判定点のブロック図で
ある。
【図３】図２のネットワーク・アクセス・コントローラ
内で用いられ、赤パケット・マーキング・プロセスで一
定のヒステリシス値を用いる、本発明に従ったバッファ
ード・リーキー・バケット・アクセス・メカニズムのブ
ロック図である。
【図４】図３のリーキー・バケット・アクセス制御メカ
ニズムの動作を示す流れ図である。
【図５】図２のネットワーク・アクセス・コントローラ
内で用いられ、赤パケット・マーキング・プロセスで可
変量のヒステリシスを用いる、本発明に従ったバッファ
ード・リーキー・バケット・アクセス制御メカニズムの
ブロック図である。
【図６】図５のリーキー・バケット・アクセス制御メカ
ニズムの動作を示す流れ図である。
【符号の説明】
１１ ローカル・ネットワーク・ノード １２ エンド・ノード・デバイス ３３ 高速パケット交換網 ３９ ネットワーク・アクセス・コントローラ ４０、７０ ユーザ・パケット・ソース ４１、７１ 許容バッファ ４２ マーカしきい値 ４３ ゲート回路 ４４、７７ スペーサ・トークン・シンク ４５、７５ 緑トークン・ソース ４６、７６ 緑トークン・プール ４７ ヒステリシス・カウンタ ４８、７８ 赤トークン・プール ４９、７９ スペーサ・トークン・プール ７０ ユーザ・パケット・ソース ７２ 緑再開しきい値 ７４、１４０ 赤トークン・ソース
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジェフリー・ハスケル・ダービー アメリカ合衆国27514、ノースカロライ ナ州チャペル・ヒル、フォックスリッ ジ・コート 104 (72)発明者 ロッチ・エイ・ゲリン 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、ローチェムボ ウ・ドライブ（番地なし) (72)発明者 リーベント・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 (72)発明者 ジェラルド・アーノルド・マリン アメリカ合衆国27514、ノースカロライ ナ州チャペル・ヒル、スウィーテン・ク リーク・ロード 3704 (72)発明者 マモウド・ナシニー アメリカ合衆国12524、ニューヨーク州 フィッシュキル、マウンテン・ビュー・ ロード 74 (72)発明者 コスロウ・ソラビー アメリカ合衆国10598、ニューヨーク州 マホパック、オークリッジ・サークル ９ (56)参考文献 特開 平１−221042（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−190345（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−250451（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−58646（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−48553（ＪＰ，Ａ) 米国特許4942569（ＵＳ，Ａ)

Claims (7)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】データ・パケットのソースのパケット通信
    ネットワークへのアクセスを制御するネットワーク・ア
    クセス制御システムであって、 上記ソースからのデータ・パケットが所定の統計パラメ
    ータ範囲内にとどまる場合に、上記ネットワークに投入
    された各パケットに高優先度マークをつける手段と、 上記ソースからのデータ・パケットが上記所定の統計パ
    ラメータ範囲外にある場合に、上記ネットワークに投入
    された各パケットに低優先度マークをつける手段と、 ひとたび上記ネットワークに投入された低優先度マーク
    をつけるパケットにマークをつけることを開始したとき
    は、上記低優先度マークを有するパケット列を生成する
    までマークをつける動作を引き続き行う手段と、 を含むパケット通信ネットワークへのアクセスを制御す
    るシステム。
  2. 【請求項２】連続した固定時間間隔のそれぞれについて
    上記低優先度マークを有するパケットの総数を制限する
    手段、 を含む請求項１記載のパケット通信ネットワークへのア
    クセスを制御するネットワーク・アクセス制御システ
    ム。
  3. 【請求項３】上記ネットワークに投入される連続したパ
    ケット間に、その優先度マークにかかわらず少なくとも
    最小スペースを維持する手段、 を含む請求項１記載のパケット通信ネットワークへのア
    クセスを制御するシステム。
  4. 【請求項４】上記データ・パケットをキューイングする
    ために、内部に低優先度マーキングしきい値を有するネ
    ットワーク許容バッファ、 を含む請求項１記載のパケット通信ネットワークへのア
    クセスを制御するシステム。
  5. 【請求項５】上記パケットの１つ内のデータ・ユニット
    数を収容するのに充分な個数の高優先度トークンと低優
    先度トークンのいずれかを使用できる時に上記パケット
    の１つのマーキングを可能にするために、上記優先度ト
    ークンを生成する手段と、 上記高優先度マーキングのための上記トークンを、高優
    先度トークン・プールに格納する、高優先度再開しきい
    値を有する手段と、 上記高優先度再開しきい値を超えた場合に、上記パケッ
    トの低優先度マーキングを終了する手段と、 を含む請求項１記載のパケット通信ネットワークへのア
    クセスを制御するシステム。
  6. 【請求項６】パケット通信ネットワークへのアクセスを
    該ネットワークへの各アクセス・ポイントにおいて制御
    するシステムを含む上記ネットワークであって、上記ア
    クセス制御システムが、 上記アクセス・ポイントの各々におけるデータ・パケッ
    トが、所定の統計パラメータ範囲内にとどまる場合に、
    上記ネットワークへの上記アクセス・ポイントの各々に
    おいて上記ネットワークに投入された各パケットに高優
    先度マークをつける手段と、 上記対応する各アクセス・ポイントにおけるデータ・パ
    ケットが、上記所定の統計パラメータ範囲外にある場合
    に、上記ネットワークに投入された各パケットに低優先
    度マークをつける手段と、 ひとたび上記ネットワークに投入された低優先度マーク
    をつけるパケットにマークをつけることを開始したとき
    は、上記低優先度マークを有するパケット列を生成する
    までマークをつける動作を引き続き行う手段と、 を含むパケット通信ネットワーク。
  7. 【請求項７】パケット通信ネットワークへのアクセスを
    上記ネットワークへの各アクセス・ポイントで制御する
    方法であって、 上記各アクセス・ポイントのデータ・パケットが所定の
    統計パラメータ範囲内にとどまる場合に、上記アクセス
    ・ポイントの各々において上記ネットワークに投入され
    た各パケットに高優先度マークをつけるステップと、 上記各アクセス・ポイントのデータ・パケットが上記所
    定の統計パラメータ範囲外にある場合に、上記ネットワ
    ークに投入された各パケットに低優先度マークをつける
    ステップと、 ひとたび上記ネットワークに投入された低優先度マーク
    をつけるパケットにマークをつけることを開始したとき
    は、上記低優先度マークを有するパケット列を生成する
    までマークをつける動作を引き続き行うステップと、 を含むアクセス制御方法。
JP21368293A 1992-09-10 1993-08-30 ネットワーク・アクセス制御システム Expired - Fee Related JP2610098B2 (ja)

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US943097 1978-09-18
US07/943,097 US5311513A (en) 1992-09-10 1992-09-10 Rate-based congestion control in packet communications networks

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