JP3388511B2 - 輻輳制御方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、各ネットワークノ
ードが、該ネットワークノードにデータを送出するネッ
トワークノード（以下、上流ノードと称する）のデータ
送出レートを指定することにより、該ネットワークノー
ドの輻輳状態を解消する輻輳制御方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来の輻輳制御方法としては、以下に示
す２つの方法が考えられていた。 １．輻輳適応型制御方法 ２．輻輳回避型制御方法 方法１は、輻輳の発生をネットワークノード内に設けら
れたバッファのキュー長の増加などにより検知し、それ
によりデータの転送を抑制するなどの動作をする。すな
わち、ネットワークが輻輳になってから制御を施す方法
である。方法２は、呼の発生時に、その呼を受け付ける
ことによって輻輳が発生する可能性があるか否かを判断
し、輻輳が発生する可能性がある呼の受付を拒否するこ
とにより、ネットワークが輻輳に陥らないように制御を
施す方法である。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、方法１
によれば、ネットワークワイドな情報を用いずに動作を
行なうため、動作・装置が比較的単純・小規模ですむ利
点がある反面、個々のネットワークノードが他のネット
ワークノードへの影響を考慮せずに自ノードの状況で判
断しているために、他ノードの輻輳を引き起こすことに
より、輻輳状態を広げてしまい、ネットワーク全体のス
ループットを下げてしまうことがある。

【０００４】方法２によれば、呼の受け付け時に、その
呼が受け付けられることによって輻輳が発生するか否か
を判断しなければならないが、そのためには現在のネッ
トワーク全体もしくは一部の情報を必要とし、それらを
用いて空き帯域の推定や輻輳の発生する確率といった複
雑な計算を行う必要があり、その推定もネットワーク全
体のスループットを上げようとすると精度の高い推定方
法が必要となる。

【０００５】また、ネットワークが高速化すると、方法
１では、制御遅延が大きくなり、制御が間に合わなくな
るという問題があり、方法２では、判断に必要な情報を
収集している間にネットワークの状態が変化してしま
い、判断した結果の信頼性が低下し、無意味になってし
まう事もあるという問題がある。

【０００６】本発明は、上記の問題を解決するために、
ネットワーク全体のスループットを高く維持しつつ、ネ
ットワークノード間の制御遅延を考慮して、上流ノード
の送出レートを指定することにより、輻輳の広がりを押
え、輻輳状態から回復するための輻輳制御方法を提供す
ることを目的とする。

【０００７】

【課題を解決するための手段】以上の課題を解決するた
めに、本発明は自ノードの上流ノードの送出レートを自
ノードの下流ノードへの送出レートに基づいて指定する
手段と、各ノードにおける制御遅延時間であるＲＴＴ
（Round Trip Time ）時間後のバッファの空き容量を、
現在のバッファの空き容量の他に、上流から流入する最
大のデータ量と、現在下流へ流出しているデータ量から
推定する手段と、それを制御遅延時間よりも短い期間の
間に使用する様に±α分を指定する手段と、下流からの
指定レートが最低に絞られた際のＲＴＴ時間後のバッフ
ァの空き容量を現在のバッファの空き容量と上流から流
入する最大のデータ量と現在下流へ流出しているデータ
量から推定する事により輻輳状態を検出する手段と、ネ
ットワークの有効利用のための定期的なレート更新と輻
輳状態を検出した時の輻輳状態からの回復のためのレー
ト更新の手段とを備えている。

【０００８】請求項１に記載の発明は、自ノードの上流
ノードの送出レートを自ノードの下流ノードへの送出レ
ートに基づいて指定する過程と、各ノードにおける制御
遅延時間であるＲＴＴ（Round Trip Time ）時間後のバ
ッファの空き容量を、現在のバッファの空き容量と、上
流ノードへ通知した指定レートの過去の履歴が示す上流
から流入する最大のデータ量と、下流へ流出しているデ
ータ量から推定する過程と、そのバッファの空き容量を
制御遅延時間よりも短い期間の間に使用する様に±α分
を指定する過程と、下流からの指定レートが最低に絞ら
れた際のＲＴＴ時間後のバッファの空き容量を現在のバ
ッファの空き容量と、上流ノードへ通知した指定レート
の過去の履歴が示す上流から流入する最大のデータ量
と、現在下流へ流出しているデータ量とから推定する事
により輻輳状態を検出する過程と、ネットワークの有効
利用のための定期的なレート更新と輻輳状態を検出した
時の輻輳状態からの回復のためのレート更新の過程とを
有することを特徴とする。

【０００９】請求項２に記載の発明は、高速ネットワー
クにおける輻輳制御方法であって、制御遅延であるＲＴ
Ｔ（Round Trip Time ）時間後のバッファの空き容量
を、下流ノードから通知された現在の指定レートと、上
流ノードへ通知した指定レートの過去の履歴と、現在の
バッファの空きバッファ容量とから推定することを特徴
とする。

【００１０】請求項３に記載の発明は、高速ネットワー
クにおける上流ノードの送出レートを、下流ノードが定
期的に指定するフロー制御であって、各ネットワークノ
ードは、下流への送出レートが最低になったと仮定し
て、ＲＴＴ時間後のバッファの空き容量を、下流ノード
から通知される送出レートの最低値と、上流ノードへ通
知した指定レートの過去の履歴と、現在のバッファの空
きバッファ容量とから推定することにより輻輳状態を検
知した時に、自ノードの下流ノードへの送出レートと、
自ノードのＲＴＴ時間後の推定されるバッファ容量とに
基づいて、自ノードの上流ノードの送出レートを更新す
ることを特徴とする。

【００１１】請求項４に記載の発明は、高速ネットワー
クにおける輻輳制御方法であって、制御遅延であるＲＴ
Ｔ（Round Trip Time ）時間後のバッファの空き容量
を、下流ノードから通知された現在の指定レートと、上
流ノードへ通知した指定レートの過去の履歴と、現在の
バッファの空きバッファ容量とから推定することにより
輻輳状態を検知した時に、制御を起動することを特徴と
する。

【００１２】請求項５に記載の発明は、高速ネットワー
クにおける、上流ノードの送出レートを下流ノードが定
期的に指定するフロー制御であって、各ネットワークノ
ードは、下流への送出レートが最低になったと仮定し
て、現在のバッファの空き容量と、上流ノードへ通知し
た指定レートの過去の履歴が示す、ＲＴＴ時間内に到着
するデータの最大量とからＲＴＴ時間後のバッファの空
き容量を推定し、この推定されたバッファの空き容量が
負の値であった時に、輻輳状態を検知したとして、定期
的なレートの更新以外に上流の送出レートを更新し、定
期的なレート更新時と輻輳を検知した時に更新する自ノ
ードの上流ノードの送出レートを指示する新しい指定レ
ートは、自ノードの下流ノードへの送出レート±αで指
定し、この±α分は、自ノードの下流ノードへの送出レ
ートが一定であると仮定したときのＲＴＴ時間後の自ノ
ードのバッファ容量を推定し、この推定されたバッファ
容量を定期的にレートを更新する期間であるレート更新
周期内にゼロとするように指定することを特徴とする。

【００１３】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照して、この発明
の実施形態について説明する。図１は、この発明の一実
施形態による輻輳制御方法を備えたネットワークノード
の構成例を示すブロック図である。この図において、デ
ータ受信・保持部１は、上流ノードからデータを受信
し、該データを受信・保持部１内に設けられたバッファ
に保持する（図４参照）。データ送出部２は、上記バッ
ファからデータを取り出し、該データを下流ノードへ送
出する。

【００１４】送出レート受信部３は、下流ノードからの
指定レート（すなわち、該下流ノードへのデータの送出
レートを指定する値）を受信する。指定レート送信部４
は、上流ノードへの指定レート（すなわち、該上流ノー
ドからのデータの送出レートを指定する値）を送信す
る。指定レート履歴保持部５は、指定レート送信部４が
送信した指定レートの過去の履歴を保持する。輻輳検出
部６は、空き容量推定部７の計算結果に基づいて、輻輳
の発生を検出する。

【００１５】空き容量推定部７は、ＲＴＴ時間後におけ
る上記バッファの空き容量を推定する。高速ネットワー
クでは、理論上無視できない伝搬遅延が存在するので、
上流ノードに対して指定レートの通知信号を出してか
ら、該通知信号が上流ノードに届き、その影響が戻って
くる（すなわち、制御が効き始める）までには有限の時
間がかかる。ここでは、上記時間をＲＴＴ（＝Ｒｏｕｎ
ｄ Ｔｒｉｐ Ｔｉｍｅ）と称する。

【００１６】指定レート計算部８は、上流ノードへの指
定レートを計算する。指定レート送出タイマ９は、上流
ノードに対して指定レートを送信するタイミングを監視
している。そして、ネットワークノード１０は、データ
受信・保持部１，データ送出部２，送出レート受信部
３，指定レート送信部４，指定レート履歴保持部５，輻
輳検出部６，空き容量推定部７，指定レート計算部８，
指定レート送出タイマ９から構成される。

【００１７】図２は、図１に示したネットワークノード
を複数用いて構成したネットワークの一例を示すブロッ
ク図である。この図に示すネットワークは、ネットワー
クノード１１〜１３と端末１４，１５とから構成され
る。また、ネットワークノード１１〜１３それぞれの構
成は、図１に示したネットワークノード１０と同じもの
である。

【００１８】次に、上記構成による輻輳制御方法の動作
を説明する。図３は、本実施形態による輻輳制御方法を
備えたネットワークノードの動作例を示すフローチャー
トである。ここでは、図２に示したネットワークにおい
て、ネットワークノード１１を上流ノードとし、かつ、
ネットワークノード１３を下流ノードとした場合におけ
るネットワークノード１２の動作について説明する。

【００１９】図３において、始めに、ネットワークノー
ド１２の動作はステップＳ１へ進む。ステップＳ１で
は、上流ノード（＝ネットワークノード１１）から新た
なデータの到着がないか否かを判断する。この判断結果
が「ＹＥＳ」の場合、データ受信・保持部１は、到着し
たデータを受信し、バッファに格納すると共に、該格納
によって生じたバッファの新たな状態を空き容量推定部
７に通知し、ステップＳ７へ進む。ステップＳ７では、
空き容量推定部７が、ＲＴＴ時間後におけるバッファの
空き容量を推定し、ステップＳ８へ進む。

【００２０】一方、ステップＳ１の判断結果が「ＮＯ」
の場合には、ステップＳ２へ進む。ステップＳ２では、
下流ノード（＝ネットワークノード１３）から指定レー
トを通知された否かを判断する。この判断結果が「ＹＥ
Ｓ」の場合、ステップＳ５へ進む。ステップＳ５では、
送出レート受信部３が、データ送出部２と空き容量推定
部７に対し、上記指定レートを通知することで本ネット
ワークノード１２の送出レートを更新し、ステップＳ７
へ進む。ステップＳ７では、空き容量推定部７が、ＲＴ
Ｔ時間後におけるバッファの空き容量を推定し、ステッ
プＳ８へ進む。

【００２１】一方、ステップＳ２の判断結果が「ＮＯ」
の場合には、ステップＳ３へ進む。ステップＳ３では、
ネットワークノード１２自身が下流ノード（＝ネットワ
ークノード１３）に対しデータを送出するタイミングで
あるか否かを判断する。この判断結果が「ＹＥＳ」の場
合、ステップＳ６へ進む。ステップＳ６では、データ送
出部２が、データ受信・保持部１内のバッファからデー
タを取り出し、下流ノード（＝ネットワークノード１
３）に送出する。該送出により、バッファの状態が変化
するので、データ受信・保持部１は、該バッファの新た
な状態を空き容量推定部７に通知し、ステップＳ７へ進
む。ステップＳ７では、空き容量推定部７が、ＲＴＴ時
間後におけるバッファの空き容量を推定し、ステップＳ
８へ進む。

【００２２】ここで、ステップＳ７における空き容量推
定部７の動作（空き容量の計算）について説明する。上
述したように、高速ネットワークにおいては無視できな
い伝搬遅延が存在するので、本実施形態による空き容量
推定部７は、上述したＲＴＴ後におけるバッファの空き
容量を推定する。

【００２３】空き容量推定部７は、データ受信・保持部
１から現在のキュー長Ｑ（ｔ）を、また送出レート受信
部３から指定レートｆ（ｔ）を、また指定レート履歴保
持部５から指定レートの履歴Ｒ（ｔ）〜Ｒ（ｔ−ＲＴ
Ｔ）を、それぞれ受け取り、Ｔ時間後におけるバッファ
の空き容量Ｘ（ｔ＋Ｔ）を次式（１）で算出する。

【数１】

【００２４】ここで、指定レートｆ（ｔ）は、下流ノー
ド（＝ネットワークノード１３）から通知された現在の
指定レートである。また、履歴Ｒ（ｔ）〜Ｒ（ｔ−ＲＴ
Ｔ）は、上流ノード（＝ネットワークノード１１）へ通
知した指定レートの過去の履歴であり、いいかえれば、
現時点からＲＴＴ時間後までに該上流ノード（＝ネット
ワークノード１１）から到着する最大データ量を示して
いる。また、Ｌはマージン分を除いたバッファ容量、Ｑ
（ｔ）は時刻ｔにおけるキュー長である（図４参照）。

【００２５】式（１）は、現在のバッファの空き容量Ｌ
−Ｑ（ｔ）から、ＲＴＴ内においてネットワークノード
１２に到着する最大データ量

【数２】 と、ＲＴＴ内においてネットワークノード１２から送出
されるデータ量の見積もりｆ（ｔ）Ｔとの差を引いたも
のである。

【００２６】これにより、ＲＴＴ後におけるバッファの
空き容量の最低値、すなわち、上流ノード（＝ネットワ
ークノード１１）へ通知した指定レートを越えない最大
量のデータが該上流ノード（＝ネットワークノード１
１）から送られてきた場合におけるバッファの空き容量
が推定される。ただし、該値は、下流ノード（＝ネット
ワークノード１３）から通知される指定レートが一定で
あるという仮定の下での値である。

【００２７】このように、式（１）による計算は、下流
ノード（＝ネットワークノード１３）から通知される指
定レートが一定であるという仮定の下での計算であるの
で、該計算に基づいてＲＴＴ後における空き容量（Ｘ
（ｔ＋Ｔ））を推定しても、下流ノード（＝ネットワー
クノード１３）から通知される指定レートを絞られた場
合、ネットワークノード１２から下流ノード（＝ネット
ワークノード１３）に送出するデータ量が減少するた
め、該ネットワークノード１２内のバッファのキュー長
が予想以上に増加し、データがバッファから溢れてしま
う恐れがある。

【００２８】そこで、下流ノード（＝ネットワークノー
ド１３）から通知される送出レートが最低値（＝０）で
あると仮定し、該仮定の下におけるＲＴＴ後の空き容量
（Ｙ（ｔ＋Ｔ））を上記式（１）と同様に次式（２）で
計算する。

【数３】 これにより、下流ノード（＝ネットワークノード１３）
から通知される送出レートが最低値（＝０）になったと
仮定した場合の、ＲＴＴ後におけるバッファの空き容量
が算出される。

【００２９】以上の方法で、バッファの空き容量が推定
されると、空き容量推定部７は、式（１）で計算された
バッファの空き容量Ｘ（ｔ＋Ｔ）を指定レート計算部８
に通知し、式（２）で計算されたバッファの空き容量Ｙ
（ｔ＋Ｔ）を輻輳検出部６に通知し、ステップＳ８へ進
む。以上で、ステップＳ７における空き容量推定部７の
動作説明を終了する。

【００３０】ステップＳ８では、輻輳検出部６が、上記
空き容量Ｙ（ｔ＋Ｔ）に基づいて輻輳状態に陥るか否か
を判断する。上述したように、下流ノード（＝ネットワ
ークノード１３）から通知される指定レートを絞られた
場合、ネットワークノード１２におけるキュー長が予想
以上に増加し、データがバッファから溢れてしまう恐れ
があるため、輻輳検出部６は、下流ノード（＝ネットワ
ークノード１３）により通知される指定レートが最低値
（＝０）となったと仮定した場合のＲＴＴ後における空
き容量（Ｙ（ｔ＋Ｔ））に基づいて、輻輳状態に陥るか
否かを判断する。ここで、Ｙ（ｔ＋Ｔ）≧０の場合、Ｒ
ＴＴ時間後においてバッファにまだ空き容量が残ってい
ると推測されるので、ステップＳ４へ進む。

【００３１】一方、ステップＳ３の判断結果が「ＮＯ」
の場合にも、ステップＳ４へ進む。指定レート送出タイ
マ９は、上流ノード（＝ネットワークノード１１）に通
知する指定レートを更新する周期（指定レート更新周期
Ｗ）を保持している。そこで、ステップＳ４では、常
時、前回指定レートを通知してからの経過時間を測定
し、指定レート更新周期Ｗの時間だけ経過したか否かを
判断する。この判断結果が「ＹＥＳ」の場合には、ステ
ップＳ９へ進む。

【００３２】一方、ステップＳ８の判断において、Ｙ
（ｔ＋Ｔ）＜０の場合、ＲＴＴ時間後にバッファ容量Ｌ
（図４参照）を使い切ってしまうと推測されるので、輻
輳検出部６は、輻輳を検出したとして、そのことを指定
レート送出タイマ９に通知し、ステップＳ９へ進む。

【００３３】ステップＳ９では、指定レート計算部８
が、空き容量推定部７からバッファの空き容量（Ｘ（ｔ
＋Ｔ））の最低値と、現在の送出レートとを受けとり、
上流ノード（＝ネットワークノード１１）へ通知する新
たな指定レートを計算する。そして、指定レート計算部
８は、指定レート送信部４に対し、計算された指定レー
トを通知すると共に、該新しい指定レートを上流ノード
（＝ネットワークノード１１）へ送出するよう指示を出
し、ステップＳ１０へ進む。

【００３４】ここで、ステップＳ９における指定レート
計算部８の動作（上流ノードへ通知する指定レートの計
算）を以下に説明する。上流ノード（＝ネットワークノ
ード１１）へ通知する指定レートＲ（ｔ）は、下流ノー
ド（＝ネットワークノード１３）から通知される指定レ
ートｆ（ｔ）に、本ネットワークノード１２のＲＴＴ後
における空き容量Ｘ（ｔ＋Ｔ）に比例したレートを加え
ることにする。

【００３５】なお、指定レートの通知信号を常に送出す
ることは不可能なので、指定レート更新周期Ｗ（＞Ｔ）
を定義し、ネットワークノード１２は、この指定レート
更新周期Ｗによる間隔で上流ノード（＝ネットワークノ
ード１１）に対し指定レートを通知する。この指定レー
ト更新周期Ｗは、指定レート計算部８と指定レート送出
タイマ９とで保持される。

【００３６】これにより、指定レート計算部８は、指定
レート更新周期Ｗ内に空き容量推定部７で推定した空き
容量Ｘ（ｔ＋Ｔ）を消費するように、指定レートを次式
（３）で計算する。 Ｒ（ｔ）＝ｆ（ｔ）＋｛Ｘ（ｔ＋Ｔ）／Ｗ｝ ・・・・・・・・・・（３） ただし、指定レートＲ（ｔ）はリンクの帯域幅の範囲内
とする。

【００３７】ステップＳ１０では、指定レート送信部４
が、指定レート送信タイマ９から指定レート送出の指示
を受けると、指定レート計算部８から受けとった新たな
指定レートを上流ノード（＝ネットワークノード１１）
に通知し、ステップＳ１１へ進む。なお、このとき、指
定レート履歴保持部５は、該指定レートを履歴として保
存する。ステップＳ１１では、指定レート通知後の経過
時間をカウントするタイマをリセットし、ステップＳ１
へ戻る。一方、ステップＳ４の判断結果が「ＮＯ」の場
合にも、ステップＳ１へ戻る。以上で、上記構成による
輻輳制御方法の動作説明を終了する。

【００３８】以上により、ＲＴＴ時間後においてキュー
がバッファ容量Ｌより小さい（Ｘ（ｔ＋Ｔ）＞０）と予
想される場合、ネットワークノード１２は、上流ノード
（＝ネットワークノード１１）へ通知する指定レートを
上げる方向に動く（Ｒ（ｔ）＝ｆ（ｔ）＋α）。また、
キューがバッファ容量Ｌ付近（Ｘ（ｔ＋Ｔ）≒０）で
は、ネットワークノード１２は、上流ノード（＝ネット
ワークノード１１）へ通知する指定レートと下流ノード
（＝ネットワークノード１３）から通知される指定レー
トとを等しくする方向に動く（Ｒ（ｔ）≒ｆ（ｔ））。
また、キューがバッファ容量Ｌを超える（Ｘ（ｔ＋Ｔ）
＜０）と予想される点に来ると、ネットワークノード１
２は、上流ノード（＝ネットワークノード１１）へ通知
する指定レートゆっくりと下げる方向に動き（Ｒ（ｔ）
＝ｆ（ｔ）−α）、輻輳状態からの回復を企る。

【００３９】以上の動作により、ネットワーク全体のス
ループットを高く維持したまま、輻輳の広がりを押さえ
つつ、輻輳状態から回復することが可能となる。

【００４０】以上、この発明の実施形態を図面を参照し
て詳述してきたが、具体的な構成はこの実施形態に限ら
れるものではなく、この発明の要旨を逸脱しない範囲の
設計の変更等があってもこの発明に含まれる。

【００４１】

【発明の効果】以上説明したように、この発明によれ
ば、上流ノードの送出レートを下流ノードへの送出レー
トを基に指定することにより、ネットワーク全体のスル
ープットを落とすことなく、輻輳状態から回復できる。
また、制御遅延を考慮し、かつ、ネットワークワイドな
情報を用いていないので、ネットワークが高速化して
も、不適切な動作にならずに輻輳状態からの回復を行な
うことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明の一実施形態による輻輳制御方法を備
えたネットワークノードの構成例を示すブロック図であ
る。

【図２】図１に示したネットワークノードを複数用いて
構成したネットワークの一例を示すブロック図である。

【図３】本実施形態による輻輳制御方法を備えたネット
ワークノードの動作例を示すフローチャートである。

【図４】本実施形態におけるバッファの状態の一例を示
す説明図である。

【符号の説明】

１……データ受信・保持部、 ２……データ送出部、３
……送出レート受信部、 ４……指定レート送信部、５
……指定レート履歴保持部、 ６……輻輳検出部、７…
…空き容量推定部、 ８……指定レート計算部、９……
指定レート送出タイマ、１０，１１，１２，１３……ネ
ットワークノード、１４，１５……端末

Claims (5)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 自ノードの上流ノードの送出レートを自
   ノードの下流ノードへの送出レートに基づいて指定する
   過程と、 各ノードにおける制御遅延時間であるＲＴＴ（Round Tr
   ip Time ）時間後のバッファの空き容量を、現在のバッ
   ファの空き容量と、上流ノードへ通知した指定レートの
   過去の履歴が示す上流から流入する最大のデータ量と、
   下流へ流出しているデータ量から推定する過程と、 そのバッファの空き容量を制御遅延時間よりも短い期間
   の間に使用する様に±α分を指定する過程と、 下流からの指定レートが最低に絞られた際のＲＴＴ時間
   後のバッファの空き容量を現在のバッファの空き容量
   と、上流ノードへ通知した指定レートの過去の履歴が示
   す上流から流入する最大のデータ量と、現在下流へ流出
   しているデータ量とから推定する事により輻輳状態を検
   出する過程と、 ネットワークの有効利用のための定期的なレート更新と
   輻輳状態を検出した時の輻輳状態からの回復のためのレ
   ート更新の過程と を有することを特徴とした輻輳制御方
   法。
2. 【請求項２】 高速ネットワークにおける輻輳制御方法
   であって、 制御遅延であるＲＴＴ（Round Trip Time ）時間後のバ
   ッファの空き容量を、下流ノードから通知された現在の
   指定レートと、上流ノードへ通知した指定レートの過去
   の履歴と、現在のバッファの空きバッファ容量とから推
   定する ことを特徴とした輻輳制御方法。
3. 【請求項３】 高速ネットワークにおける上流ノードの
   送出レートを、下流ノードが定期的に指定するフロー制
   御であって、 各ネットワークノードは、下流への送出レートが最低に
   なったと仮定して、ＲＴＴ時間後のバッファの空き容量
   を、下流ノードから通知される送出レートの最低値と、
   上流ノードへ通知した指定レートの過去の履歴と、現在
   のバッファの空きバッファ容量とから推定する ことによ
   り輻輳状態を検知した時に、 自ノードの下流ノードへの送出レートと、自ノードのＲ
   ＴＴ時間後の推定され るバッファ容量とに基づいて、自
   ノードの上流ノードの送出レートを更新する ことを特徴
   とした輻輳制御方法。
4. 【請求項４】 高速ネットワークにおける輻輳制御方法
   であって、 制御遅延であるＲＴＴ（Round Trip Time ）時間後のバ
   ッファの空き容量を、下流ノードから通知された現在の
   指定レートと、上流ノードへ通知した指定レートの過去
   の履歴と、現在のバッファの空きバッファ容量とから推
   定する ことにより輻輳状態を検知した時に、 制御を起動する ことを特徴とした輻輳制御方法。
5. 【請求項５】 高速ネットワークにおける、上流ノード
   の送出レートを下流ノードが定期的に指定するフロー制
   御であって、 各ネットワークノードは、 下流への送出レートが最低になったと仮定して、現在の
   バッファの空き容量と、上流ノードへ通知した指定レー
   トの過去の履歴が示す、ＲＴＴ時間内に到着するデータ
   の最大量とからＲＴＴ時間後のバッファの空き容量を推
   定し、 この推定されたバッファの空き容量が負の値であった時
   に、輻輳状態を検知したとして、定期的なレートの更新
   以外に上流の送出レートを更新し、 定期的なレート更新時と輻輳を検知した時に更新する自
   ノードの上流ノードの送出レートを指示する新しい指定
   レートは、自ノードの下流ノードへの送出レート±αで
   指定し、 この±α分は、自ノードの下流ノードへの送出レートが
   一定であると仮定したときのＲＴＴ時間後の自ノードの
   バッファ容量を推定し、この推定されたバッファ容量を
   定期的にレートを更新する期間であるレート更新周期内
   にゼロとするように指定することを特徴とした輻輳制御
   方法。