JP3887313B2 - コンピュータ・ネットワークでの輻輳管理 - Google Patents

Description

本発明は、全般的にはコンピュータ・ネットワークでの輻輳管理に関し、具体的にはネットワーク・ハードウェアによるフロー制御に関する。

スイッチは、ＭＡＣ（メディア・アクセス制御）アドレスすなわち、当業者に周知のＯＳＩモデルのレイヤ２に基づいてデータグラムを誘導するネットワーク・ノードである［Motorola Codex著、「The Basics Book of OSI and Network Management」、Addison-WesleyPublishing Company, Inc.刊、１９９３年を参照されたい］。スイッチは、マルチポート・ブリッジすなわち、２つのＬＡＮセグメントを一緒に接続し、レイヤ２データに基づいてパケットを転送する装置であるブリッジと見なすこともできる。ルータは、すべてがＯＳＩモデルのレイヤ３に含まれる、データグラムのインターネット・プロトコル（ＩＰ）デスティネーション・アドレスに一致するプレフィックスのルーティング・テーブル内の最長プレフィックスの発見に基づいてデータグラムを誘導するネットワーク・ノードである。本発明では、ネットワーク・ノードを、スイッチ、ルータ、または、より一般的に、時々スイッチ／ルータと称するスイッチング機能およびルーティング機能の両方が可能な機械と見なす。簡潔にするために、本明細書での用語「スイッチ」は、ネットワーク・ノードの３つの論理タイプのすべてすなわち、スイッチ、ルータ、またはスイッチ／ルータ、もしくは、より一般的に、予測不可能な形で到着し、一時的に保管されなければならず、その後、１つまたは複数のヘッダのデスティネーションおよび値の情報に基づいて、転送または破棄されなければならないデータグラムを処理するすべての機械を含むように使用される。

どのスイッチも、トラフィック方向決定を待っているデータグラムの保管に使用される、有限の記憶容量を有する。輻輳のエピソード中に、大量および少量のいくつかのトラフィックが、ストレージが圧倒されないように意図的に破棄され、価値に無関係に着信データグラムの消失が発生する。したがって、インテリジェント・フロー制御の目的は、異なるクラスのフローの、そのサービス・レベル契約に対する挙動に留意し、必要な時に価値ポリシに従って大量の低価値パケットを破棄し、したがって、契約料金に従う貴重なデータグラムを正しく処理できることを保証することである。

通信ネットワークでの輻輳を管理するためのフロー制御の使用は、従来技術で周知である。通常のコンピュータ・システムでは、フロー制御によって、キューがある占有のレベルに達した時に、データグラムが単純に破棄される可能性があり、このポリシをテールドロップと称する。より高度なシステムでは、キュー占有に応答して周期的に更新される破棄の確率を用いて、データグラムをランダムに破棄することができる。すなわち、伝送されるデータグラムの分数（１引く破棄される分数に等しい）を、キュー占有がある下閾値未満の時に１、キュー占有がある上閾値を超える時に０にすることができる。これらの閾値の間では、キュー占有によって、線形に減少する伝送確率を決定することができる。そのようなフロー制御を、Random Early Detection（ランダム早期検出、ＲＥＤ）と称する。サービス・クラスが異なるが同一のキューを共用するデータグラムに、異なる上下の閾値が使用される場合に、そのフロー制御を、WeightedRandom Early Detection（重み付きランダム早期検出、ＷＲＥＤ）と称する。そのような直観的な方法は、提供される負荷を変化する際に閾値のチューニングを必要とし、これが、サービス品質（ＱＯＳ）設備でのそれらの使用の主要な短所になる。

従来技術の技法に関するもう１つの短所が、パケット破棄の決定が、スイッチ内でまたはあるタイプの処理がパケットに対して既に実行された後に行われることである。パケットを部分的に処理した後に破棄することによって、帯域幅の不要な浪費がもたらされる。

米国特許第６０４１０３８号は、入力インターフェース回路に位置するセル破棄判定ユニットを示す。
２０００年３月３１日出願の米国特許出願第０９／５４０４２８号明細書 米国特許第６０４１０３８号 ［Motorola Codex著、「The Basics Book of OSI and Network Management」、Addison-WesleyPublishing Company, Inc.刊、１９９３年

上記に鑑みて、高速ネットワークで破棄／伝送決定を行う、より効率的な装置および方法が必要である。

本発明では、添付の特許請求の範囲に記載した通りのインテリジェントな高速伝送／破棄決定を行うシステムおよび方法を提供する。

本発明の効果は、伝送／破棄決定が、ルーティング・スイッチ機能の上流で行われることである。したがって、本発明は、いずれにせよスイッチを介する処理の後まで存続しないデータグラムを事前に破棄することによって、スイッチ輻輳をなくすか減らす。それによって、本発明は、有限なリソースの輻輳のためにすべてのデータグラムの処理が不可能になる時に、より価値のあるタイプのトラフィックを処理するためにコンピューティング・リソースおよびストレージ・リソースを解放する。

本発明の好ましい実施形態の特徴的な特性は、過剰帯域幅信号Ｂ＝０または１と称する信号が、スイッチ内の１つのリソースの挙動によって判定されるのではなく、さまざまな信号のＡＮＤ演算、ＯＲ演算、およびＮＯＴ演算の正規表現として定義されることである。具体的に言うと、フロー制御の上流場所は、下で定義される入力インターフェース回路（ＩＩＣ）である。各ＩＩＣは、あるパイプの組内のフレームに対する伝送／破棄決定を行う。パイプは、ネットワークを介するエッジ・ツー・エッジ・パスと、そのパスを使用するいくつかのデータグラムの論理集約からなる。各ＩＩＣに、パイプの組が関連し、これらのパイプは、そのＩＩＣを通過する。本実施形態では、Ｂの値が、そのＩＩＣのパイプによって使用される、ＩＩＣによって供給されるスイッチ内のすべてのリソースの状態によって決定される。そのようなリソースは、一般に、同一のスイッチ上の他のＩＩＣに属する他のパイプによって共用される。いずれにしても、Ｂは、ＩＩＣ内のフロー制御に周期的に報告され、これによって使用される複数のリソースの状態の正規表現である。

本発明の実施の鍵になる基礎は、２０００年３月３１日出願の米国特許出願第０９／５４０４２８号明細書に記載の制御理論を、直観的な方法の代わりに使用することである。この特許明細書では、制御理論が、下記の５つの特性Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、およびＥの特徴がある、帯域幅割振り技術（ＢＡＴ）と称するタイプのフロー制御で実施される。この特性を、ここで説明する。
・特性Ａ。ＢＡＴでは、１つのＩＩＣに集約されたパイプに関する範囲でスイッチの条件を要約した過剰帯域幅信号Ｂ＝０または１を使用する。Ｂは、フロー制御伝送確率を計算するたびに計算される。Ｂが一貫して１である場合には、サービス・レベル・アグリーメント（ＳＬＡ）に含まれる性能パラメータを傷つけるスイッチ・リソースの輻輳を引き起こさずに、すべてのパイプを１００％伝送することができる。Ｂが一貫して０である場合には、少なくともいくつかの最善的トラフィックを有するすべてのパイプの伝送分数が、各パイプが少なくともその保証された帯域幅を有するがおそらくそれを超えない帯域幅を搬送するまで、減らされる。Ｂは、閾値に対するキュー値からの信号の組合せに関して定義することができる（したがって、キューが閾値未満の場合にＢ＝１、それ以外の場合にＢ＝０である）。その代わりに、キュー・レベルの変化の速度に関してＢを定義することができる（したがって、キューが減っているか非常に少ない場合にＢ＝１、それ以外の場合にＢ＝０である）。もう１つの代替案として、Ｂを、フロー速度をフロー速度閾値と比較することによって定義することができる。Ｂの正確な構成は、本発明にとってクリティカルではない。Ｂのすべて１またはすべて０の値に関する上の暗示だけが、クリティカルである。
・特性Ｂ。ＢＡＴでは、さらに、過剰帯域幅信号値Ｂの指数加重平均Ｅを計算する。好ましい実施形態では、時刻ｔ＋ＤｔでのＥの値が、次式によって計算される。
Ｅ（ｔ＋Ｄｔ）＝（１−Ｗ）＊Ｅ（ｔ）＋Ｗ＊Ｂ（ｔ）
ここで、Ｅ（ｔ）は、時刻ｔのＥの値であり、Ｂ（ｔ）は、時刻ｔのＢの値である。当業者に周知の通り、この式の重みはＷである。好ましい実施形態では、Ｗの値が１／３２である。１／１６または１／６４などの他の値を、同等に適当であるものとして使用することができる。クリティカルな態様は、Ｅが、Ｂ信号のなんらかの適度な平滑化であることである。
・特性Ｃ。ＢＡＴでは、各パイプを調べ、パイプの帯域幅がその最小保証速度（本明細書ではそのｍｉｎと称する）未満である場合に、多くとも少数の反復の後に、そのパイプが、ＢＡＴによって自動的に１００％伝送される。
・特性Ｄ。ＢＡＴでは、さらに、各パイプを調べ、パイプの帯域幅がその最大上限（本明細書ではそのｍａｘと称する）を超える場合に、多くとも少数の反復の後に、ＢＡＴによって伝送される量がｍａｘ以下になるまで、伝送分数が減らされる。
・特性Ｅ。ＢＡＴでは、さらに、まだそのｍｉｎ速度未満またはそのｍａｘ速度超でない各パイプを調べ、次のようにＢを使用する。Ｂ＝１の場合には、パイプｉの時刻ｔ＋Ｄｔの伝送分数Ｔｉ（ｔ＋Ｄｔ）が、
Ｔ（ｔ＋Ｄｔ）＝Ｔ（ｔ）＋Ｃｉ＊Ｅ（ｔ）＊Ｔｉ（ｔ）
になる。ここで、Ｃｉは、下で説明する方法によって初期化時に判定される定数である。さらに、Ｂ＝０の場合には、パイプｉの時刻ｔ＋Ｄｔの伝送分数Ｔｉ（ｔ＋Ｄｔ）が、
Ｔ（ｔ＋Ｄｔ）＝Ｔ（ｔ）−Ｄｉ＊ｆｉ（ｔ）
になる。ここで、Ｄｉは、下で説明する方法によって初期化時に判定される定数であり、ｆｉ（ｔ）は、フロー制御の最後のエポック中の時刻ｔでのパイプｉの伝送されたトラフィックのフロー速度である。

特性ＢおよびＥおよび残り全体を通じて、記号＊は、乗算を示す。

好ましい実施形態では、本発明は、スイッチのＭＡＣ（イーサネット（Ｒ））またはフレーマ（Packet over Sonet）データ・フロー構成要素で実施され、強制される制御理論の概念に基づくフロー制御を提供する。代替実施形態では、本発明に、スイッチの物理層インターフェース（ＰＨＹ）で実施され、強制される制御理論の概念に基づくフロー制御も含まれる。どの場合でも、フロー制御機構は、データがスイッチの主パケット分類機能および転送機能に入る前の、入力インターフェース回路（ＩＩＣ）に統合される。

さらに、本発明の実施形態では、ＩＩＣに関連するパイプによって使用されるスイッチ・リソースに関して輻輳を正確に示す、スイッチからＩＩＣへの過剰帯域幅信号を使用する。ＩＩＣ内のパイプによって使用されないスイッチ・リソースでの輻輳は、ＩＩＣに報告されない。

過剰帯域幅信号のもう１つの態様は、それぞれが異なる出力ポートに関係する複数の過剰帯域幅表示を、単一の物理信号、おそらくは時分割多重（ＴＤＭ）信号に組み合わせ、フロー制御アクションの焦点を、輻輳を経験している出力ポートに合わせられるようにすることである。

好ましい実施形態では、本発明の焦点が、さらに、ネットワーク・リンクからスイッチへの入力に合わせられる。データグラムが、入力インターフェース回路（ＩＩＣ）に入り、周知の従来技術の技法の使用によってディジタル・データに変換された後に、１つまたは別のサービスのクラス（本明細書ではパイプと称する）へのメンバシップについてデータグラムの第１の部分だけをテストする機会がある。正の保証された帯域幅値を有するプレミアム・アシュアード転送（premium Assured Forwarding）パイプまたはそのような保証がない最善的パイプへのメンバシップとすることができる、パイプ・メンバシップの判定の後に、伝送確率の対応する値が、テーブルから選択される。テーブル自体は、ＩＩＣを共用するパイプ内のフロー速度に応答し、そのＩＩＣからスイッチへの２進輻輳信号に応答して、周期的にリフレッシュされる。このテーブルは、さらに、グローバル・パイプ・パスおよび帯域幅契約値に基づいて初期化時に宣言される、パイプごとのある定数に鑑みて構成される。その後、伝送確率が、高速乱数ジェネレータの現在の状態と比較され、その比較の結果を使用して、ＩＩＣが、到着するデータグラム全体を従来の処理およびルーティングのためにスイッチに伝送するか、到着するデータグラム全体をスイッチに送らずに破棄するかを決定する。

この説明において、包括的な用語ＩＩＣは、ＰＨＹ、イーサネット（Ｒ）・システムのメディア・アクセス制御（ＭＡＣ）、またはフレーマ（Packet over Sonetシステムでの）を含むがこれに制限されない、さまざまな下位層機能のすべてを含むことが意図されている。そのような装置のすべてが、スイッチへのデータグラムの導管であり、したがって、そのような装置のすべてを、ＩＩＣに関する包括的な用語で本明細書で説明されるものと同一のスイッチ機能に対する利益を有する事前のフロー制御の場所とすることができるので、当業者は、論理的な相似物を簡単に理解するであろう。

これらおよび他の概念を、以下で詳細に説明する。

具体的に言うと、データグラムは、光子信号またはアナログ信号としてスイッチに入り、この信号が、物理層インターフェース（ＰＨＹ）の入力セクションでスイッチまたはルータによって使用可能な形のディジタル・データに変換される。ＰＨＹには、ポートの出力部分の相補的な機能も含まれる。ディジタル・データは、その後、元々伝送されたデータのフォーマットに従って、フレーマまたはＭＡＣの入力セクションによって個々のデータグラムまたはパケットに区分される。フレーマまたはＭＡＣにも、反対の方向に流れるデータのための相補的な機能が含まれる。本発明の焦点は、ＰＨＹ、フレーマ、またはＭＡＣの入力セクション（以下では集合的に入力インターフェース回路（ＩＩＣ）と呼称する）内の帯域幅割振り技術（ＢＡＴ）などのフロー制御機構を使用可能にすることである。ＢＡＴは、制御理論に基づくフロー制御のタイプであり、フロー制御に対する好ましいアプローチを表すが、当業者が、本発明の範囲から逸脱せずに、他の特定のフロー制御アルゴリズムを入力インターフェース回路内に適用することができる。ＢＡＴの完全なアルゴリズムの説明は、下に示す。

ネットワーク内のスイッチ［図１を参照されたい］は、周知の構造［図２を参照されたい］を用いてデータグラムを渡す。スイッチは、ＰＨＹを介して光ファイバまたは銅ワイヤによって接続される［図３および図４を参照されたい］。本発明のフロー制御機構は、各データグラムを特定の集約フローまたはパイプに相関させるヘッダ情報を抽出する。この情報は、Type of Serviceバイト［図２を参照されたい］内のDifferentiated Services Code Point［参照によって本明細書に組み込まれる、ニコルズ（K.Nichols）、ブレイク（S. Blake）、ベーカー（F. Baker）、およびブラック（D. Black）共著、IETF RFC ReferenceRFC 2474 Definition of the Differentiated Services Field (DS Field) in the IPv4and IPv6 Headers、１９９８年１２月に記載（Format：TXT=50576 bytes) (Obsoletes RFC1455,RFC1349) (Status: PROPOSED STANDARD)］とすることができる。この情報は、テーブル［図１２を参照されたい］から伝送確率値を選択するのに使用され、その値を乱数と比較して、決定を行う。また、データ・フロー速度で、各パイプで伝送されたバイトをカウントして、伝送確率のＢＡＴ計算への入力を提供する。

フロー制御を実施するそのような設計は、スイッチがある形でＩＩＣに輻輳情報を通信することができるとすれば、主としてスイッチ設計に依存する。スイッチから各ＩＩＣへの最も単純な信号すなわち、所与のＩＩＣ内のパイプと、おそらくは他のパイプによって同時に使用される、スイッチ内の共用リソースの輻輳状態を反映する最新の２進値だけが、必要である［図６および図７を参照されたい］。複数のすなわち、出力ブレードごとに１つの、別々にまたは共通の信号に混合されるのいずれかの、輻輳表示を設けることによって、機能強化された機能性を達成することができる。

３つの著しく異なる速度で進行する、ＩＩＣ内の機能強化されたフロー制御機能の４つの論理タスクがある。低速では、デバイスが、集約フロー（以下ではパイプと呼称する）の座標および特性に関する、初期化時に供給される管理情報を更新する［図８を参照されたい］。中速では、装置が、ＢＡＴフロー制御アルゴリズムで輻輳信号を使用して、パイプごとの伝送確率を計算する。伝送確率は、部分的に、やはり中速での、スイッチからの輻輳信号から導出される［図９を参照されたい］。さらに、データ・フロー速度で、カウンタが、パイプごとのフローを記録しなければならない。やはりデータ・フロー速度で、フロー制御装置が、伝送確率に従って、スイッチまたはルータに入る前に、データ・パケットを確率的に伝送または破棄する［表１と図１０、図１１、図１２、および図１３を参照されたい］。最後の機能すなわち確率的な伝送または破棄の決定は、ＩＩＣ内に常駐しなければならない。他の機能は、スイッチ自体に常駐するフロー情報編成機能に移動することができる。

図１に、ローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ）Ａ、Ｂ、およびＣを含むコンピュータ・ネットワークの抽象化を示す。これらのＬＡＮには、ワークステーション、サーバ、記憶装置、またはネットワーク内で情報を交換する他のコンピュータを含めることができる。ネットワークには、スイッチ１０、１２、１４、および１６ならびに、スイッチの対の間またはＬＡＮとスイッチの間の通信リンク１１、１３、１５、１７、１９、および２１のインフラストラクチャも含まれる。したがって、コンピュータ・ネットワークは、頂点（コンピュータおよびスイッチ）と辺（通信リンク）を有するグラフとして編成される。一般的な言葉では、本明細書に記載の実施形態の目的は、可用性およびサービス品質に関係するある契約、すなわち、コンピュータ・ネットワーク・サービスの消費者によって保持される契約を考慮して、コンピュータ・ネットワーク内のデータの効率的で公平な移動を促進することである。

ａ）サービス品質
スイッチの上流へのフロー制御の移動という総合的な目標は、ある種類の、サービス品質（ＱＯＳ）に関する理想的なフロー制御により近く近づくことである。輻輳のエピソード中に、フロー制御機構が、一部の着信トラフィックすなわち、輻輳に起因してスイッチを通過しないデータグラムを、インテリジェントに破棄する。これによって、処理およびパケット記憶容量が、最終的に破棄されなければならないパケットに対して浪費されなくなるので、スイッチ内の分類機構およびルーティング機構の効率が高まる。この処理では、後にではなく早めに、これらのパケットを単純に破棄する。

ＱＯＳは、論理パイプに関して定義される。すべてのトラフィックが、あるＱＯＳ集約フロー・クラスまたはパイプに含まれると仮定する。また、一部のトラフィックが最善的ではないと仮定する。帯域幅の正しい割振りは、下で説明するMax-Minアルゴリズムによって決定される。

スイッチを通る各パイプのパスには、そのソース・ポート、スイッチを通るパス、およびターゲット・ポートの座標が含まれる。そのようなパスは、実際には、「エッジ・ツー・エッジ」でネットワークを通るパイプのパスの一片であり、ここで、用語エッジは、個々のワークステーション、サーバ、自立システム、または他のコンピュータ・ネットワーク・ソース実体を意味することができる。下で説明するように、過剰帯域幅の期間中に線形に増加するフローおよびそれ以外の期間中に指数関数的に減少するフローに関するある係数が、すべてのリソースおよびサービス・レベル・アグリーメント（ＳＬＡ）のグローバルな知識から初期設定時に判定される。フロー制御の機能は、これらの係数を使用して、インテリジェントに、輻輳条件による必要に応じてパケットを破棄することである。

スイッチの上流のフロー制御およびネットワーク管理の関連する管理機構の使用の効果は、エッジ・ツー・エッジの定量的な帯域幅性能保証を伴う強いＱＯＳの効率的な実施形態である。

ｂ）帯域幅割振り技術（ＢＡＴ）
スイッチの処理能力（フィルタ・ルール、ルーティング・テーブル、または他のルックアップ・機能の所与の相補物を伴う）が、既知であると仮定する。この知識は、ＩＩＣごとの過剰帯域幅信号Ｂ＝１または０の概念につながる。この信号は、所与のＩＩＣを通過してスイッチに入るすべてのパイプが、現在、０の破棄、許容可能な待ち時間、および許容可能なジッタを引き起こしながらスイッチ内の機構を通過している場合に、１になると定義される。したがって、Ｂは、閾値とのキュー占有比較のＡＮＤ、ＯＲ、またはＮＯＴのある組み合わせによって、ビット毎秒単位の処理速度の閾値との比較によって、もしくはキュー閾値比較およびフロー速度閾値比較の組み合わせによって、定義することができる。Ｂの正確な定義は、クリティカルではない。そうではなくて、Ｂは、２つの挙動だけを示すことが必要である。すなわち、繰り返すが、スイッチからＩＩＣに通信されるＢの値が、一貫して１である場合には、そのシステムは、ＩＩＣ内のすべてのパイプを許容可能なレベルでサービスしている。Ｂが常に０である場合には、いくつかのパイプで除去があるか、待ち時間統計またはジッタ統計が許容不能である。一貫したＢ＝１信号の最終的な結果は、ＩＩＣ内のすべてのパイプが、１００％伝送されることである。一貫したＢ＝０信号の最終的な結果は、ＩＩＣ内のすべてのパイプが、すべての保証された最小帯域幅速度（ｍｉｎ）に合致するのに十分に大きいが、おそらくはそれを超えない分数で伝送されることである。

追加の基本的な仮定は、ＳＬＡが販売され、その結果、すべての時刻にすべてのパイプが、その保証された最小（ｍｉｎ）値以下の一定の提供される負荷を有する場合に、すべての過剰帯域幅信号が必ず１になることである。そのような提供される負荷では、ＩＩＣを使用するすべてのパイプのすべてのＳＬＡが、スイッチによって尊重され、すべてのＢ信号が１になる。

一実施形態では、複数のＢ信号を、輻輳情報の効率的な通信のために時分割多重（ＴＤＭ）システムによって多重化することができる。この場合に、各Ｂ信号は、特定の出力ブレードまたはポートでの輻輳（または輻輳の不在）を表すことができる。この場合に、特定のＩＩＣ内で、フロー制御を、共通の出力ブレードまたはポートを共用するパイプのグループに対して独立に適用することができる。有利なことに、破棄アクションは、輻輳した出力ブレードまたはポートに宛てられたパイプだけに焦点を合わされ、輻輳していないブレードまたはポートに宛てられたものであれば、最善的トラフィックでさえ、破棄なしでスイッチに渡される。

ｃ）入力インターフェース回路（ＩＩＣ）
この節のコンテキストを、図２、図３、および図４に示す。

当業者に周知の通り、コンピュータ・ネットワークでは、データが、ヘッダおよびペイロードからなる構造を有するデータグラムの形で伝送される。ペイロード（または「データ」）自体は、たとえばイーサネット（Ｒ）（リンク層）、ＩＰ（ネットワーク層）、ＴＣＰ（トランスポート層）などの異なる編成レベルのヘッダからなるものとすることができる。

イーサネット（Ｒ）の重要な例では、フレーム・フォーマットが、StandardISO/IEC 8802-3: (1996E), ANSI/IEEE Std. 802.3, 1996 Editionによって確立される。このフォーマットは次の通りである。
＜ｉｎｔｅｒ−ｆｒａｍｅ＞＜ｐｅａｍｂｌｅ＞＜ｓｆｄ＞＜ｅｈ＞＜ｄａｔａ＞＜ｆｃｓ＞
ここで、ｉｎｔｅｒ−ｆｒａｍｅは、データグラムの間のギャップであり、ｐｅａｍｂｌｅは、フレームが到着しようとしていることを指定するビットのコード化されたシーケンスであり、ｓｆｄは、フレーム開始区切り文字文字であり、ｅｈは、イーサネット（Ｒ）・ヘッダであり、ｄａｔａは、ＩＰヘッダおよびデータを有するＩＰデータグラムからなるものとすることができるイーサネット（Ｒ）・ペイロードであり、ｆｃｓは、フレーム検査シーケンスである。詳細に言うと、プリアンブルは、少なくとも７バイトの「１０１０１０１０」である。ｓｆｄバイトは、「１０１０１０１１」である。ＩＰは、レイヤ４トランスポート・プロトコル（ＴＣＰまたはＵＤＰ）から「パケット」を受け入れ、それ自体のヘッダをそれに追加し、「データグラム」をレイヤ２データ・リンク・プロトコルに配送する。ＩＰは、ネットワークの最大伝送単位（ＭＴＵ）をサポートするためにパケットをフラグメントに分割するこもでき、各フラグメントは、イーサネット（Ｒ）・フレームになる。

図２に、本実施形態に必要なデータグラムの編成を多少詳細に示す。データグラム３０は、ビットの組である。ＩＰバージョン４（ＩＰｖ４）では、ＩＰヘッダに、番号０、１、２、…の、少なくとも１６０ビットが含まれなければならない。番号８、９、…、１５の８ビットが、Type of Serviceバイトを構成し、具体的には、DiffServ Code Pointが、番号８、９、…、１３の６ビットからなる（他の２ビットは、将来の標準化のために予約済みである）。本明細書での議論は、ＩＰｖ４に関するが、当業者は、本発明を、ＩＰバージョン６または、構造化データグラム・ヘッダがＱＯＳ情報を有する他のシステムでも同様に実施できることを諒解するであろう。

図２に概略的に示されているように、フレーム・ヘッダは、フレーム開始セグメント３２とフレーム・ヘッダ３４を有する。時間的にフレーム・ヘッダのあとにあるのが、ＩＰヘッダ３６およびデータ・ペイロード３８を有するＩＰ構造である。ＩＰヘッダ３６内に、Type of Serviceバイト４０がある。Type of Serviceバイトには、サービスのクラスを区別するのに使用することができる６ビットが含まれる。明らかに、ネットワーク内でＱＯＳを編成する方法の１つは、すべてのデータグラムのTypeof Serviceバイトの６つのサービスのクラス・ビットとして一貫性のあるラベルを使用することである。たとえば、最善的データグラムのすべてに、６つの０のビットを用いてラベルを付けることができる。多数の他の方法および方式が、提案され、当業者に既知である。

本発明の一実施形態では、スイッチが、イーサネット（Ｒ）・リンクを介してネットワークに接続される。リンクは、ある数のビット毎秒でレーティングされ、したがって、リンク内の時間増分は、ビットまたはバイトと同等である。ｂが、ビット単位の測定値を表し、Ｂが、バイト単位の測定値を表すものとする。イーサネット（Ｒ）・フレーム間のギャップは、無信号の１２Ｂと、フレーム開始区切り文字の１Ｂと、プリアンブルの７Ｂである。したがって、フレーム間ギャップは２０Ｂである。フレーム自体は、６４Ｂから１５１８Ｂまでとすることができる。Differentiated Services Code Point（ＤＳＣＰ）は、ＩＰヘッダ内のType of Serviceバイトの６ｂの組である。

図３に、入力インターフェース回路（ＩＩＣ）の論理的な位置付けを示す。データグラムは、リンク４０および４２を介してスイッチに出入りする。リンクは、論理的および物理的に、ＩＩＣ４４および４６を介してスイッチ４８のデータ処理機能に接続される。ＩＩＣは、光ファイバ内の光子信号とワイヤ内の電子信号の間の変換を行う物理層インターフェース（ＰＨＹ）とすることができる。または、ＩＩＣを、イーサネット（Ｒ）技術のメディア・アクセス制御（ＭＡＣ）回路またはPacket over Sonet技術のフレーマ回路などのフレーム構造（ヘッダ、ヘッダの構成要素）を認識する電子装置とすることができる。

動作中に、ＰＨＹは、フレーム開始を探し、次に、フレームのプリアンブルを探す。図４では、光子入力５０が、ＰＨＹのリンクに到着する。ＰＨＹ５８が、光子信号（ビット）を電子信号（ビット）に変換する。電子信号は、ＰＨＹからスイッチへ、ワイヤ５２内で渡される。データは、ワイヤ５６内で電子形式でスイッチを出る。データは、ＰＨＹ内で光子信号に変換され、その後、リンク内の光ファイバ５４でＰＨＹを出る。したがって、このリンクは、全二重（両方向）データグラム導管である。

イーサネット（Ｒ）・フレームが到着する時に、ＰＨＹが、Receive DataValid（Ｒ＿ＤＶ、受信データ有効）信号をメディア・アクセス制御（ＭＡＣ）に送る。フレームの間では、ＰＨＹは、アイドル信号をＭＡＣに送る。本発明がＰＨＹ内で実施される場合に、DiffServCode Point（ＤＳＣＰ）に達してフレームが流れる論理パイプを識別するために、ＰＨＹ内にいくらかのストレージが必要である。一実施形態では、ＰＨＹが、そこからＤＳＣＰを読み取ることができるＩＰヘッダ（図２）を含めるために、８Ｂプリアンブルと追加の１４Ｂを保管しなければならない。当業者は、イーサネット（Ｒ）・タイプの変形形態が、ＤＣＳＰが別の場所に位置付けられる代替実施形態につながることを諒解するであろう。

ＭＡＣまたはフレーマの場合には、同一のポリシを適用して、イーサネット（Ｒ）・フレームの先頭の比較的少数のビットを保管し、適当なビット位置からＤＳＣＰを読み取る。

読み取られる際に、ＤＳＣＰ（６ビット）が、Ｎ≦６４個の伝送確率の１つにマッピングされる（Ｎ＝所与のＰＨＹを介してスイッチに入り、所与のＭＡＣに通過するパイプのクラスの数）。同一のＤＳＣＰを有する異なるソースから到着するパケットは、集約で扱われる。集約のそれぞれについて、伝送確率が、フロー制御によって計算される。各集約または各パイプのフレームが、伝送または破棄される。その決定は、ＰＨＹ内またはＭＡＣ内（または、Packet over Sonetではフレーマ）のいずれかで行われる。一般に、この決定は、ＩＩＣ内で行われる。［０、１］の値を有する伝送確率が、［０、１］の乱数の現在値と比較される。伝送確率が乱数以上である場合には、フレームが伝送される。そうでない場合には、フレームが除去され、これは、ＩＩＣの論理が、既に保管されたビットおよび同一フレームのその後に到着するすべてのビットを消去することを意味する。

これらのＩＩＣ機能の論理位置を、図５に示す。ＩＩＣ６０が、入力６２からデータグラムを受け取る。データグラムは、ＩＩＣ内を通り、ヘッダ内の最小限の個数のビットが、保管され、帯域幅割振り技術（ＢＡＴ）フロー制御７４によって分析される。各データグラムは、除去７８されるか、伝送７６される可能性がある。伝送されるデータグラムは、ワイヤ６６を介してスイッチ７０に通って、分類、計量、およびルーティングを受ける。ワイヤ６８からスイッチを出るデータグラムも、ＩＩＣに入る。データ・ストリーム内のＰＨＹが、電子信号を光子信号に変換し、この光子信号が、リンク６４に入る。

ＩＩＣでのフロー制御のさらなる詳細を、図６に示す。ＩＩＣ８０が、管理情報８２（ネットワーク内のパイプのパスならびにパイプの帯域幅保証を反映する）を使用する。ＩＩＣは、スイッチからの輻輳信号８４の頻繁な値も使用する。この情報は、ＩＩＣでのＢＡＴ９６の実施に使用される。データグラムは、入力８６でＩＩＣに入り、ＢＡＴフロー制御が、データグラムを除去１００するか、データグラムを伝送９８するかを決定する。伝送される場合に、データグラムは、ワイヤ９０でスイッチ９４に流れ込む。データグラムは、ワイヤ９２でスイッチを出るが、これは、ＩＩＣがＰＨＹである場合に、光子形態に変換される。どの場合でも、ＩＩＣは、出てゆくデータグラムに、それらをリンク８８を介して次のコンピュータ・ネットワーク・ノードに送れるようにするために、適当なタイミング構造を与える。

ＩＩＣがＰＨＹである場合には、本発明は、ＰＨＹに関する標準規格を利用することができる。標準規格には、たとえば１００ｋＨｚ有線信号などのスイッチとの保守インターフェースが含まれる。スイッチ内からまたはスイッチを介して働く制御点が、この保守インターフェースを介して各ＰＨＹと通信することができる。この既存の接続は、ＰＨＹ内のパイプの初期化情報またはスイッチからＰＨＹへの輻輳に関する更新のいずれかに使用することができる。その代わりに、追加インターフェースを、フロー制御機能にアクセスするために特に設計することができる。さらに、ＰＨＹは、エンコード機能、デコード機能、クロッキング機能、および同期化機能を提供することができる。

上で注記したように、当業者は、パイプ用の同一の論理フロー制御機能を、ＭＡＣ（イーサネット（Ｒ）の場合）またはフレーマ（Packet over Sonetの場合）または他のＩＩＣで実行できることを簡単に諒解するであろう。どの場合でも、いくつかの論理パイプが、それらがスイッチに入るために共用するＰＨＹ、ＭＡＣ、またはフレーマのリソースによって自然に編成される。さらに、ラベル・ビットおよび実験ビットを有するＭＰＬＳヘッダなどの他のヘッダを、ＤＳＣＰの代わりに使用して、パケットをパイプに割り当てることができる。したがって、本発明を他の形態で実践して、そうでなければスイッチ内で破棄されるデータグラムの事前破棄に関する上の利益をもたらすことができる。そのような事前の伝送／破棄決定の目標は、同一であり、スイッチ自体の上流の接続装置内でフロー制御を可能にすることによって、スイッチ内の貴重な処理リソースおよびストレージ・リソースを非効率的に消費した後の不可避の破棄を避けることである。

ｄ）過剰帯域幅信号ＢおよびMax-Minアルゴリズム
過剰帯域幅信号Ｂ＝０、１は、ＩＩＣによる使用のために下記のように定義されなければならない。これは、やはり下で説明する、Max-Min帯域幅割振りアルゴリズムのコンテキストで行われる。

図７に、ＩＩＣへの過剰帯域幅信号Ｂ＝０または１の報告の論理編成を示す。複数のパイプ１０２および１０４が、ＩＩＣ１０６に入り、パイプ内のデータグラムが、フロー制御の対象になる。フロー制御は、部分的に、スイッチからのＢ信号１３２に依存する。Ｂ信号は、スイッチの制御点（ＣＰ）１３０で生成するか、その代わりに、より一般的に、図１４のフロー制御データ編成ブロック３０８で生成することができる。制御点（または代替物）は、複数の閾値信号の累算、保管、および論理組み合わせ（ＡＮＤ、ＯＲ、またはＮＯＴを用いる）を提供して、過剰帯域幅信号Ｂを生成し、周期的に伝送する。

さらに図７を参照すると、Ｂの値は、スイッチ内からの複数の閾値信号Ｔｈ１、Ｔｈ２、…の正規表現とすることができる。たとえば、Ｂの値を、複数の閾値信号のＡＮＤとすることができる。各閾値信号Ｔｈｉは、所与のＩＩＣを通過するあるパイプによって使用されるストレージ・リソース１１６、１１８、および１２０のキュー・レベルが、それぞれ閾値１２２、１２４、および１２６未満である場合に１である。キュー・レベルが閾値を越える場合には、Ｔｈｉの値を０とすることができる。図からわかるように、異なるパイプによって、一般に、スイッチ内の異なるリソースが使用される。同一のリソースが、他のＩＩＣ（図示せず）を通る他のパイプ（図示せず）によって使用される場合もある。パイプは、スイッチから、追加のＩＩＣ１１２および１１４を介して、リンク１０８および１１０から他のネットワーク・ノードへ進む。

もう１つの実施形態では、フロー速度を閾値フロー速度と比較して、１つまたは複数の閾値信号を生成することができる。もう１つの実施形態では、独自の閾値およびフロー閾値の組み合わせを使用することができる。

図８に、グローバルＱＯＳフロー制御を可能にするためのネットワークの編成を示す。管理コンソール１３４が、必要に応じて、帯域幅保証を有するパイプのどれが、帯域幅能力を有するどのリソースを使用するかに関する情報を累積し、配布する。この情報は、必要に応じて、ネットワーク内のスイッチ１３６、１３８、および１４０に通信される。スイッチ１３８などの所与のスイッチが、管理コンソールからと図７に示されたスイッチ内の輻輳信号からの両方の情報を編成する制御点（ＣＰ）１４２を有することができる。ＣＰは、管理情報および輻輳情報の両方を、情報チャネル１４８および１５０を介して、それぞれＩＩＣ１４４および１４６に渡す。

より具体的には、図８を参照すると、グローバルＱＯＳを、次のように要約することができる。
・管理コンソール
パイプ・パス、保証に関する情報をソートし、送る
・それぞれが制御点（ＣＰ）を有するネットワーク内のスイッチ
パイプ情報を処理してＢＡＴ内の定数ＣｉおよびＤｉを生成する
・スイッチ内のＩＩＣ
パイプ識別情報を受け入れ、保管する
パイプ情報ごとのＣｉおよびＤｉを受け入れ、保管する
パイプごとのＣｉおよびＤｉの好ましい定義が、この節の後方で与えられることに留意されたい。

さらに詳細に、図９に、関連するＩＩＣであるＩＩＣ１およびＩＩＣ２（１７２、１７４）へのスイッチ１６０内の輻輳情報からのシグナリングの編成が示されている。異なるキュー占有値またはおそらくはフロー速度値が、スイッチ内で比較されて、項目１６４および１６６として示された複数の過剰帯域幅信号Ｂ１、Ｂ２、…が作られる。各Ｂｉは、ＩＩＣ番号ｉ内のあるパイプによって使用されるあるリソースが輻輳する場合に０になる。そうでない場合には、Ｂｉは１である。過剰帯域幅信号は、通信チャネル１６８および１７０を介して適当なＩＩＣに送られる。ＩＩＣは、到着するフレーム１７６および１７８を伝送するか破棄するかを決定する。ＩＩＣは、フレームの出発１８０および１８２も可能にする。信号Ｂ１およびＢ２は、いくつかの共通の構成要素を共用することができる。

表１は、各ＩＩＣ内のＢＡＴが必要とする計算リソースのリストである。

図１０に、ＩＩＣ内のＢＡＴの実施形態でのフレームの伝送または破棄に関する決定処理の、コントローラの流れ図１９０を示す。この処理は、バッファへの少なくともヘッダ・フレームの保管１９２によって初期化される。ヘッダから、パイプ番号を識別する１９４。この番号は、テーブル（図１２を参照されたい）から伝送確率を読み取るのに使用される１９６。伝送確率Ｔｉは、［０、１］の２進値を有する（したがって、複数のビットＴｉは、範囲００…０ないし１１…１の固定されたビット数Ｘを有するある２進値である）。各伝送確率は、０と１の間の分数とみなすことができ、１は、２＾Ｘ−１と同等である。乱数を生成し２００、この乱数は、Ｔｉと同様の値を有するとみなされる。テーブルからの値を、乱数と比較する１９８、２０２。結果が肯定である場合２０４には、ブロック２１０に進む。否定の場合２０６には、ブロック２０８に進む。ブロック２１０では、パイプｉのｂ／ｓ値を更新する。その後、フレームが伝送されることを知らせる２１２。ブロック２０８では、フレームが破棄されることを知らせる。

図１１に、パイプの伝送確率｛Ｔｉ｝の値を更新するのに使用される処理の詳細を示す。

図１２に、パイプの伝送確率｛Ｔｉ｝の値の保管テーブル・フォーマット２２０を示す。具体的に言うと、パイプ番号２２２が、テーブルへのインデックスである。伝送確率分数自体（ＢＡＴフロー制御の反復によって導出される）は、隣接するメモリ・スロット２２４に保管される。

フロー制御更新の周期と過剰帯域幅信号の周期に関する基本的な関係は、次の通りである。スイッチ内の各キューが、ビット単位の容量Ｃを有する。キューが、一時的に入力がなく、その最大の可能な速度でドレインされつつある場合に、そのキューは、理論的に、Ｃ／（最大ドレイン速度）秒で完全に満杯から完全に空になることができる。フロー制御の更新およびスイッチからＩＩＣへのＢ値の報告は、定数Ｋにこの期間を乗じたものに等しい周期Ｄｔを有しなければならない。好ましい実施形態では、Ｋ＝１／８である。
Ｄｔ＝Ｋ＊（キュー容量）／（最大ドレイン速度）
被乗数値Ｋ＝１／８は、もちろん、好ましい値にすぎない。この値は、好ましくは、フロー制御が反応できる前のキュー占有の極端な変化を避けるために、１／２未満にしなければならない。その一方で、極端に小さい値は、計算リソースの不要な消費を引き起こすはずである。各フロー制御更新間隔Ｄｔ中に、１つのＢの値が受け取られなければならない。ＩＩＣの標準保守インターフェースの周期は１０μ秒なので、これによって、スイッチ・キュー容量およびフロー速度に対する相対的な保守インターフェースの使用に対する制限が課せられる。

Ｄｔの上の説明の結果は、すべてのフロー速度（最小保証速度、現在のパイプ・フロー速度など）が、輻輳が発生するリソースのドレイン速度＊８の分数として扱われるということである。通常、スイッチは、入口側（複数のソース・ポートによって供給される）のストレージ・バッファと、出口側（複数のターゲット・ポートに供給する）のストレージ・バッファを有する。入口側ストレージは、入口自体での分類遅延に起因するか、それが供給するスイッチ・ファブリックの分極（polarization）に起因するオーバーフローから保護されなければならない。分極は、多数の入口パイプが複数のスイッチ・ファブリック入力に流れ込み、すべてが１つのスイッチ・ファブリック出力から流れ出る現象を指す。入口輻輳は、１つまたは複数の出口側からの輻輳信号に応答する、スイッチ・ファブリックへのパケット送出の一時的延期によっても引き起こされる可能性がある。

入口データ・ストアを保護するＢＡＴフロー制御のために、すべてのフロー速度が、入口データ・ストアの最大の可能なドレイン速度の８倍（やはり、名目上だが一貫性のある値）の分数である。ドレイン速度は、通常は、データを入口からスイッチ・ファブリックへ渡すことができる速度である。同様に、出口データ・ストアを保護するＢＡＴフロー制御のために、すべてのフロー速度が、入口データ・ストアの最大の可能なドレイン速度の８倍の分数である。このドレイン速度は、通常は、データを出口からターゲット・ポートを介して下流のネットワーク・ノードに渡すことができる速度である。これらの同一のドレイン速度が、この節の後方で定義されるMax-Minアルゴリズムの適用で使用される容量速度である。

DiffServでは、Behavior Aggregate Flow（本明細書では単にパイプと称する）によって使用されるパスが、参照によって本明細書に組み込まれるIETFRFC Reference、
RFC 2750 RSVP Extensions for PolicyControl. S. Herzog. January 2000. (Format: TXT=26379 bytes) (Updates RFC2205) (Status:PROPOSED STANDARD)
に記載のResource Reservation Protocol（ＲＳＶＰ）を用いてセット・アップされる。

パスは、エッジ・ツー・エッジとみなされるが、エッジの定義は柔軟である。本発明の好ましい実施形態では、パイプが確立されることと、あるＩＩＣに入るすべてのトラフィックが、ＤＳＣＰ値に従って編成されることが仮定される。したがって、本来、同一のＤＳＣＰを有し、集約内の不公平の危険性を有するフローの集約を合計するというタスクがある。しかし、１４個の標準的なＤＳＣＰ値と理論的に可能な６ｂの６４個までの組み合わせを用いると、強いＱＯＳを、少なくともネットワーク内の限られた数のパイプに関して強制できると思われる。

代替実施形態では、２０ビットのＭＰＬＳラベルおよび３つのＭＰＬＳ ＥＸＰビットを含むＭＰＬＳヘッダを使用して、異なるパイプを指定することができる。ローゼン（E. Rosen）、レクター（Y. Rekhter）、タッパン（D. Tappan）、ファリナッシ（D. Farinacci）、フェドルコウ（G.Fedorkow）、リー（T. Li）、およびコンタ（A. Conta）共著のInternet Draft "MPLS Label StackEncoding," draft-ietf-mpls-label-encaps-07.txt, IETF Network Working Group、１９９９年９月を参照されたい。本発明の実施形態には、そこからサービス品質情報を便利にすばやく抽出することができるさまざまな標準規格によるすべてのヘッダ・タイプの検査が含まれ、そのすべてが、データグラムを、スイッチまたはネットワークを通る比較的少数の論理パイプに集約するためである。

各パイプは、一般に、スイッチ内の多数の共用されるリソースを通る。各パイプは、ビット毎秒単位の最小帯域幅値（ｍｉｎ）および最大帯域幅値（ｍａｘ）を伴うＳＬＡを有する。パイプの提供される負荷は、そのｍｉｎ未満、そのｍｉｎとｍａｘの間、またはそのｍａｘを超える可能性がある。提供される負荷が、そのｍｉｎ未満の場合には、伝送分数の多くとも少数の調整の後に、パイプ内のフレームが、確率１で伝送されなければならない。パイプの（ＩＩＣでの）提供される負荷が、パイプのｍａｘを越える場合には、パイプ内のフレームの伝送される分数を、すばやく（しかし一瞬のうちにではなく）１未満に減らして、パイプ・フローをｍａｘ値まで減らさなければならない。ＩＩＣ内のパイプの提供される速度が、ｍｉｎ値とｍａｘ値の間である場合には、フロー制御を使用して、パイプの伝送分数を計算し、グローバルMax-Minアルゴリズムからそれが得る割振りを近似しなければならない。

いくつかのパイプは、ｍｉｎ＝ｍａｘであるエクスペディテッド転送（ExpeditedForwarding、ＥＦ）と称するサービスのクラスに含まれる。他のパイプは、０＜ｍｉｎ＜ｍａｘのアシュアード転送（ＡＦ）と呼ばれる。さらに他のパイプは、０＝ｍｉｎ＜ｍａｘの最善的（ＢＥ）と呼ばれる（上で示したＲＦＣ ２４７４を参照されたい）。

弱いＱＯＳは、クラスの「カラー」の間の定性的な相対関係を与えるが、本発明の強調は、主にｍｉｎ値およびｍａｘ値に関する、強い定量的な性能保証にある。DiffServも、待ち時間およびジッタの性能に関するが、ＢＡＴなどの入念に設計されたフロー制御によって、キュー占有全般が、従来の直観的なフロー制御による占有よりはるかに低くなり、したがって、単に普通にキューを低い値で稼動させることによって、待ち時間およびジッタの性能の問題が回避される。

管理者の仕事は、すべてのパイプのパスを注記し、ＩＩＣ内に現れる可能性があるすべてのＤＳＣＰパイプにｍｉｎ値およびｍａｘ値を割り当てることである。各パイプのｍｉｎの値は、ネットワーク内のすべてのパイプがそのｍｉｎ速度で送出している場合に、すべてのＳＬＡが満たされるという要件によって制限されなければならない。各パイプのｍａｘ値は、他のすべてのパイプが０速度で送出する間にそのパイプがそのｍａｘ速度でトラフィックを送出している場合にそのＳＬＡが満たされるという要件によって制限されなければならない。推奨される実践では、ｍａｘ速度が、特に除去に応答しないタイプのトラフィック、たとえばユーザ・データグラム・プロトコル（ＵＤＰ）トラフィックについて、ｍｉｎ速度より過度に大きくはない。

Max-Minアルゴリズムは、いくつかのパイプがＡＦまたはＢＥである時の公平な帯域幅割振りの定義である。これは、いくつかのパイプの提供される負荷が、スイッチ（またはネットワーク）のどこかで組み合わされてネットワーク・リソースを超える時に適用することができる。

以下の段落では、ネットワーク・レベル（グローバル）のMax-Min割振りを説明する。より詳細な説明が、バーチェカス（D.Bertsekas）およびギャラガ（R. Gallager）共著、「Data Networks」、Prentice Hall刊, EnglewoodCliffs NJ、１９９２年に記載されており、背景情報のためのみに、参照によって本明細書に組み込まれる。Max-Minアルゴリズムでは、まず、インデックスｉを有する各パイプに、その最小の指定されたｍｉｎｉを割り振る。Max-Minアルゴリズムでは、ｍｉｎｉを、パイプｉの提供される負荷と比較し、試験的にこれらの数の最小値をパイプｉに割り振ることが教示される。最小値が、既に提供される負荷である場合には、パイプｉが、「満足（sated）」と宣言され、帯域幅を割り振られるパイプの組から除去される。そうでない場合には、パイプｉは、過剰帯域幅について競争するパイプの組にとどまる。残りのパイプｉのそれぞれおよびそのパイプによって共用されるリソースのそれぞれについて、現在の過剰帯域幅を見つける（≧０でなければならず、そうでなければ契約が無効である）。パイプｉについてリソースごとにそのような過剰帯域幅のすべての最小値が正である場合に、Max-Minでは、そのボトルネック・リソースでのその最小過剰帯域幅を、それを使用する満足されていないパイプの数で割る。その分数を、各パイプｉに割り振り、そのパイプの前の割振りに追加する。その後、提供される負荷を、現在の割振りともう一度比較し、最小値を、もう一度見つける。提供される負荷が最小値である場合には、パイプｉが満足と宣言され、そうでない場合には、パイプｉは満足されないままである。残りの満足されていないパイプがあり、どれかがまだ正の過剰帯域幅を有する場合に、その渦状帯域幅を、もう一度探し、除算し、以下同様である。

パイプｉが、ｍｉｎとｍａｘの間の現在のフローを有すると仮定する。パイプｉは、他のパイプと共に、所与のＩＩＣを介してスイッチに入る。そのＩＩＣの現在のＢ値が１である場合には、そのＩＩＣ内の各パイプの伝送分数Ｔｉ（まだ１でない場合に）を、線形に増やすことが許可される。ＩＩＣによって使用される伝送分数Ｔｉの増加の線形速度の係数Ｃｉは、次のように定義される。すべてのパイプがその最大の負荷を提供する場合に、Max-Minアルゴリズムは、パイプごとの帯域幅割当てＰｉビット毎秒を与える。上で述べたように、この速度は、各リソース（入口または出口のＢＡＴフロー制御の場所）で、そのリソースの最大ドレイン速度の８倍の分数として表される。Ｃｉの定義は次の通りである。
あるリソースでのフロー制御でパイプｉに使用されるＣｉ＝
（（８＊リソースのドレイン速度）の分数としてのＰｉ）＊１／１６
乗数１／１６はクリティカルでない。たとえば、１／３２も動作する。理由は、Ｄｉの定義に続いて下で示す。

ＢＡＴは、ビット毎秒単位の、パイプｉのフロー速度ｆｉの使用も必要とする。各ｆｉは、やはり、ローカル・フロー制御のために、ローカル・リソースのドレイン速度の８倍の分数として測定される。Ｂ＝０のエポック中の各ＩＩＣで、Ｔｉの指数減少が、速度−Ｄｉ＊ｆｉであり、定数Ｄｉは、下で定義される。

ローカル・フロー制御のためのパイプｉの最小保証帯域幅が、ｍｉｎｉ＝やはりローカル・フロー制御のためにローカル・リソース・ドレイン速度の８倍の分数として測定される帯域幅として与えられるものとする。

パイプｉを除くすべてのパイプが、０帯域幅を提供し、パイプｉが、その最大帯域幅を提供する場合に、Max-Minアルゴリズムは、帯域幅Ｑｉビット毎秒のパイプｉへの割り当てを与える。やはり、すべてのパイプのフロー速度が、各リソース（入口または出口のＢＡＴフロー制御の場所）で、そのリソースの最大ドレイン速度の８倍の分数として表される。Ｄｉの定義は次の通りである。
Ｄｉ＝（（８＊リソースのドレイン速度）の分数として表された（Ｑｉ−ｍｉｎｉ））＊４
この乗数４は、正確ではない（たとえば、２も動作する）。理由は、次の通りである。あるＩＩＣのすべてのパイプが、各パイプｉについて提供される速度がその最大速度であるという点で貪欲であると仮定する。指数減少が線形増加と比較して速いかぎり、パイプｉに関する経時的なフロー（最大値＊Ｔｉ曲線の下の面積）は、まだＣｉに対して固定された比率である。Ｃｉは、すでにMax-Minの結果なので、この割振りは、グローバルMax-Min割振りを近似したものになる。これらが、管理者によってＩＩＣに送られなければならないＣｉおよびＤｉの値である。

論理入力および論理出力
この節のコンテキストを、図９、図１０、図１１、図１２、図１３、および図１４に示す。
パイプあたりの伝送確率を更新するために、各ＩＩＣがある値を必要とする。
入力
定数
パイプごとのＣｉおよびＤｉ
ＩＩＣ測定からの入力
ＩＩＣ内の各パイプのビット毎秒単位の伝送されたフロー速度ｆｉ
スイッチからの入力
ＩＩＣ内のすべてのパイプによって使用されるすべてのスイッチ・リソースの輻輳状況から定義される複合過剰帯域幅信号Ｂ
Ｎ個の異なるＢ値を有する複数の出力ブレードからの信号の、パイプのある組から使用可能にされるＴＤＭ信号ＢＮへの集約
前の反復から保管された値
各パイプの前の伝送確率Ｔｉ
Ｂ値の前の指数加重平均Ｅ
出力
将来の反復のためにＩＩＣ内に保管される
各パイプの現在の伝送確率Ｔｉ
Ｂ値の指数加重平均の現在値Ｅ
伝送確率テーブルの書込に使用するためにハードウェアに送られる
各パイプｉのＴｉ
定数ＣｉおよびＤｉは、前の節で定義された。

Ｂの値は、次のように導出することができる。ＩＩＣを介してスイッチに入るすべてのパイプが、異なるスイッチ・リソースを使用する。ＩＩＣ内のパイプのいずれかによって使用されるスイッチ・リソースのどれもが、現在、輻輳によって除去、許容不能な待ち時間、または許容不能なジッタが引き起こされる程度まで輻輳していない場合には、Ｂは１である。そうでない場合には、Ｂは０である。同一のスイッチ・リソースが、所与のＩＩＣを介してスイッチに入らない他のパイプによって使用される可能性があることに留意されたい。輻輳は、厳密に所与のＩＩＣを通過するパイプによって、厳密に所与のＩＩＣを通過しないパイプによって、またはその組合せによって引き起こされる可能性がある。どのパイプがどのリソースを使用するかを追跡することが、初期化の前に完了されなければならない管理タスクである。

好ましい実施形態では、Ｔｉの値が、時刻ｔの｛Ｔｉ、Ｂ、Ｅ、ｆｉ｝の値から、時刻ｔ＋Ｄｔの値に、次のように更新される。
Ｉｆ ｆｉ≦ｍｉｎｉ ｔｈｅｎ Ｔｉ（ｔ＋Ｄｔ）＝ｍｉｎ｛１、Ｔｉ（ｔ）＋．１２５｝
Ｅｌｓｅｉｆ ｆｉ＞ｍａｘｉ ｔｈｅｎ Ｔｉ（ｔ＋Ｄｔ）＝．８７５＊Ｔｉ（ｔ）
Ｅｌｓｅｉｆ Ｂ＝１ ｔｈｅｎ Ｔｉ（ｔ＋Ｄｔ）＝ｍｉｎ｛１、Ｔｉ（ｔ）＋Ｃｉ＊Ｅ（ｔ）｝
Ｅｌｓｅ Ｔｉ（ｔ＋Ｄｔ）＝ｍａｘ｛０、Ｔｉ（ｔ）−Ｄｉ＊ｆｉ（ｔ）｝

他の実施形態では、Ｂ＝１の時にＴｉの線形増加、Ｂ＝０の時にＴｉの指数減少を用いる、関連する方法を使用することができる。

図の構造は、ＩＩＣの回路の実装の例にすぎず、この図示が、本発明の範囲に対する制限と解釈されてはならないことに留意されたい。具体的に言うと、本発明を、ＰＨＹ、ＭＡＣ（イーサネット（Ｒ））、フレーマ（Packet over Sonet）、または他の入力インターフェース回路（ＩＩＣ）の論理的に類似するコンテキストで実践することができる。

本発明は、帯域幅割振り技術（ＢＡＴ）などのフロー制御を実施するのに制御理論を使用するフロー制御アルゴリズムと共に有利に展開される。ＢＡＴでは、ＲＥＤまたはＷＲＥＤのような抽象閾値ではなく、通常の性能判断基準（最小保証帯域幅および帯域幅に対する最大制限）を使用する。ＢＡＴでは、その最小帯域幅保証以下のパイプに関して１００％伝送を宣言する。ＢＡＴでは、提供される負荷がその保証された最小値を超えるパイプの間で帯域幅を公平に割り振る。また、ＢＡＴは、機能するために低閾値と高閾値の間のどこかでキュー占有を稼動させなければならないＲＥＤ機構またはＷＲＥＤ機構とは異なって、低レベルで普通にキュー占有を稼動させることができる。

本発明を従来技術から区別する利益は、そのような低価値であり、スイッチ処理リソースの高要求超過の一部であるデータグラムが、スイッチに入る前に除去されることである。従来のフロー制御アプローチは、しばしば、スイッチに入り、スイッチ内で処理され、ルーティングされて計算リソースを消費し、その後、スイッチを出る前に除去されるデータグラムを調べる場合がある。この利益は、所与のハードウェアでのスイッチの速度および効率を強化するか、ハードウェア・リソースを減らして同一のスイッチ機能を可能にするか、この２つの利益の組み合わせに変換することができる。

本発明を従来技術から区別するもう１つの利益が、本発明を、ＩＩＣを交換することのみによって既存のスイッチに簡単に組み込めるという事実である。そのようなＩＩＣをネットワーク管理リソースに結合することが、ＱＯＳを実施する低コストで単純な方法になる。

図１３に、本発明の実施形態の論理表現を示す。本発明を用いると、スイッチの上流の論理パスでの事前フロー制御が可能になる。初期化２４８は、管理コンソール２５０で使用可能にされる。管理コンソールは、パイプおよびパイプのＳＬＡに関する情報をネットワーク・ノードに通信する。そのようなノードの入力インターフェース回路（ＩＩＣ）の論理が、太線２５２によって区切られている。管理コンソールからの定数が、制御点（ＣＰ）２５４内で保持され、処理される（スイッチの物理パラメータに対して正規化されるなど）。太線２５２によって区切られたＩＩＣのそれぞれが、それを通る論理パイプに関係する適当な定数を保管する。これらの処理は、通常は、比較的低いデータ速度であり、図１３の上側の破線によって、これらの処理が区切られる。同一の線の下に、フロー制御更新処理２５８がある。過剰帯域幅信号の指数加重平均Ｅが、保管される２６０。図７、図８、および図９で前に説明したように、スイッチ・キュー占有カウンタ２６２が、値を制御点に報告し、その値が、過剰帯域幅信号Ｂ２６６として通信される。Ｂは、Ｅの更新２７０に使用される。Ｂは、Ｅと共に、ＩＩＣ内のパイプの伝送確率分数の更新にも使用される。ＩＩＣカウンタ２６４が、パイプ内のフロー速度を記録する。パイプに関する伝送されたフロー速度｛ｆｉ｝２６８も、累算される。伝送確率分数｛Ｔｉ｝が、保管される２７４。Ｅ、Ｂ、｛ｆｉ｝、および｛Ｔｉ｝の値が、ＢＡＴフロー制御アルゴリズム２７２によって使用されて、新しい伝送確率分数が計算される。好ましい実施形態では、フロー制御伝送分数を更新する論理を、ＩＩＣ内に常駐させることができる（代替実施形態では、フロー制御伝送分数を更新する論理を、図１４に示されたフロー制御データ編成ブロック内に常駐させることができる）。図１３の下側の破線は、これらの処理を区切る。その線の下に、データ・フロー処理２８０がある。フレームが到着し、識別について検査される２８２。それと並列に、乱数が生成される２８４。フレームが到着する際に、その識別を使用して、｛Ｔｉ｝保管テーブルから伝送確率Ｔｉ２８６を選択する。その後、Ｔｉと乱数を比較する２８８。伝送確率が乱数以上である場合には、伝送決定２９０が、伝送になる。そうでない場合には、伝送決定が、破棄になる。

スイッチ内の本発明の可能な実施形態の概要を、図１４に示す。スイッチ３００のデータグラムが、リンク３３６および３３８で到着する。ＰＨＹ３３２および３３４が、リンクの光子データと内部電子信号の間の変換を行う。データは、その後、ＭＡＣまたはフレーマ構成要素３１２および３１４に渡される。ＭＡＣまたはフレーマ構成要素は、ＰＣＩ（Peripheral Connection Interface）バス３２８および関連するワイヤ３３０によって、制御点３２６と通信する。ＭＡＣまたはフレーマ構成要素は、ワイヤ３２４上で、フロー制御データ編成から、過剰帯域幅信号ＢＮ３１０も受け取る。複数のネットワーク・プロセッサ３０４および３０６を通るデータによって、キュー占有状態が生成され、それが、ワイヤ３２０および３２２によって、フロー制御データ編成３０８に報告される。データは、ネットワーク・プロセッサの間で、接続のマトリックスであるスイッチ・ファブリック３０２を介して渡される。

ローカル・エリア・ネットワークＡ、Ｂ、およびＣを接続するコンピュータ・ネットワークを示す図である。 代表的なデータグラムのヘッダおよびペイロードの概略を示す図である。 入力インターフェース回路（ＩＩＣ）を介してスイッチに出入りするデータのフローを示す図である。 光ファイバとスイッチの間の、物理インターフェース回路（ＰＨＹ）内で行われるデータ・フローの光子−電子変換を示す図である。 ＩＩＣへのデータグラムの進入と、フレームを伝送するか破棄するためにＩＩＣ内のＢＡＴフロー制御によって行われる決定を示す図である。 帯域幅割振り技術（ＢＡＴ）フロー制御の３レベルで使用される異なる時間スケールを示す図である。 ＩＩＣを通過してスイッチに入る２つのパイプの例について、過剰帯域幅信号Ｂの定義にキュー値を含める方法を示す図である。 ネットワーク管理初期化タスクの詳細を示す図である。 ＩＩＣ１およびＩＩＣ２内のパイプ内の着信トラフィックに関する帯域幅割振りに使用するためにそれぞれＩＩＣ１およびＩＩＣ２に過剰帯域幅信号Ｂ１およびＢ２を周期的に報告する制御点（ＣＰ）による過剰帯域幅信号Ｂ１およびＢ２の測定の詳細の例を示す図である。 ＩＩＣ内のパイプに関する、フレームごとの伝送／破棄決定と、フロー速度の測定および保管の詳細を示す図である。 各ＩＩＣ内の伝送確率テーブルをリフレッシュするためのＴｉ計算の詳細を示す図である。 伝送確率テーブルの計算および構造を示す図である。 ３つの更新速度によってタスクが区分され、ＢＡＴ＋ＩＩＣ内の論理タスクの概要を示す図である。 スイッチ内のリソースの全体レイアウトを示す図である。

Claims (14)

1. ネットワーク・リンク上を伝送されるデータグラムが、入力インターフェース装置を介してスイッチに入力される、コンピュータ・ネットワークにおいて、
   個々のデータグラムに対する伝送／破棄決定を行う方法であって、
   ａ）パケット転送装置の上流のネットワーク・ノードの各入力インターフェース回路内で前記データグラムのあるビットをテストすることによって前記データグラムのパイプ・メンバシップを判定するステップであって、ビットの選択が、１つまたは複数のレベルのヘッダおよびペイロードを有するデータグラムの構成の標準規格に基づいて行われる、ステップと、
   ｂ）各前記入力インターフェース回路内の所定の組のパイプのそれぞれについて伝送確率を示す値（Ｔ）のテーブルを設けるステップと、
   ｃ）前記テーブルから前記データグラムの前記パイプ・メンバシップに一致する対応する値を選択するステップと、
   ｄ）前記パイプ・メンバシップに一致する前記伝送確率に応答して前記データグラムを選択的に伝送または破棄するステップと、
   ｉ）所定の時間間隔（Ｄｔ）で、パイプの保証された最小データ速度または保証された最大データ速度に対する、前記パイプのそれぞれでの実際に提供されるデータ速度に応答して、Ｔを変更するステップであって、
   実際に提供されるデータ速度が、
   イ）最小データ速度未満である場合には、Ｔが自動的に１００％にされ、
   ロ）最大データ速度超である場合には、実際に提供されるデータ速度が前記最大データ速度になるまでＴを減じ、
   ハ）最小データ速度以上最大データ速度以下である場合には、前記スイッチ内の輻輳の有無を示す信号（Ｂ）が、
   スイッチが輻輳していることを示す場合には（Ｂ＝０）、Ｔを減じ、
   スイッチが輻輳していないことを示す場合には（Ｂ＝１）、Ｔを増す、
   ステップ、
   を含む方法。
2. 選択的に伝送する前記ステップｄ）が、さらに、
   ｅ）前記入力インターフェース回路内に乱数ジェネレータを設けるステップと、
   ｆ）前記乱数ジェネレータの現在の状態と、値の前記テーブルからとられた伝送確率（Ｔ）の前記値との比較を実行するステップと、
   ｇ）前記乱数ジェネレータの前記現在の状態が、Ｔ以上の場合に、前記データグラムを破棄するステップと、
   ｈ）前記乱数ジェネレータの前記現在の状態が、Ｔより小さい場合に、前記データグラムを伝送するステップと
   を含む、請求項１に記載の方法。
3. スイッチ内の輻輳の有無を示す信号（Ｂ）は、パイプのすべてのデータグラムを伝送すべき状態を表す場合には１に等しく、前記乱数ジェネレータの前記現在の状態が、０と１．０との間の非負の数である、請求項１又は２に記載の方法。
4. パイプ・メンバシップ判定の前記ステップが、さらに、管理的に指定された値を、前記データグラムのパケット・ヘッダ内の選択されたフィールドの値と比較するステップを含む、請求項１〜３のいずれか１項に記載の方法。
5. パケット・ヘッダの前記選択されたフィールドが、標準ＩＰパケット・ヘッダ内のDifferentiated Services Code Point（ＤＳＣＰ）フィールドを含む、請求項４に記載の方法。
6. パケット・ヘッダの前記選択されたフィールドが、前記データグラム内のＭＰＬＳ（Multiprotocol Label Switching）ラベルまたはＥＸＰビットもしくはこれらの組合せ、またはＭＰＬＳトンネル指定にも使用されるＡＴＭ ＶＰＩ／ＶＣＩフィールドを含む、請求項４に記載の方法。
7. 値の前記テーブルが、パイプ番号に従ってインデクシングされ、各対応するテーブル項目が、関連するパイプに対応する前記伝送確率（Ｔ）を表す、請求項１〜６のいずれか１項に記載の方法。
8. 前記スイッチ内の輻輳の有無を示す信号（Ｂ）が、該スイッチ内の複数のキュー各々における占有値と閾値との比較に基づく信号から計算される、請求項１〜７のいずれか１項に記載の方法。
9. 前記スイッチ内の輻輳の有無を示す信号（Ｂ）の、時刻（ｔ＋Ｄｔ）における指数加重平均Ｅが下記式に従い計算され、
   Ｅ（ｔ＋Ｄｔ）＝（１−Ｗ）＊Ｅ（ｔ）＋Ｗ＊Ｂ（ｔ）
   （ここで、Ｂ（ｔ）は、時刻ｔにおけるＢの値であり、Ｅ（ｔ）は、時刻ｔにおけるＥの値であり、Ｗは所与の重みを表す）
   前記ステップ ハ）において時刻（ｔ＋Ｄｔ）におけるＴが下記式に従い増される、
   Ｔ（ｔ＋Ｄｔ）＝Ｔ（ｔ）＋Ｃ＊Ｅ（ｔ）＊Ｔ（ｔ）
   （ここで、Ｔ（ｔ＋Ｄｔ）、Ｔ（ｔ）は、夫々、時刻（ｔ＋Ｄｔ）、ｔにおけるＴの値であり、Ｃはスイッチの初期化時に判定される定数である）、請求項１〜８のいずれか１項に記載の方法。
10. 前記入力インターフェース回路内の前記パイプが、それがデータを誘導する先の出力ポートまたは出力ポートのグループに従ってグループ化され、前記値を変更する前記ステップｉ）が、パイプのグループのそれぞれについて別々に実行される、請求項１〜９のいずれか１項に記載の方法。
11. パケット転送装置の入力インターフェース回路内の装置であって、
    ａ）パイプ番号および関連する伝送の確率が保管されるテーブルと、
    ｂ）フレームの少なくとも一部を保管するバッファと、
    ｃ）乱数を周期的に出力する乱数ジェネレータと、
    ｄ）前記テーブル、前記バッファ、および乱数ジェネレータに機能的に結合されたコントローラと
    を含み、前記コントローラが、
    前記フレームのパイプ・メンバシップ番号を検出するために、前記バッファ内の情報を解析し、
    前記テーブルから、前記検出されたパイプ・メンバシップ番号に対応する伝送（伝送分数）確率値（Ｔ）を判定し、
    前記確率値を前記乱数ジェネレータの現在値と比較し、
    前記比較の結果に基づいて前記フレームを破棄するか又は転送し、
    所定の時間間隔（Ｄｔ）で、パイプの保証された最小データ速度または保証された最大データ速度に対する前記パイプのそれぞれでの実際に提供されるデータ速度に応じて、下記イ）〜ロ）に示すアルゴリズムに従い、前記Ｔを変更し、
    イ）最小データ速度未満である場合には、Ｔを自動的に１００％にし、
    ロ）最大データ速度超である場合には、実際に提供されるデータ速度が前記最大データ速度になるまでＴを減じ、
    ハ）最小データ速度以上最大データ速度以下である場合には、さらに、前記パケット転送装置内の輻輳の有無を示す前記パケット転送装置からの信号（Ｂ）が、
    前記パケット転送装置が輻輳していることを示す場合には（Ｂ＝０）、Ｔを減じ、
    前記パケット転送装置が輻輳してないことを示す場合には（Ｂ＝１）、Ｔを増す、
    装置。
12. 管理構成要素をさらに含み、前記管理構成要素が、前記アルゴリズムにおいて使用される定数とおよびパイプの前記保証された最小データ速度および保証された最大データ速度を初期化する、請求項１１に記載の装置。
13. 前記信号が、異なる出力ポートまたは出力ポートのグループ内の輻輳にそれぞれが対応する複数の構成要素を含み、前記入力インターフェース回路内の前記パイプが、それがデータを誘導する先の出力ポートまたは出力ポートのグループに従ってグループ化され、前記Ｔの前記変更が、パイプのグループのそれぞれについて別々に実行される、請求項１１または１２に記載の装置。
14. 通信システムであって、
    スイッチと、
    前記スイッチに機能的に結合された輻輳監視装置であって、前記輻輳監視装置が、前記スイッチ内の伝送を監視し、前記スイッチ内の輻輳状態または無輻輳状態を示す少なくとも１つの信号を生成する、輻輳監視装置と、
    前記スイッチに機能的に結合された物理装置（ＰＨＹ）であって、前記ＰＨＹが請求項１１〜１３のいずれか１項に記載された装置を含む、物理装置（ＰＨＹ）と、
    を含む通信システム。

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